第十二章块设备I/O和缓冲区管理
块设备I/O缓冲区
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I/O缓冲的基本原理非常简单。文件系统使用一系列I/O缓冲区作为块设备的缓存内存。当进程试图读取(dev,blk)标识的磁盘块时。它首先在缓冲区缓存中搜索分配给磁盘块的缓冲区。如果该缓冲区存在并且包含有效数据、那么它只需从缓冲区中读取数据、而无须再次从磁盘中读取数据块。如果该缓冲区不存在,它会为磁盘块分配一个缓冲区,将数据从磁盘读人缓冲区,然后从缓冲区读取数据。
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当某个块被读入时、该缓冲区将被保存在缓冲区缓存中,以供任意进程对同一个块的下一次读/写请求使用。同样,当进程写入磁盘块时,它首先会获取一个分配给该块的缓冲区。然后,它将数据写入缓冲区,将缓冲区标记为脏,以延迟写入,并将其释放到缓冲区缓存中。由于脏缓冲区包含有效的数据,因此可以使用它来满足对同一块的后续读/写请求,而不会引起实际磁盘I/O。
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脏缓冲区只有在被重新分配到不同的块时才会写人磁盘。
2.Unix I/O缓冲区管理算法
Unix缓冲区管理子系统由以下几部分组成:
(1)I/O缓存区
内核中的一系列NBUF 缓冲区用作缓冲区缓存。每个缓冲区用一个结构体表示。
(2)设备表
每个块设备用一个设备表结构表示。
(3)缓冲区初始化
当系统启动时,所有I/O缓冲区都在空闲列表中,所有设备列表和I/O队列均为空。
(4)缓冲区列表
当缓冲区分配给(dev,blk)时,它会被插入设备表的dev_list中。如果缓冲区当前正在使用,则会将其标记为BUSY并从空闲列表中删除。繁忙缓冲区也可能回在设备表的I/O队列中。
(5)Unix getblk/brelse算法
Unix算法的缺点:
(1)效率低下: 该算法依赖于重试循环,例如,释放缓冲区可能会唤醒两组进程:需要释放的缓冲区的进程,以及只需要空闲缓冲区的进程。由于只有一个进程可以获取释放的缓冲区,所以,其他所有被唤醒的进程必须重新进入休眠状态。从休眠状态唤醒后,每个被唤醒的进程必须从头开始重新执行算法,因为所需的缓冲区可能已经存在。这会导致过多的进程切换。
(2)缓存效果不可预知: 在Unix算法中,每个释放的缓冲区都可被获取’如果缓冲区 由需要空闲缓冲区的进程获取,那么将会重新分配缓冲区,即使有些进程仍然需要当前的缓冲区。
(3)可能会出现饥饿: Unix算法基于“自由经济”原则,即每个进程都有尝试的机会,但不能保证成功,因此,可能会出现进程饥饿。
(4)该算法使用只适用于单处理器系统的休眠/唤醒操作。
新的I/O缓冲区管理算法
信号量的主要优点是:
(1)计数信号量可用来表示可用资源的数量,例如:空闲缓冲区的数量。
(2)当多个进程等待一个资源时,信号量上的V操作只会释放一个等待进程,该进程不必重试,因为它保证拥有资源。
Box#1:用户界面﹐这是模拟系统的用户界面部分,提示输人命令、显示命令执行、显示系统状态和执行结果等。在开发过程中,可以手动输入命令来执行任务。在最后测试过程中,任务应该有自己的输入命令序列
Box#2: 多任务处理系统的CPU端,模拟单处理器(单CPU)文件系统的内核模式。当系统启动时,它会创建并运行一个优先级最低的主任务,但它会创建ntask工作任务,所有任务的优先级都是1,并将它们输人readyQueue。然后,主任务执行以下代码,该代码将任务切换为从readyQueue运行工作任务。
Box#3: 磁盘控制器,它是主进程的一个子进程。因此,它与CPU端独立运行,除了它们之间的通信通道,通信通道是CPU和磁盘控制器之间的接口。通信通道由主进程和子进程之间的管道实现。
磁盘中断: 从磁盘控制器到CPU的中断由SIGUSR1(#10)信号实现。在每次IO操作结束时,磁盘控制器会发出 kill(ppid, SIGUSR1)系统调用,向父进程发送SIGUSR1信号,充当虚拟CPU中断。通常,虚拟CPU会在临界区屏蔽出/人磁盘中断(信号)。为防止竞态条件,磁盘控制器必须要从CPU接收一个中断确认,才能再次中断。
虚拟磁盘: Box#4:Linux文件模拟的虚拟磁盘。使用Linux系统调用lseek()、read(和write(),支持虚拟磁盘上的任何块I/O操作。为了简单起见,将磁盘块大小设置为16字节。由于数据内容无关紧要,所以可以将它们设置为16个字符的固定序列。
实践
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