第十二章 块设备I/O和缓冲区管理

块设备I/O缓冲区

文件系统使用一系列IO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，将数据从磁盘读入缓冲区，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L/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。

• 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)。

BUFFER *bread(dev,blk) // return a buffer containing valid data
{
BUFFER *bp =» getblk(dev,blk)} // get a buffer for (dev,blk) if (bp data valid)
return bp;
bp->opcode = READ;	// issue READ operation
start_lo(bp):	// ntart I/O on device
wait for I/O completion;
}

• 从缓冲区读取数据后，进程通过brelse(hp)格缓冲区释放回缓冲区缓存。同理，定义一个 write_block(dev, blk, data)函数：

write_block(devf blk, data)
BUFFER *bp = bread(dev,blk);	// read in the disk block first
write data to bp;
(synchronous write)? bwrite(bp) : dwrite(bp);
bwrite(BUFFER *bp)( bp->opcode = WRITE； start_io(bp); 
wait for I/O completion; 
brelse(bp); // release bp
dwrite(BUFFER *bp)( mark bp dirty for delay_write；
brelse(bp); // release bp

Unix I/O缓冲区管理算法

• 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；	//assigned disk block；
int opcode；	//READ|WRITE
int dirty;	//buffer data modified
int async;	//ASYNC write flag
int valid;	//buffer data valid
int busy;	//buffer is in use
int wanted；		some process needs this buffer
struct, semaphore lock=l ；	//buffer locking semaphore； value=L
struct semaphore iodone=0；	//for process to wait for I/O completion；
char buf[BLKSIZE];	//block data area
} BUFFER;
BUFFER buf[NBUF], *freelist; // NBUF buffers and free buffer list

• 设备表:每个块设备用一个设备表结构表示。
• 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T/O队列均为空。
• 缓冲区列表:当缓冲区分配给(dev,blk)时，它会被插入设备表的dev_list中。如果缓冲区当前正在使用，则会将其标记为BUSY(繁忙)并从空闲列表中删除。
• Unix getblk/brelse算法
  

Unix算法的缺点：

(1)效率低下：该算法依赖于重试循环，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“*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)该算法使用只适用丁单处理器系统的休眠/唤醒操作。

新的I/O缓冲区管理算法

• 信号量的主要优点是：
  • 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。
  • 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。

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)保证数据一致性
(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”
(4)无死锁和饥饿

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);
}

• 缓冲区唯一性
• 无重试循环
• 无不必要唤醒
• 缓存效果

实践

代码

#include <stdio.h>
#include <errno.h>
#include <stdlib.h>
int main (){
    FILE* fd;
    fd=fopen("/src/hello","r");
    if(NULL==fd){
        perror("cannot open file");
        return -1;
    }
    return 0;
}

运行结果