|第12章|
块设备I/O和缓冲区管理
块设备I/O缓冲区
读写普通文件的算法依赖于两个关键操作，即get_block和put_block，这两个操作将磁盘块读写到内存缓冲区中。由于与内存访问相比，磁盘I/O速度较慢，所以不希望在每次执行读写文件操作时都执行磁盘I/O。因此、大多数文件系统使用I/O缓冲来减少进出存储设备的物理I/O数量。
文件系统使用一系列J/0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。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，当进程写人磁盘块时，它首先会获取一个分配给该块的缓冲区。然后，它将数据写人缓冲区，将缓冲区标记为脏，以延迟写人，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T/0。脏缓冲区只有在被重新分配到不同的块时才会写人磁盘。
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。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。脏缓冲区只有在被重新分配到不同的块时才会写入磁盘。
在read file/write file中，我们假设它们从内存中的一个专用缓冲区进行读/写。
对于I/O缓冲，将从缓冲区缓存中动态分配缓冲区。假设BUFFER是缓冲区的结构类型，而且getblk(dev，blk)从缓冲区缓存中分配一个指定给(dev，blk)的缓冲区。定义一个bread(dev，blk)函数，它会返回一个包含有效数据的缓冲区（指针）。
从缓冲区读取数据后，进程通过brelse(bp)将缓冲区释放会缓冲区缓存。同理，定义一个write_block(dev, blk, data)函数。
同步写入操作等待写操作完成，用于顺序块或可移动块设备。
当I/O操作完成后，设备中断处理程序会完成当前缓冲去上的I/O操作，并启动I/O队列中下一个缓冲区的I/O。
Unix I/O缓冲区管理算法
- Unix缓冲区管理系统由以下几部分组成
（1）I/O缓冲区：
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。
typdef struct buf[
struct buf*next__free;// freelist pointer
struct buf *next__dev;// dev_list pointer
int dev,blk;// assigmed disk block;
int opcode;// READ|wRITE
int dirty;// buffer data modified
int async;// ASYNC write flag
int valid;//buffer data valid
int buay;// buffer is in use
int wanted;// some process needs this buffer
struct semaphore lock=1; // buffer locking semaphore; value=1
struct semaphore iodone=0;// for process to wait for I/0 completion;// block data area
char buf[BLKSIZE];
} BUFFER;
BUFFER buf[NBUF],*freelist;// NBUF buffers and free buffer list
缓冲区结构体由两部分组成：用于缓冲区管理的缓冲头部分和用于数据块的数据部分。为了保护内核内存，状态字段可以定义为一个位向量，其中每个位表示一个唯一的状态条件。这里为了方便将它们定义为int类型。
（2）设备表：
每个块设备用一个设备表结构表示。
struct devtab{
u16 dev;// major device number
BUFFER *dev_list; // device buffer list
BUFFER*io_queue;// device I/0 queue
}devtab[NDEV];
每个设备都有一个dev_list，包含当前分配给该设备的I/O缓冲区，还有一个io_queue，包含设备上等待I/O操作的缓冲区。I/O队列的组织方式应确保最佳I/O操作。为了简单起见，Unix使用了FIFO队列(先进先出，队列）。
（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
（5）Unix getblk/brelse算法
-
Unix算法具体说明：
（1）数据一致性：为了确保数据一致性，getblk一定不能给同一个（dev,blk)分配多个缓冲区。这可以通过让进程从休眠状态唤醒后再次执行“重新循环”来实现。分配的每个缓冲区都是唯一的。
（2）缓冲效果：释放的缓冲区保留在设备列表中，以便可能重用。标记为延迟写入的缓冲区不会立即产生I/O，并且可以重用。
（3）临界区：设备中断处理程序可操作缓冲区列表，例如从设备表的I/O队列中删除bp,更改其状态并调用brelse(bp)。 -
Unix算法的缺点
(1)效率低下:该算法依赖于重试循。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
在信号量上使用P/V来实现进程同步，而不是使用休眠/唤醒。与休眠/唤醒相比，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。
这些信号量属性可用于设计更有效的缓冲区管理算法。
- 使用信号量的缓冲区管理算法
假设有一个单处理器内核(一次运行一个进程)。使用计数信号量上的P/V来设计满足以下要求的新的缓冲区管理算法:
(1)保证一致性。
(2)良好的缓存效果。
(3)高效率:没有重试循环，没有不必要的进程“唤醒”0
(4)死锁。注意，仅通过信号量上的P/V来替换Unix算法中的休眠/唤醒并不可取，因为这样会保留所有的重试循环。我们必须重新设计算法来满足所有上述要求，并证明新算法的确优于Unix算法。首先，我们定义以下信号量。
BUFFER buf[NBUF]; // NBUF I/0 buffers
SEMAPHORE free = NBUF; // counting semaphore for FREE buffers
SEMAPHORE buf[il.sem = 1; // each buffer has a lock sem=1;
为了简化符号，我们将用缓冲区本身来表示每个缓冲区的信号量。与Unix算法一样最开始，所有缓冲区都在空闲列表中，所有设备列表和I/0队列均为空。
PV算法
BUFFER *getb1k(dev,blk)：
while(1){
(1). P(free); //get a free buffer first
if (bp in dev_1ist){
(2). if (bp not BUSY){
remove bp from freelist;P(bp); // lock bp but does not wait
(3).return bp; // bp in cache but BUSY V(free);
// give up the free buffer
(4).P(bp); // wait in bp queue
return bp;v // bp not in cache,try to create a bp=(dev,blk)
(5).bp = frist buffer taken out of freelist;P(bp); // lock bp,no wait
(6).if(bp dirty){
awzite(bp); // write bp out ASYNC,no wait
continue; // continue from (1)
(7).reassign bp to(dev,blk);1/ mark bp data invalid,not dir return bp;- // end of while(1)；
brelse(BUFFER *bp)，
{
(8).iF (bp queue has waiter)( V(bp); return; ]
(9).if(bp dirty && free queue has waiter){ awrite(bp);zeturn;}(10).enter bp into(tail of) freelist;V(bp);V(free);
}
要证明PV算法是正确的：
（1）缓冲区唯一性
（2）无重试循环性
（3）无不必要提醒性
（4）缓存效果
（5）无死锁和饥饿
GPT苏格拉底挑战
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块设备I/O
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缓冲区管理
