Архитектура Unix


         

. Алгоритм выделения областей


h2>. Взаимосвязь между таблицей индексов и таблицей областей в случае совместного использования процессами одной области команд

алгоритм xalloc /* выделение и инициализация области команд */ входная информация: индекс исполняемого файла выходная информация: отсутствует { если (исполняемый файл не имеет отдельной области команд) вернуть управление; если (уже имеется область команд, ассоциированная с ин- дексом исполняемого файла) { /* область команд уже существует ... подключиться к ней */ заблокировать область; выполнить пока (содержимое области еще не доступно) { /* операции над счетчиком ссылок, предохраняющие от глобального удаления области */ увеличить значение счетчика ссылок на область; снять с области блокировку; приостановиться (пока содержимое области не станет доступным); заблокировать область; уменьшить значение счетчика ссылок на область; } присоединить область к процессу (алгоритм attachreg); снять с области блокировку; вернуть управление; } /* интересующая нас область команд не существует -- соз- дать новую */ выделить область команд (алгоритм allocreg); /* область заблоки- рована */ если (область помечена как "неотъемлемая") отключить соответствующий флаг; подключить область к виртуальному адресу, указанному в заголовке файла (алгоритм attachreg); если (файл имеет специальный формат для системы с замеще- нием страниц) /* этот случай будет рассмотрен в главе 9 */ в противном случае /* файл не имеет специального фор- мата */ считать команды из файла в область (алгоритм loadreg); изменить режим защиты области в записи частной таблицы областей процесса на "read-only"; снять с области блокировку; }




Рассмотрим в качестве примера ситуацию, приведенную на Рисунке 7.21, где показана взаимосвязь между структурами данных в процессе выполнения функции exec по отношению к файлу "/bin/date" при условии расположения команд и данных файла в разных областях. Когда процесс исполняет файл "/bin/date" первый раз, ядро назначает для команд файла точку входа в таблице областей (Рисунок 7.24) и по завершении выполнения функции exec оставляет счетчик ссылок на индекс равным 1. Когда файл "/bin/date" завершается, ядро запускает алгоритмы detachreg и freereg, сбрасывая значение счетчика ссылок в 0. Однако, если ядро в первом случае не увеличило значение счетчика, оно по завершении функции exec останется равным 0 и индекс на всем протяжении выполнения процесса будет находиться в списке свободных индексов. Предположим, что в это время свободный индекс понадобился процессу, запустившему с помощью функции exec файл "/bin/who", тогда ядро может выделить этому процессу индекс, ранее принадлежавший файлу "/ bin/date". Просматривая таблицу областей в поисках индекса файла "/bin/who", ядро вместо него выбрало бы индекс файла "/bin/date". Считая, что область содержит команды файла "/bin/who", ядро исполнило бы совсем не ту программу. Поэтому значение счетчика ссылок на индекс активного файла, связанного с разделяемой областью команд, должно быть не меньше единицы, чтобы ядро не могло переназначить индекс другому файлу.

Возможность совместного использования различными процессами одних и тех же областей команд позволяет экономить время, затрачиваемое на запуск программы с помощью функции exec. Администраторы системы могут с помощью системной функции (и команды) chmod устанавливать для часто исполняемых файлов режим "sticky-bit", сущность которого заключается в следующем. Когда процесс исполняет файл, для которого установлен режим "sticky-bit", ядро не освобождает область памяти, отведенную под команды файла, отсоединяя область от процесса во время выполнения функций exit или exec, даже если значение счетчика ссылок на индекс становится равным 0. Ядро оставляет область команд в первоначальном виде, при этом значение счетчика ссылок на индекс равно 1, пусть даже область не подключена больше ни к одному из процессов. Если же файл будет еще раз запущен на выполнение (уже другим процессом), ядро в таблице областей обнаружит запись, соответствующую области с командами файла. Процесс затратит на запуск файла меньше времени, так как ему не придется читать команды из файловой системы. Если команды файла все еще находятся в памяти, в их перемещении не будет необходимости; если же команды выгружены во внешнюю память, будет гораздо быстрее загрузить их из внешней памяти, чем из файловой системы (см. об этом в главе 9).

Ядро удаляет из таблицы областей записи, соответствующие областям с командами файла, для которого установлен режим "sticky-bit" (иными словами, когда область помечена как "неотъемлемая" часть файла или процесса), в следующих случаях:

  1. Если процесс открыл файл для записи, в результате соответствующих операций содержимое файла изменится, при этом будет затронуто и содержимое области.
  2. Если процесс изменил права доступа к файлу (chmod), отменив режим "sticky-bit", файл не должен оставаться в таблице областей.
  3. Если процесс разорвал связь с файлом (unlink), он не сможет больше исполнять этот файл, поскольку у файла не будет точки входа в файловую систему; следовательно, и все остальные процессы не будут иметь доступа к записи в таблице областей, соответствующей файлу. Поскольку область с командами файла больше не используется, ядро может освободить ее вместе с остальными ресурсами, занимаемыми файлом.
  4. Если процесс демонтирует файловую систему, файл перестает быть доступным и ни один из процессов не может его исполнить. В остальном - все как в предыдущем случае.
  5. Если ядро использовало уже все пространство внешней памяти, отведенное под выгрузку задач, оно пытается освободить часть памяти за счет областей, имеющих пометку "sticky-bit", но не используемых в настоящий момент. Несмотря на то, что эти области могут вскоре понадобиться другим процессам, потребности ядра являются более срочными.

В первых двух случаях область команд с пометкой "sticky-bit" должна быть освобождена, поскольку она больше не отражает текущее состояние файла. В остальных случаях это делается из практических соображений. Конечно же ядро освобождает область только при том условии, что она не используется ни одним из выполняющихся процессов (счетчик ссылок на нее имеет нулевое значение); в противном случае это привело бы к аварийному завершению выполнения системных функций open, unlink и umount (случаи 1, 3 и 4, соответственно).

Если процесс запускает с помощью функции exec самого себя, алгоритм выполнения функции несколько усложняется. По команде sh script командный процессор shell порождает новый процесс (новую ветвь), который инициирует запуск shell'а (с помощью функции exec) и исполняет команды файла "script". Если процесс запускает самого себя и при этом его область команд допускает совместное использование, ядру придется следить за тем, чтобы при обращении ветвей процесса к индексам и областям не возникали взаимные блокировки. Иначе говоря, ядро не может, не снимая блокировки со "старой" области команд, попытаться заблокировать "новую" область, поскольку на самом деле это одна и та же область. Вместо этого ядро просто оставляет "старую" область команд присоединенной к процессу, так как в любом случае ей предстоит повторное использование.

Обычно процессы вызывают функцию exec после функции fork; таким образом, во время выполнения функции fork процесс-потомок копирует адресное пространство своего родителя, но сбрасывает его во время выполнения функции exec и по сравнению с родителем исполняет образ уже другой программы. Не было бы более естественным объединить две системные функции в одну, которая бы загружала программу и исполняла ее под видом нового процесса? Ричи высказал предположение, что возникновение fork и exec как отдельных системных функций обязано тому, что при создании системы UNIX функция fork была добавлена к уже существующему образу ядра системы (см. [Ritchie 84a], стр.1584). Однако, разделение fork и exec важно и с функциональной точки зрения, поскольку в этом случае процессы могут работать с дескрипторами файлов стандартного ввода-вывода независимо, повышая тем самым "элегантность" использования каналов. Пример, показывающий использование этой возможности, приводится в разделе 7.8.

(**) В PDP 11 "магические числа" имеют значения, соответствующие командам перехода; при выполнении этих команд в ранних версиях системы управление передавалось в разные места программы в зависимости от размера заголовка и от типа исполняемого файла. Эта особенность больше не используется с тех пор, как система стала разрабатываться на языке Си.

(***) Например, в версии V стандартные программы переименования файла (mv), копирования файла (cp) и компоновки файла (ln), поскольку исполняют похожие действия, вызывают один и тот же исполняемый файл. По имени вызываемой программы процесс узнает, какие действия в настоящий момент требуются пользователю.



Содержание  Назад  Вперед