Архитектура операционной системы UNIX

Бах Морис Дж.

Рисунок 3.10. Состязание за свободный буфер

В конце концов, процесс B найдет этот блок, при необходимости выбрав новый буфер из списка свободных буферов, как в случае 2. Пусть некоторый процесс, осуществляя поиск блока 99 (Рисунок 3.11), обнаружил этот блок в хеш-очереди, однако он оказался занятым. Процесс приостанавливается до момента освобождения блока, после чего он запускает весь алгоритм с самого начала. На Рисунке 3.12 показано содержимое занятого буфера.

Алгоритм выделения буфера должен быть надежным; процессы не должны «засыпать» навсегда и рано или поздно им нужно выделить буфер. Ядро гарантирует такое положение, при котором все процессы, ожидающие выделения буфера, продолжат свое выполнение, благодаря

тому, что ядро распределяет буферы во время обработки обращений к операционной системе и освобождает их перед возвратом управления процессам. [9] В режиме задачи процессы непосредственно не контролируют выделение буферов ядром системы, поэтому они не могут намеренно «захватывать» буферы. Ядро теряет контроль над буфером только тогда, когда ждет завершения операции ввода-вывода между буфером и диском. Было задумано так, что если дисковод испорчен, он не может прерывать работу центрального процессора, и тогда ядро никогда не освободит буфер. Дисковод должен следить за работой аппаратных средств в таких случаях и возвращать ядру код ошибки, сообщая о плохой работе диска. Короче говоря, ядро может гарантировать, что процессы, приостановленные в ожидании буфера, в конце концов возобновят свое выполнение.

9

Исключением является системная операция mount, которая захватывает буфер до тех пор, пока не будет исполнена операция umount. Это исключение не является существенным, поскольку общее количество буферов намного превышает число активных монтированных файловых систем.

Рисунок 3.11. Пятый случай выделения буфера

Можно также представить себе ситуацию, когда процесс «зависает» в ожидании получения доступа к буферу. В четвертом случае, например, если несколько процессов приостанавливаются, ожидая освобождения буфера, ядро не гарантирует, что они получат доступ к буферу в той очередности, в которой они запросили доступ. Процесс может приостановить и возобновить свое выполнение, когда буфер станет свободным, только для того, чтобы приостановиться вновь из — за того, что другой процесс получил управление над буфером первым. Теоретически, так может продолжаться вечно, но практически такой проблемы не возникает в связи с тем, что в системе обычно заложено большое количество буферов.

3.4 ЧТЕНИЕ И ЗАПИСЬ ДИСКОВЫХ БЛОКОВ

Теперь, когда алгоритм выделения буферов нами уже рассмотрен, будет легче понять процедуру чтения и записи дисковых блоков. Чтобы считать дисковый блок (Рисунок 3.13), процесс использует алгоритм getblk для поиска блока в буферном кеше. Если он там, ядро может возвратить его немедленно без физического считывания блока с диска. Если блок в кеше отсутствует, ядро приказывает дисководу «запланировать» запрос на чтение и приостанавливает работу, ожидая завершения ввода-вывода. Дисковод извещает контроллер диска о том, что он собирается считать информацию, и контроллер тогда передает информацию в буфер. Наконец, дисковый контроллер прерывает работу процессора, сообщая о завершении операции ввода-вывода, и программа обработки прерываний от диска возобновляет выполнение приостановленного процесса; теперь содержимое дискового блока находится в буфере. Модули, запросившие информацию данного блока, получают ее; когда буфер им уже не потребуется, они освободят его для того, чтобы другие процессы получили к нему доступ.

Рисунок 3.12. Состязание за свободный буфер

В главе 5 будет показано, как модули более высокого уровня (такие как подсистема управления файлами) могут предчувствовать потребность во втором дисковом блоке, когда процесс читает информацию из файла последовательно. Эти модули формируют запрос на асинхронное выполнение второй операции ввода-вывода, надеясь на то, что информация уже будет в памяти, когда вдруг возникнет необходимость в ней, и тем самым повышая быстродействие системы. Для этого ядро выполняет алгоритм чтения блока с продвижением breada (Рисунок 3.14). Ядро проверяет, находится ли в кеше первый блок, и если его там нет, приказывает дисководу считать этот блок. Если в буферном кеше отсутствует и второй блок, ядро дает команду дисководу считать асинхронно и его. Затем процесс приостанавливается, ожидая завершения операции ввода-вывода над первым блоком. Когда выполнение процесса возобновляется,

он возвращает буфер первому блоку и не обращает внимание на то, когда завершится операция ввода-вывода для второго блока. После завершения этой операции контроллер диска прерывает работу системы; программа обработки прерываний узнает о том, что ввод-вывод выполнялся асинхронно, и освобождает буфер (алгоритм brelse). Если бы она не освободила буфер, буфер остался бы заблокированным и по этой причине недоступным для всех процессов. Невозможно заранее разблокировать буфер, так как операция ввода-вывода, связанная с буфером, активна и, следовательно, содержимое буфера еще не адекватно. Позже, если процесс пожелает считать второй блок, он обнаружит его в буферном кеше, поскольку к тому времени операция ввода-вывода закончится. Если же, в начале выполнения алгоритма breada, первый блок обнаружился в буферном кеше, ядро тут же проверяет, находится там же и второй блок, и продолжает работу по только что описанной схеме.

алгоритм bread /* чтение блока */

входная информация: номер блока в файловой системе

выходная информация: буфер, содержащий данные

{

 получить буфер для блока (алгоритм getblk);

 if (данные в буфере правильные)

 return буфер;

 приступить к чтению с диска;

 sleep (до завершения операции чтения);

 return (буфер);

}

Рисунок 3.13. Алгоритм чтения дискового блока

Алгоритм записи содержимого буфера в дисковый блок (Рисунок 3.15) похож на алгоритм чтения. Ядро информирует дисковод о том, что есть буфер, содержимое которого должно быть выведено, и дисковод планирует операцию ввода-вывода блока. Если запись производится синхронно, вызывающий процесс приостанавливается, ожидая ее завершения и освобождая буфер в момент возобновления своего выполнения. Если запись производится асинхронно, ядро запускает операцию записи на диск, но не ждет ее завершения. Ядро освободит буфер, когда завершится ввод-вывод.

алгоритм breada /* чтение блока с продвижением */

входная информация:

 (1) в файловой системе номер блока для немедленного считывания

 (2) в файловой системе номер блока для асинхронного считывания

выходная информация: буфер с данными, считанными немедленно

{

 if (первый блок отсутствует в кеше) 

{

получить буфер для первого блока (алгоритм getblk);

if (данные в буфере неверные) 

приступить к чтению с диска;

 }

 if (второй блок отсутствует в кеше) 

{

получить буфер для второго блока (алгоритм getblk);

if (данные в буфере верные)

 освободить буфер (алгоритм brelse);

else

 приступить к чтению с диска;

 }

 if (первый блок первоначально находился в кеше)

 {

считать первый блок (алгоритм bread);

return буфер;

 }

 sleep (до того момента, когда первый буфер будет содержать верные данные);

 return буфер;

}

Рисунок 3.14. Алгоритм чтения блока с продвижением

Могут возникнуть ситуации, и это будет показано в следующих двух главах, когда ядро не записывает данные немедленно на диск. Если запись «откладывается», ядро соответствующим образом помечает буфер, освобождая его по алгоритму brelse, и продолжает работу без планирования ввода-вывода. Ядро записывает блок на диск перед тем, как другой процесс сможет переназначить буфер другому блоку, как показано в алгоритме getblk (случай 3). Между тем, ядро надеется на то, что процесс получает доступ до того, как буфер будет переписан на диск; если этот процесс впоследствии изменит содержимое буфера, ядро произведет дополнительную операцию по сохранению изменений на диске.