Андрей Робачевский - Операционная система UNIX

Для уменьшения вероятности таких потерь в UNIX имеется несколько возможностей:

□ Во-первых, может использоваться системный вызов sync(2) , который обновляет все дисковые блоки, соответствующие "грязным" буферам. Необходимо отметить, что sync(2) не ожидает завершения операции ввода/вывода, таким образом после возврата из функции не гарантируется, что все "грязные" буферы сохранены на диске. [50] В распоряжении администратора имеется командный интерфейс к системному вызову — утилита sync(1M) . Поскольку выполнение команды еще не свидетельствует о фактическом завершении ввода/вывода, администраторы практикуют вызов sync(1M) несколько раз. Повторные вызовы повышают вероятность того, что ввод/вывод будет завершен прежде, чем будет введена другая команда или остановлена система, поскольку набор команды занимает определенное время. Тот же эффект может быть достигнут просто ожиданием нескольких секунд после ввода sync(1М) , но набор команды позволяет "скрасить ожидание".

□ Во-вторых, процесс может открыть файл в синхронном режиме (указав флаг O_SYNCв системном вызове open(2) ). При этом все изменения в файле будут немедленно сохраняться на диске.

□ Наконец, через регулярные промежутки времени в системе пробуждается специальный системный процесс — диспетчер буферного кэша (в различных версиях UNIX его названия отличаются, чаще всего используется fsflush или bdflush). Этот процесс освобождает "грязные" буферы, сохраняя их содержимое в соответствующих дисковых блоках [51] Работа диспетчера буферного кэша зависит от версии UNIX и конкретных настроек ядра системы. Например, в SCO UNIX для этого используются несколько параметров. Параметр BDFLUSHR задает интервал между последовательными пробуждениями bdflush, его значение по умолчанию составляет 30 секунд. Параметр NAUTOUP задает промежуток времени, который буфер должен оставаться "грязным", прежде чем bdflush сохранит его на диске. (рис. 4.14, д).

Центральной концепцией в архитектуре виртуальной памяти SVR4 является отображение файлов. При этом подходе все адресное пространство может быть представлено набором отображений различных файлов в память. Действительно, в страницы памяти, содержащие кодовые сегменты, отображаются соответствующие секции исполняемых файлов. Процесс может задать отображение с помощью системного вызова mmap(2) , при этом страницам памяти будут соответствовать определенные участки отображаемого файла. Даже области памяти, содержимое которых изменяется и не связано ни с каким файлом файловой системы, т.н. анонимные страницы , можно отобразить на определенные участки специального файла устройства, отвечающего за область свопинга (именно там сохраняются анонимные объекты памяти). При этом фактический обмен данными между памятью и устройствами их хранения, инициируется возникновением страничной ошибки. Такая архитектура позволяет унифицировать операции ввода/вывода практически для всех случаев.

При этом подходе, когда процесс выполняет вызовы read(2) или write(2) , ядро устанавливает отображение части файла, адресованного этими вызовами, в собственное адресное пространство. Затем эта область копируется в адресное пространство процесса. При копировании возникают страничные ошибки, приводящие в фактическому считыванию дисковых блоков файла в память. Поскольку все операции кэширования данных в этом случае обслуживаются подсистемой управления памятью, необходимость в буферном кэше, как отдельной подсистеме, отпадает.

Значительная часть файловой системы находится в оперативной памяти. А именно, в оперативной памяти расположены суперблок примонтированной системы, метаданные активных файлов (в виде системно-зависимых inode и соответствующих им vnode) даже отдельные блоки хранения данных файлов, временно находящиеся в буферном кэше.

Для операционной системы рассогласование между буферным кэшем и блоками хранения данных отдельных файлов, не приведет к катастрофическим последствиям даже в случае внезапного останова системы, хотя с точки зрения пользователя все может выглядеть иначе. Содержимое отдельных файлов не вносит существенных нарушений в целостность файловой системы.

Другое дело, когда подобные несоответствия затрагивают метаданные файла или другую управляющую информацию файловой системы, например, суперблок. Многие файловые операции затрагивают сразу несколько объектов файловой системы, и если на диске будут сохранены изменения только для части этих объектов, целостность файловой системы может быть существенно нарушена.