Кэширование дисков. 
Информатика

В некоторых файловых системах запросы к внешним устройствам, в которых адресация осуществляется блоками (диски, ленты), перехватываются промежуточным программным слоем — подсистемой буферизации.

Подсистема буферизации — это буферный пул, располагающийся в оперативной памяти, и комплекс программ, управляющих этим пулом.

Каждый буфер пула имеет размер, равный одному блоку. При поступлении запроса на чтение некоторого блока подсистема буферизации просматривает свой буферный пул и, если находит требуемый блок, копирует его в буфер запрашивающего процесса. Операция ввода/вывода считается выполненной, хотя физического обмена с устройством не происходило. Очевиден выигрыш во времени доступа к файлу. Если же нужный блок в буферном пуле отсутствует, то он считывается с устройства и одновременно с передачей запрашивающему процессу копируется в один из буферов подсистемы буферизации. При отсутствии свободного буфера на диск вытесняется наименее используемая информация. Таким образом, подсистема буферизации работает по принципу кэш-памяти.

Функционирование любой файловой системы можно представить многоуровневой моделью, в которой каждый уровень предоставляет некоторый интерфейс (набор функций) вышележащему уровню, а сам, в свою очередь, для выполнения своей работы использует интерфейс (обращается с набором запросов) нижележащего уровня.

Задачей символьного уровня является определение по символьному имени файла его уникального имени. В файловых системах, в которых каждый файл может иметь только одно символьное имя (например, MS-DOS), этот уровень отсутствует, так как символьное имя, присвоенное файлу пользователем, является одновременно уникальным и может быть использовано ОС. В других файловых системах, в которых один и тот же файл может иметь несколько символьных имен, на данном уровне просматривается цепочка каталогов для определения уникального имени файла. В файловой системе UNIX, например, уникальным именем является номер индексного дескриптора файла (i-node).

На следующем базовом уровне по уникальному имени файла определяются его характеристики: права доступа, адрес, размер и др. Как уже было сказано, характеристики файла могут входить в состав каталога или храниться в отдельных таблицах. При открытии файла его характеристики перемещаются с диска в оперативную память, чтобы уменьшить среднее время доступа к файлу. В некоторых файловых системах (например, HPFS) при открытии файла вместе с его характеристиками в оперативную память перемещаются несколько первых блоков файла, содержащих данные.

Следующим этапом реализации запроса к файлу является проверка прав доступа к нему. Для этого сравниваются полномочия пользователя или процесса, выдавших запрос, со списком разрешенных видов доступа к данному файлу. Если запрашиваемый вид доступа разрешен, то выполнение запроса продолжается, если нет, то выдается сообщение о нарушении прав доступа.

На логическом уровне определяются координаты запрашиваемой логической записи в файле, т. е. необходимо установить, на каком расстоянии (в байтах) от начала файла находится требуемая логическая запись. При этом абстрагируются от физического расположения файла, он представляется в виде непрерывной последовательности байт. Алгоритм работы данного уровня зависит от логической организации файла. Например, если файл организован как последовательность логических записей фиксированной длины 1, то n-я логическая запись имеет смещение (n — - 1) байт. Для определения координат логической записи в файле с индексно-последовательной организацией выполняется чтение таблицы индексов (ключей), в которой непосредственно указывается адрес логической записи.

На физическом уровне файловая система определяет номер физического блока, который содержит требуемую логическую запись, и смещение логической записи в физическом блоке. Для решения этой задачи используются результаты работы логического уровня — смещение логической записи в файле, адрес файла на внешнем устройстве, а также сведения о физической организации файла, включая размер блока. Задача физического уровня решается независимо от того, как был логически организован файл.

После определения номера физического блока файловая система обращается к системе ввода/вывода для выполнения операции обмена с внешним устройством. В ответ на этот запрос в буфер файловой системы будет передан нужный блок, в котором на основании полученного при работе физического уровня смещения выбирается требуемая логическая запись.

По сравнению с доступом к памяти традиционный доступ к файлам выглядит запутанным и неудобным. По этой причине некоторые ОС начиная с MULTICS обеспечивают отображение файлов в адресное пространство выполняемого процесса. Это выражается в появлении двух новых системных вызовов: МАР (отобразить) и UNMAP (отменить отображение). Первый вызов передает ОС в качестве параметров имя файла и виртуальный адрес, и ОС отображает указанный файл в виртуальное адресное пространство по указанному адресу.

Предположим, например, что файл/имеет длину 64 Кбайта и отображается на область виртуального адресного пространства с начальным адресом 512 Кбайт. После этого любая машинная команда, которая читает содержимое байта по адресу 512 Кбайт, получает нулевой байт этого файла и т. д. Очевидно, что запись по адресу 512 Кбайт +.

+ 1100 изменяет 1100 байт файла. При завершении процесса на диске остается модифицированная версия файла, как если бы он был изменен комбинацией вызовов SEEK и WRITE.

В действительности при отображении файла внутренние системные таблицы изменяются так, чтобы данный файл служил хранилищем страниц виртуальной памяти на диске. Таким образом, чтение по адресу 512 Кбайт вызывает страничный отказ, в результате чего нулевая страница переносится в физическую память. Аналогично запись по адресу 512 Кбайт + 1100 вызывает страничный отказ, в результате которого страница, содержащая этот адрес, перемещается в память, после чего осуществляется запись в память по требуемому адресу. Если эта страница вытесняется из памяти алгоритмом замены страниц, то она записывается обратно в файл в соответствующее ему место. При завершении процесса все отображенные и модифицированные страницы переписываются из памяти в файл.

Отображение файлов лучше всего работает в системе, которая поддерживает сегментацию. В такой системе каждый файл может быть отображен в свой собственный сегмент, так что k-й байт в файле является k-м байтом сегмента.

Например, процесс, имеющий два сегмента кода и данных, копирует файлы. Сначала процесс отображает файл-источник, например abc, затем создает пустой сегмент и отображает на него файл назначения, например файл ddd. С этого момента процесс может копировать сегмент-источник в сегмент-приемник с помощью обычного программного цикла, использующего команды пересылки в памяти типа mov. Никакие вызовы READ или WRITE не нужны. После выполнения копирования процесс может выполнить вызов UNMAP для удаления файла из адресного пространства, а затем завершиться. Выходной файл ddd будет существовать на диске, как если бы он был создан обычным способом.

Хотя отображение файлов исключает потребность в выполнении ввода/вывода и тем самым облегчает программирование, этот способ порождает и некоторые новые проблемы. Во-первых, для системы сложно узнать точную длину выходного файла, в данном примере ddd. Проще указать наибольший номер записанной страницы, но нет способа узнать, сколько байт в этой странице было записано. Предположим, что программа использует только нулевую страницу и после выполнения все байты все еще установлены в значение 0 (их начальное значение). Быть может, файл состоит из 10 нулей. А может быть, он состоит из 100 нулей. Операционная система не может это сообщить. Все, что она может сделать, — создать файл, длина которого равна размеру страницы.

Вторая проблема проявляется (потенциально), если один процесс отображает файл, а другой процесс открывает его для обычного файлового доступа. Если первый процесс изменяет страницу, то это изменение не будет отражено в файле на диске, до тех пор пока страница не будет вытеснена на диск. Поддержание согласованности данных файла для этих двух процессов требует от системы больших забот.

Третья проблема состоит в том, что файл может быть больше, чем сегмент, и даже больше, чем все виртуальное адресное пространство. Единственный способ ее решения состоит в реализации вызова МАР таким образом, чтобы он мог отображать не весь файл, а его часть. Хотя такая работа, очевидно, менее удобна, чем отображение целого файла.

Разработчики новых ОС стремятся обеспечить пользователя возможностью работать сразу с несколькими файловыми системами. В новом понимании файловая система состоит из многих составляющих, в число которых входят и файловые системы в традиционном понимании.

Новая файловая система имеет многоуровневую структуру, на верхнем уровне которой располагается так называемый переключатель файловых систем. Он обеспечивает интерфейс между запросами приложения и конкретной файловой системой, к которой обращается это приложение. Переключатель файловых систем преобразует запросы в формат, воспринимаемый следующим уровнем — уровнем файловых систем.

Каждый компонент уровня файловых систем выполнен в виде драйвера соответствующей файловой системы и поддерживает определенную организацию файловой системы. Переключатель является единственным модулем, который может обращаться к драйверу файловой системы. Приложение не может обращаться к нему напрямую. Драйвер файловой системы может быть написан в виде реентерабельного кода, что позволяет сразу нескольким приложениям выполнять операции с файлами. Каждый драйвер файловой системы в процессе собственной инициализации регистрируется у переключателя, передавая ему таблицу точек входа, которые будут использоваться при последующих обращениях к файловой системе.

Для выполнения своих функций драйверы файловых систем обращаются к подсистеме ввода/вывода, образующей следующий слой файловой системы новой архитектуры.

Подсистема ввода/вывода — это составная часть файловой системы, которая отвечает за загрузку, инициализацию и управление всеми модулями низших уровней файловой системы.

Обычно эти модули представляют собой драйверы портов, которые непосредственно занимаются работой с аппаратными средствами. Кроме этого подсистема ввода/вывода обеспечивает некоторый сервис драйверам файловой системы, что позволяет им осуществлять запросы к конкретным устройствам. Подсистема ввода/вывода должна постоянно присутствовать в памяти и организовывать совместную работу иерархии драйверов устройств.

В эту иерархию могут входить драйверы устройств определенного типа (драйверы жестких дисков или накопителей на лентах), драйверы, поддерживаемые поставщиками (такие драйверы перехватывают запросы к блочным устройствам и могут частично изменить поведение существующего драйвера этого устройства, например зашифровать данные), драйверы портов, которые управляют конкретными адаптерами.

Большое число уровней архитектуры файловой системы обеспечивает авторам драйверов устройств большую гибкость: драйвер может получить управление на любом этапе выполнения запроса — от вызова приложением функции, которая занимается работой с файлами, до того момента, когда работающий на самом низком уровне драйвер устройства начинает просматривать регистры контроллера. Многоуровневый механизм работы файловой системы реализован посредством цепочек вызова.

В ходе инициализации драйвер устройства может добавить себя к цепочке вызова некоторого устройства, определив при этом уровень последующего обращения. Подсистема ввода/вывода помещает адрес целевой функции в цепочку вызова устройства, используя заданный уровень, для того чтобы должным образом упорядочить цепочку. По мере выполнения запроса подсистема ввода/вывода последовательно вызывает все функции, ранее помещенные в цепочку вызова.

Внесенная в цепочку вызова процедура драйвера может решить передать запрос дальше (в измененном или неизмененном виде) — на следующий уровень или, если это возможно, процедура может удовлетворить запрос, не передавая его дальше по цепочке.