Архитектура операционной системы UNIX - Морис Бах

алгоритм detachreg /* отсоединить область от процесса */

входная информация: указатель на точку входа в частной таблице областей процесса

выходная информация: отсутствует

{

 обратиться к вспомогательным таблицам процесса, имеющим отношение к распределению памяти, освободить те из них, которые связаны с областью;

 уменьшить размер процесса;

 уменьшить значение счетчика ссылок на область;

 if (значение счетчика стало нулевым и область не является неотъемлемой частью процесса)

  освободить область (алгоритм freereg);

 else { /* либо значение счетчика отлично от 0, либо область является неотъемлемой частью процесса */

  снять блокировку с индекса (ассоциированного с областью);

  снять блокировку с области;

 }

}

Рисунок 6.26. Алгоритм отсоединения области

6.5.7 Отсоединение области от процесса

Ядро отсоединяет области при выполнении системных функций exec, exit и shmdt (отсоединить разделяемую память). При этом ядро корректирует соответствующую запись и разъединяет связь с физической памятью, делая недействительными связанные с областью регистры управления памятью (алгоритм detachreg, Рисунок 6.26). Механизм преобразования адресов после этого будет относиться уже к процессу, а не к области (как в алгоритме freereg). Ядро уменьшает значение счетчика ссылок на область и значение поля, описывающего размер процесса в записи таблицы процессов, в соответствии с размером области. Если значение счетчика становится равным 0 и если нет причины оставлять область без изменений (область не является областью разделяемой памяти или областью команд с признаками неотъемлемой части процесса, о чем будет идти речь в разделе 7.5), ядро освобождает область по алгоритму freereg. В противном случае ядро снимает с индекса и с области блокировку, установленную для того, чтобы предотвратить конкуренцию между параллельно выполняющимися процессами (см. раздел 7.5), но оставляет область и ее ресурсы без изменений.

6.5.8 Копирование содержимого области

Рисунок 6.27. Копирование содержимого области

алгоритм dupreg /* копирование содержимого существующей области */

входная информация: указатель на точку входа в таблице областей

выходная информация: указатель на область, являющуюся точной копией существующей области

{

 if (область разделяемая) /* в вызывающей программе счетчик ссылок на область будет увеличен, после чего будет исполнен алгоритм attachreg */

  return (указатель на исходную область);

 выделить новую область (алгоритм allocreg);

 установить значения вспомогательных структур управления памятью в точном соответствии со значениями существующих структур исходной области;

 выделить для содержимого области физическую память;

 «скопировать» содержимое исходной области во вновь созданную область;

 return (указатель на выделенную область);

}

Рисунок 6.28. Алгоритм копирования содержимого существующей области

Системная функция fork требует, чтобы ядро скопировало содержимое областей процесса. Если же область разделяемая (разделяемый текст команд или разделяемая память), ядру нет надобности копировать область физически; вместо этого оно увеличивает значение счетчика ссылок на область, позволяя родительскому и порожденному процессам использовать область совместно. Если область не является разделяемой и ядру нужно физически копировать ее содержимое, оно выделяет новую запись в таблице областей, новую таблицу страниц и отводит под создаваемую область физическую память. В качестве примера рассмотрим Рисунок 6.27, где процесс A порождает с помощью функции fork процесс B и копирует области родительского процесса. Область команд процесса A является разделяемой, поэтому процесс B может использовать эту область совместно с процессом A. Однако области данных и стека родительского процесса являются его личной принадлежностью (имеют частный тип), поэтому процессу B нужно скопировать их содержимое во вновь выделенные области. При этом даже для областей частного типа физическое копирование области не всегда необходимо, в чем мы убедимся позже (глава 9). На Рисунке 6.28 приведен алгоритм копирования содержимого области (dupreg).

6.6 ПРИОСТАНОВКА ВЫПОЛНЕНИЯ

К настоящему моменту мы рассмотрели все функции работы с внутренними структурами процесса, выполняющиеся на нижнем уровне взаимодействия с процессом и обеспечивающие переход в состояние «выполнения в режиме ядра» и выход из этого состояния в другие состояния, за исключением функций, переводящих процесс в состояние «приостанова выполнения». Теперь перейдем к рассмотрению алгоритмов, с помощью которых процесс переводится из состояния «выполнения в режиме ядра» в состояние «приостанова в памяти» и из состояния приостанова в состояния «готовности к запуску» с выгрузкой и без выгрузки из памяти.

Рисунок 6.29. Стандартные контекстные уровни приостановленного процесса

Выполнение процесса приостанавливается обычно во время исполнения запрошенной им системной функции: процесс переходит в режим ядра (контекстный уровень 1), исполняя внутреннее прерывание операционной системы, и приостанавливается в ожидании ресурсов. При этом процесс переключает контекст, запоминая в стеке свой текущий контекстный уровень и исполняясь далее в рамках системного контекстного уровня 2 (Рисунок 6.29). Выполнение процессов приостанавливается также и в том случае, когда оно наталкивается на отсутствие страницы в результате обращения к виртуальным адресам, не загруженным физически; процессы не будут выполняться, пока ядро не считает содержимое страниц.

6.6.1 События, вызывающие приостанов выполнения, и их адреса

Как уже говорилось во второй главе, процессы приостанавливаются до наступления определенного события, после которого они «пробуждаются» и переходят в состояние «готовности к выполнению» (с выгрузкой и без выгрузки из памяти). Такого рода абстрактное рассуждение недалеко от истины, ибо в конкретном воплощении совокупность событий отображается на совокупность виртуальных адресов (ядра). Адреса, с которыми связаны события, закодированы в ядре, и их единственное назначение состоит в их использовании в процессе отображения ожидаемого события на конкретный адрес. Как для абстрактного рассмотрения, так и для конкретной реализации события безразлично, сколько процессов одновременно ожидают его наступления. Как результат, возможно возникновение некоторых противоречий. Во-первых, когда событие наступает и процессы, ожидающие его, соответствующим образом оповещаются об этом, все они «пробуждаются» и переходят в состояние «готовности к выполнению». Ядро выводит процессы из состояния приостанова все сразу, а не по одному, несмотря на то, что они в принципе могут конкурировать за одну и ту же заблокированную структуру данных и большинство из них через небольшой промежуток времени опять вернется в состояние приостанова (более подробно об этом шла речь в главах 2 и 3). На Рисунке 6.30 изображены несколько процессов, приостановленных до наступления определенных событий.

Рисунок 6.30. Процессы, приостановленные до наступления событий, и отображение событий на конкретные адреса

Еще одно противоречие связано с тем, что на один и тот же адрес могут отображаться несколько событий. На Рисунке 6.30, например, события «освобождение буфера» и «завершение ввода-вывода» отображаются на адрес буфера («адрес A»). Когда ввод-вывод в буфер завершается, ядро возобновляет выполнение всех процессов, приостановленных в ожидании наступления как того, так и другого события. Поскольку процесс, ожидающий завершения ввода-вывода, удерживает буфер заблокированным, другие процессы, которые ждали освобождения буфера, вновь приостановятся, ибо буфер все еще занят. Функционирование системы было бы более эффективным, если бы отображение событий на адреса было однозначным. Однако на практике такого рода противоречие на производительности системы не отражается, поскольку отображение на один адрес более одного события имеет место довольно редко, а также поскольку выполняющийся процесс обычно освобождает заблокированные ресурсы до того, как начнут выполняться другие процессы. Стилистически, тем не менее, механизм функционирования ядра стал бы более понятен, если бы отображение было однозначным.