Основные функции и компоненты ядра ОС UNIX (стр. 9 из 13)

Последовательность действий системного вызова open (pathname, mode) следующая:

• анализируется непротиворечивость входных параметров (главным образом, относящихся к флагам режима доступа к файлу);
• выделяется или находится пространство для описателя файла в системной области данных процесса (u-области);
• в общесистемной области выделяется или находится существующее пространство для размещения системного описателя файла (структуры file);
• производится поиск в архиве файловой системы объекта с именем "pathname" и образуется или обнаруживается описатель файла уровня файловой системы (vnode в терминах UNIX V System 4);
• выполняется связывание vnode с ранее образованной структурой file.

Системные вызовы open и creat (почти) функционально эквивалентны. Любой существующий файл можно открыть с помощью системного вызова creat, и любой новый файл можно создать с помощью системного вызова open. Однако, применительно к системному вызову creat мы должны подчеркнуть, что в случае своего естественного применения (для создания файла) этот системный вызов создает новый элемент соответствующего каталога (в соответствии с заданным значением pathname), а также создает и соответствующим образом инициализирует новый i-узел.

Наконец, системный вызов dup (duplicate - скопировать) приводит к образованию нового дескриптора уже открытого файла. Этот специфический для ОС UNIX системный вызов служит исключительно для целей перенаправления ввода/вывода (см. п. 2.1.8). Его выполнение состоит в том, что в u-области системного пространства пользовательского процесса образуется новый описатель открытого файла, содержащий вновь образованный дескриптор файла (целое число), но ссылающийся на уже существующую общесистемную структуру file и содержащий те же самые признаки и флаги, которые соответствуют открытому файлу-образцу.

Другими важными системными вызовами являются системные вызовы read и write. Системный вызов read выполняется следующим образом:

• в общесистемной таблице файлов находится дескриптор указанного файла, и определяется, законно ли обращение от данного процесса к данному файлу в указанном режиме;
• на некоторое (короткое) время устанавливается синхронизационная блокировка на vnode данного файла (содержимое описателя не должно изменяться в критические моменты операции чтения);
• выполняется собственно чтение с использованием старого или нового механизма буферизации, после чего данные копируются, чтобы стать доступными в пользовательском адресном пространстве.

Операция записи выполняется аналогичным образом, но меняет содержимое буфера буферного пула.

Системный вызов close приводит к тому, что драйвер обрывает связь с соответствующим пользовательским процессом и (в случае последнего по времени закрытия устройства) устанавливает общесистемный флаг "драйвер свободен".

Наконец, для специальных файлов поддерживается еще один "специальный" системный вызов ioctl. Это единственный системный вызов, который обеспечивается для специальных файлов и не обеспечивается для остальных разновидностей файлов. Фактически, системный вызов ioctl позволяет произвольным образом расширить интерфейс любого драйвера. Параметры ioctl включают код операции и указатель на некоторую область памяти пользовательского процесса. Всю интерпретацию кода операции и соответствующих специфических параметров проводит драйвер.

Естественно, что поскольку драйверы главным образом предназначены для управления внешними устройствами, программный код драйвера должен содержать соответствующие средства для обработки прерываний от устройства. Вызов индивидуальной программы обработки прерываний в драйвере происходит из ядра операционной системы. Подобным же образом в драйвере может быть объявлен вход "timeout", к которому обращается ядро при истечении ранее заказанного драйвером времени (такой временной контроль является необходимым при управлении не слишком интеллектуальными устройствами).

Общая схема интерфейсной организации драйверов показана на рисунке 3.5. Как показывает этот рисунок, с точки зрения интерфейсов и общесистемного управления различаются два вида драйверов - символьные и блочные. С точки зрения внутренней организации выделяется еще один вид драйверов - потоковые (stream) драйверы (мы уже упоминали о потоках в п. 2.7.1). Однако по своему внешнему интерфейсу потоковые драйверы не отличаются от символьных.

Рис. 3.5. Интерфейсы и входные точки драйверов

Блочные драйверы

Блочные драйверы предназначаются для обслуживания внешних устройств с блочной структурой (магнитных дисков, лент и т.д.) и отличаются от прочих тем, что они разрабатываются и выполняются с использованием системной буферизации. Другими словами, такие драйверы всегда работают через системный буферный пул. Как видно на рисунке 3.5, любое обращение к блочному драйверу для чтения или записи всегда проходит через предварительную обработку, которая заключается в попытке найти копию нужного блока в буферном пуле.

В случае, если копия требуемого блока не находится в буферном пуле или если по какой-либо причине требуется заменить содержимое некоторого обновленного буфера, ядро ОС UNIX обращается к процедуре strategy соответствующего блочного драйвера. Strategy обеспечивает стандартный интерфейс между ядром и драйвером. С использованием библиотечных подпрограмм, предназначенных для написания драйверов, процедура strategy может организовывать очереди обменов с устройством, например, с целью оптимизации движения магнитных головок на диске. Все обмены, выполняемые блочным драйвером, выполняются с буферной памятью. Перепись нужной информации в память соответствующего пользовательского процесса производится программами ядра, заведующими управлением буферами.

Символьные драйверы

Символьные драйверы главным образом предназначены для обслуживания устройств, обмены с которыми выполняются посимвольно, либо строками символов переменного размера. Типичным примером символьного устройства является простой принтер, принимающий один символ за один обмен.

Символьные драйверы не используют системную буферизацию. Они напрямую копируют данные из памяти пользовательского процесса при выполнении операций записи или в память пользовательского процесса при выполнении операций чтения, используя собственные буфера.

Следует отметить, что имеется возможность обеспечить символьный интерфейс для блочного устройства. В этом случае блочный драйвер использует дополнительные возможности процедуры strategy, позволяющие выполнять обмен без применения системной буферизации. Для драйвера, обладающего одновременно блочным и символьным интерфейсами, в файловой системе заводится два специальных файла, блочный и символьный. При каждом обращении драйвер получает информацию о том, в каком режиме он используется.

Потоковые драйверы

Как отмечалось в п. 2.7.1, основным назначением механизма потоков (streams) является повышение уровня модульности и гибкости драйверов со сложной внутренней логикой (более всего это относится к драйверам, реализующим развитые сетевые протоколы). Спецификой таких драйверов является то, что большая часть программного кода не зависит от особенностей аппаратного устройства. Более того, часто оказывается выгодно по-разному комбинировать части программного кода.

Все это привело к появлению потоковой архитектуры драйверов, которые представляют собой двунаправленный конвейер обрабатывающих модулей. В начале конвейера (ближе всего к пользовательскому процессу) находится заголовок потока, к которому прежде всего поступают обращения по инициативе пользователя. В конце конвейера (ближе всего к устройству) находится обычный драйвер устройства. В промежутке может располагаться произвольное число обрабатывающих модулей, каждый из которых оформляется в соответствии с обязательным потоковым интерфейсом.

Взаимодействие процессов

Каждый процесс в ОС UNIX выполняется в собственной виртуальной памяти, т.е. если не предпринимать дополнительных усилий, то даже процессы-близнецы, образованные в результате выполнения системного вызова fork(), на самом деле полностью изолированы один от другого (если не считать того, что процесс-потомок наследует от процесса-предка все открытые файлы). Тем самым, в ранних вариантах ОС UNIX поддерживались весьма слабые возможности взаимодействия процессов, даже входящих в общую иерархию порождения (т.е. имеющих общего предка).

Очень слабые средства поддерживались и для взаимной синхронизации процессов. Практически, все ограничивалось возможностью реакции на сигналы, и наиболее распространенным видом синхронизации являлась реакция процесса-предка на сигнал о завершении процесса-потомка.

По-видимому, применение такого подхода являлось реакцией на чрезмерно сложные механизмы взаимодействия и синхронизации параллельных процессов, существовавшие в исторически предшествующей UNIX ОС Multics. Напомним (см. раздел 1.1), что в ОС Multics поддерживалась сегментно-страничная организация виртуальной памяти, и в общей виртуальной памяти могло выполняться несколько параллельных процессов, которые, естественно, могли взаимодействовать через общую память. За счет возможности включения одного и того же сегмента в разную виртуальную память аналогичная возможность взаимодействий существовала и для процессов, выполняемых не в общей виртуальной памяти.