Архитектура операционной системы UNIX

В четвертом случае (Рисунок 3.9) ядро, работая с процессом A, не смогло найти дисковый блок в соответствующей хеш-очереди и предприняло попытку выделить из списка свободных буферов новый буфер, как в случае 2. Однако, в списке не оказалось ни одного буфера, поэтому процесс A приостановился до тех пор, пока другим процессом не будет выполнен алгоритм brelse, высвобождающий буфер. Планируя выполнение процесса A, ядро вынуждено снова просматривать хеш-очередь в поисках блока. Оно не в состоянии немедленно выделить буфер из списка свободных буферов, так как возможна ситуация, когда свободный буфер ожидают сразу несколько процессов и одному из них будет выделен вновь освободившийся буфер, на который уже нацелился процесс A. Таким образом, алгоритм поиска блока снова гарантирует, что только один буфер включает содержимое дискового блока. На Рисунке 3.10 показана конкуренция между двумя процессами за освободившийся буфер.

Последний случай (Рисунок 3.11) наиболее сложный, поскольку он связан с комплексом взаимоотношений между несколькими процессами. Предположим, что ядро, работая с процессом A, ведет поиск дискового блока и выделяет буфер, но приостанавливает выполнение процесса перед освобождением буфера. Например, если процесс A попытается считать дисковый блок и выделить буфер, как в случае 2, то он приостановится до момента завершения передачи данных с диска. Предположим, что пока процесс A приостановлен, ядро активизирует второй процесс, B, который пытается обратиться к дисковому блоку, чей буфер был только что заблокирован процессом A. Процесс B (случай 5) обнаружит этот захваченный блок в хеш-очереди. Так как использовать захваченный буфер не разрешается и, кроме того, нельзя выделить для одного и того же дискового блока второй буфер, процесс B помечает буфер как «запрошенный» и затем приостанавливается до того момента, когда процесс A освободит данный буфер.

В конце концов процесс A освобождает буфер и замечает, что он запрошен. Тогда процесс A «будит» все процессы, приостановленные по событию «буфер становится свободным», включая и процесс B. Когда же ядро вновь запустит на выполнение процесс B, процесс B должен будет убедиться в том, что буфер свободен. Возможно, что третий процесс, C, ждал освобождения этого же буфера, и ядро запланировало активизацию процесса C раньше B; при этом процесс C мог приостановиться и оставить буфер заблокированным. Следовательно, процесс B должен проверить то, что блок действительно свободен.

Рисунок 3.8. Третий случай выделения буфера

Рисунок 3.9. Четвертый случай выделения буфера

Процесс B также должен убедиться в том, что в буфере содержится первоначально затребованный дисковый блок, поскольку процесс C мог выделить данный буфер другому блоку, как в случае 2. При выполнении процесса B может обнаружиться, что он ждал освобождения буфера не с тем содержимым, поэтому процессу B придется вновь заниматься поисками блока. Если же его настроить на автоматическое выделение буфера из списка свободных буферов, он может упустить из виду возможность того, что какой-либо другой процесс уже выделил буфер для данного блока.

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.

Рисунок 3.11. Пятый случай выделения буфера