Теория информационных систем. Страница 47.

Синхронный ввод-вывод

Самым простым механизмом вызова функций драйвера был бы косвенный вызов соответствующих процедур, составляющих тело драйвера, подобно тому, как это делается в MS DOS и ряде других однозадачных систем.

В системах семейства Unix драйвер последовательного устройства исполняется в рамках той нити, которая сформировала запрос, хотя и с привилегиями ядра. Ожидая реакции устройства, драйвер переводит процесс в состояние ожидания доступными ему примитивами работы с планировщиком. В примере 10.1 это interruptibie_sieep_on. В качестве параметра этой функции передается блок переменных состояния устройства, и в этом блоке сохраняется ссылка на контекст блокируемой нити.

Доступные прикладным программам функции драйвера исполняются в пользовательском контексте — в том смысле, что, хотя драйвер и работает в адресном пространстве ядра, но при его работе определено и пользовательское адресное пространство, поэтому он может пользоваться примитивами

Обмена данными С НИМ (в примере 10.1 это memcpy_from_fs).

Обработчик прерывания наоборот работает в контексте прерывания, когда пользовательское адресное пространство не определено. Поэтому, чтобы при обслуживании прерывания можно было получить доступ к пользовательским данным, основная нить драйвера вынуждена копировать их в буфер в адресном пространстве ядра.

Синхронная модель драйвера очень проста в реализации, но имеет существенный недостаток, приведенный в примере 10.1, — драйвер нереентерабелен. Обращение двух нитей к одному устройству приведет к непредсказуемым последствиям (впрочем, для практических целей достаточно того, что среди возможных последствий числится нарушение целостности данных и последующая паника регистров на экране). Предсказуемость последствий обеспечивается включением в контекст устройства семафора, установкой этого семафора при входе в функцию foo_write и снятием его при выходе. Семафор имеет очередь ожидающих его процессов, и, таким образом, реентрантно (т. е. во время обработки предыдущего аналогичного запроса) приходящие запросы будут устанавливаться в очередь.

Альтернативный подход к организации ввода-вывода состоит в том, чтобы возложить работу по формированию очереди запросов не на драйвер, а на функцию предобработки запроса. При этом первый запрос к драйверу, какое-то время бывшему неактивным, может по-прежнему осуществляться в нити процесса, сформировавшего этот запрос, но все последующие запросы извлекаются из очереди fork-процессом драйвера при завершении предыдущего запроса. Такой подход называется асинхронным.

Сервисы ядра, доступные драйверам

Следует провести различие между системными вызовами и функциями ядра, доступными для драйверов. Наборы системных вызовов и драйверных сервисов совершенно независимы друг от друга. Как правило, системные вызовы недоступны для драйверов, а драйверные сервисы — для пользовательских программ.

Системный вызов включает в себя переключение контекста между пользовательской программой и ядром. В системах с виртуальной памятью во время такого переключения процессор переходит из "пользовательского" режима, в котором запрещены или ограничены доступ к регистрам диспетчера памяти, операции ввода-вывода и ряд других действий, в "системный", в котором все ограничения снимаются. Обычно системные вызовы реализуются с использованием специальных команд процессора, чаше всего — команды программного прерывания.

Драйвер же исполняется в "системном" режиме процессора и, как правило, в контексте ядра, поэтому для вызова сервисов ядра драйверу не надо делать никаких переключений контекста. Практически всегда такие вызовы реализуются обычными командами вызова подпрограммы.

Еще одно важное различие состоит в том, что, исполняя системный вызов, программисту не надо заботиться о его реентерабельности: ядро либо обеспечивает подлинную реентерабельность, либо создает иллюзию рентабельности благодаря тому, что исполняется с более высоким приоритетом, чем все пользовательские программы. Напротив, доступные драйверам сервисы ядра делятся на две группы — те сервисы, которые можно вызывать из обработчиков прерываний и те, которые нельзя.

Сервисы, доступные для обработчиков прерываний, должны удовлетворят двум требованиям: они должны быть реентерабельными и завершаться за гарантированное время. Например, выделение памяти может потребовать сборки мусора или даже поиска жертвы для удаления в адресных пространствах пользовательских задач. Кроме того, выделение памяти требует работы с разделяемым ресурсом (пулом памяти ядра) и его достаточно сложно реализовать реентерабельным образом, поэтому обработчикам прерываний очень редко разрешают запрашивать память.