Структура buf также требуется буферному кэшу для хранения управляющей информации о кэшируемом блоке. В современных системах UNIX, таких как SVR4, буферный кэш нужен только для блоков метаданных файлов (содержащих индексные дескрипторы или блоки косвенной связи, см. раздел 9.2.2). Он кэширует последние использованные блоки, ожидая, что именно они с наибольшей вероятностью потребуются повторно (см. о принципе локальности ссылок в разделе 13.2.6). Структура buf ассоциируется с каждым таким блоком и содержит следующие дополнительные поля, предназначенные для управления кэшированием:
♦ указатель на vnode файла устройства;
♦ флаги, указывающие на занятость или «свободность» буфера, а также «грязность» буфера (наличие изменения);
♦ флаг aged (см. ниже);
♦ указатели на положение буфера в списке свободных буферов;
♦ указатели для размещения буфера в таблице хэширования. Аргументом хэш-функции являются vnode и номер блока.
Флаг aged требует более подробного объяснения. При освобождении «грязного» буфера ядро производит его перемещение в конец списка свободных буферов. Постепенно такой буфер оказывается в начале списка, если к нему не произойдет обращение раньше. После того как буфер достигнет начала списка, процесс может попытаться воспользоваться им повторно и увидит, что его содержимое необходимо сначала сбросить на диск. Процесс устанавливает для такого буфера флаг aged и запускает операцию записи. Флаг показывает, что буфер уже находился в списке свободных буферов. Такой буфер должен быть использован повторно раньше других буферов, попавших в данный список впервые, так как к этому буферу не происходило обращения в течение длительного периода времени. Следовательно, после завершения операции записи обработчик прерывания освободит буфер с флагом aged и сразу поместит его в начало списка свободных буферов.
Взаимодействие с объектом vnode
Ядро обращается к дисковому блоку при помощи указания vnode и смещения внутри этого объекта. Если vnode представляет специальный файл устройства, то смещение является физическим и отсчитывается от «начала» устройства. Если объект vnode представляет обычный файл, его смещение является логической величиной и базируется началом файла.
Из этого следует, что обращение к обычному файлу можно произвести двумя методами: либо по его объекту vnode и смещению в файле, либо по объекту vnode устройства и физическому смещению. Второй метод применяется при осуществлении прямого доступа к устройству. Такое обращение может привести к порождению двух псевдонимов одного и того же блока, что повлечет появление двух копий блока в памяти. Для предупреждения подобных ситуаций прямой доступ к устройству ограничен и разрешен только до монтирования файловой системы.
Так как каждый блок ассоциируется с vnode (файла или устройства), ядро осуществляет все операции блочного ввода-вывода через объекты vnode (кроме случая неформатированного ввода-вывода, о котором можно прочесть в разделе 16.6.4). Объект vnode поддерживает для этой цели две операции, VOP_GЕТPAGЕ (получение страницы) и VOP_PUTPAGE (сброс страницы на диск). Вызов этих операций приводит к запуску spec_putpage() и spec_getpage() в случае файлов устройств, функций ufs_putpage() и ufs_getpage() для файла ufs и так далее.
Представленный выше механизм гарантирует сохранение целостности при обращении нескольких процессов к одному и тому же файлу различными способами. В частности, один процесс может отобразить файл в памяти, в то время как другой процесс обращается к этому же файлу через вызовы read и write. Для того чтобы ядро системы обладало непротиворечивым представлением о таком файле, оба метода осуществляют доступ к нему через vnode.
Для примера опишем работу функции ufs_getpage(), которая сначала проверяет наличие страницы в памяти посредством обращения в глобальной таблице хэширования, используя vnode и смещение в качестве аргумента. Если страница не была обнаружена в памяти, функция вызывает процедуру ufs_ bmap() для преобразования логического номера блока файла в физический номер блока на диске. Затем функция запрашивает страницу памяти, в которую будет считываться блок данных и ассоциирует с ним структуру buf. Функция получает номер устройства диска из индексного дескриптора (который доступен через объект vnode). На последнем этапе работы происходит вызов процедуры d_strategy() дискового драйвера для непосредственно чтения (процедуре передается указатель на buf) и переход процесса в режим сна до завершения операции. По окончании ввода-вывода обработчик прерываний разбудит процесс. Функция ufs_getpage() осуществляет также некоторые дополнительные действия, такие как упреждающее чтение, если это необходимо.
Если блок не содержит данных файла, то он ассоциирован с объектом vnode файла устройства. В этом случае для чтения блока загружается функция spec_getpage(). Она также производит проверку наличия блока в памяти. Если блок не обнаружен, функция загружает операцию чтения с диска. В отличие от случая обычных файлов, операции spec_getpage() не нужно делать преобразование логического номера блока в физический, так как указываемые номера блоков уже относятся к конкретному устройству.
Опубликовал katy
June 24 2015 16:39:26 ·
0 Комментариев ·
2864 Прочтений ·
• Не нашли ответ на свой вопрос? Тогда задайте вопрос в комментариях или на форуме! •
Комментарии
Нет комментариев.
Добавить комментарий
Рейтинги
Рейтинг доступен только для пользователей.
Пожалуйста, залогиньтесь или зарегистрируйтесь для голосования.
Нет данных для оценки.
Гость
Вы не зарегистрированны? Нажмите здесь для регистрации.
Главная
Каталог файлов
