специфичных для данного типа драйвера. Когда позднее процесс выполняет чте- ние (read) или запись (write), ядро пересылает адрес смещения из таблицы файлов в адресное пространство задачи, подобно тому, как это имеет место при работе с файлами обычного типа, и устройство физически перемещает головку к соответствующему смещению, указанному в пространстве задачи. Этот случай ил- люстрируется на примере в разделе 10.3. 300 Периферийные Соединительная Вектор устройства панель прерывания +------------------+ | - | tty00 -------------+ | - | tty01 .... | | - | ... | +--+ +------------------+ tty07 -------------+-+ |------------| ttyintr 0 | tty08 -------------+ +--+ +------------------+ tty09 .... +-+ |------------| ttyintr 1 | ... +--------+ +--+ +------------------+ tty15 ----+ +--------+ |------------| consintr | консоль ------+ +--+ +------------------+ принтер00 -------------+-+ |------------| printintr 0 | .... | +--+ +------------------+ принтер03 -------------+ | | | - | | | | - | +--+ +------------------+ Рисунок 10.6. Прерывания от устройств 10.1.3 Программы обработки прерываний Как уже говорилось выше (раздел 6.4.1), возникновение прерывания побуж- дает ядро запускать программу обработки прерываний, в основе алгоритма кото- рой лежит соотношение между устройством, вызвавшим прерывание, и смещением в таблице векторов прерываний. Ядро запускает программу обработки прерываний для данного типа устройства, передавая ей номер устройства или другие пара- метры для того, чтобы идентифицировать единицу устройства, вызвавшую преры- вание. Например, в таблице векторов прерываний на Рисунке 10.6 показаны две точки входа для обработки прерываний от терминалов ("ttyintr"), каждая из которых используется для обработки прерываний, поступивших от 8 терминалов. Если устройство tty09 прервало работу системы, система вызывает программу обработки прерывания, ассоциированную с местом аппаратного подключения уст- ройства. Поскольку с одной записью в таблице векторов прерываний может быть связано множество физических устройств, драйвер должен уметь распознавать устройство, вызвавшее прерывание. На рисунке записи в таблице векторов пре- рываний, соответствующие прерываниям от терминалов, имеют метки 0 и 1, чтобы система различала их между собой при вызове программы обработки прерываний, используя к примеру этот номер в качестве передаваемого программе параметра. Программа обработки прерываний использует этот номер и другую информацию, переданную механизмом прерывания, для того, чтобы удостовериться, что именно устройство tty09, а не tty12, прервало работу системы. Этот пример в упро- щенном виде показывает то, что имеет место в реальных системах, где на самом деле существует несколько уровней контроллеров и соответствующих программ обработки прерываний, но он иллюстрирует общие принципы. Если подвести итог, можно сказать, что номер устройства, используемый программой обработки прерываний, идентифицирует единицу аппаратуры, а млад- ший номер в файле устройства идентифицирует устройство для ядра. Драйвер ус- тройства устанавливает соответствие между младшим номером устройства и номе- ром единицы аппаратуры. 10.2 ДИСКОВЫЕ ДРАЙВЕРЫ Так сложилось исторически, что дисковые устройства в системах UNIX раз- бивались на разделы, содержащие различные файловые системы, что означало 301 "деление [дискового] пакета на несколько управляемых по-своему частей" (см. [System V 84b]). Например, если на диске располагаются четыре файловые сис- темы, администратор может оставить одну из них несмонтированной, одну смон- тировать только для чтения, а две других только для записи. Несмотря на то, что все файловые системы сосуществуют на одном физическом устройстве, поль- зователи не могут ни обращаться к файлам немонтированной файловой системы, используя методы доступа, описанные в главах 4 и 5, ни записывать файлы в файловые системы, смонтированные только для чтения. Более того, так как каж- дый раздел (и, следовательно, файловая система) занимает на диске смежные дорожки и цилиндры, скопировать всю файловую систему легче, чем в том слу- чае, если бы раздел занимал участки, разбросанные по всему дисковому тому. Дисковый драйвер транслирует адрес файловой системы, состоящий из логи- ческого номера устройства и номера блока, в точный номер дискового сектора. Драйвер получает адрес одним из следующих путей: либо стратегическая проце- дура использует буфер из буферного пула, заголовок которого содержит номера устройства и блока, либо процедуры чтения и записи передают логический (младший) номер устройства в качестве параметра; они преобразуют адрес сме- щения в байтах, хранящийся в пространстве задачи, в адрес соответствующего блока. Дисковый драйвер использует номер устройства для идентификации физи- ческого устройства и указания используемого раздела, обращаясь при этом к внутренним таблицам для поиска сектора, отмечающего начало раздела на диске. Наконец, он добавляет номер блока в файловой системе к номеру блока, с кото- рого начинается каждый сектор, чтобы идентифицировать сектор, используемый для ввода-вывода. +---------------------------------------------+ | Раздел Начальный блок Длина в блоках | | | | Размер блока = 512 байт | | | | 0 0 64000 | | 1 64000 944000 | | 2 168000 840000 | | 3 336000 672000 | | 4 504000 504000 | | 5 672000 336000 | | 6 840000 168000 | | 7 0 1008000 | +---------------------------------------------+ Рисунок 10.7. Разделы на диске RP07 Исторически сложилось так, что размеры дисковых разделов устанавливаются в зависимости от типа диска. Например, диск DEC RP07 разбит на разделы, ха- рактеристика которых приведена на Рисунке 10.7. Предположим, что файлы "/dev/dsk0", "/dev/dsk1", "/dev/dsk2" и "/dev/dsk3" соответствуют разделам диска RP07, имеющим номера от 0 до 3, и имеют аналогичные младшие номера. Пусть размер логического блока в файловой системе совпадает с размером дис- кового блока. Если ядро пытается обратиться к блоку с номером 940 в файловой системе, хранящейся в "/dev/dsk3", дисковый драйвер переадресует запрос к блоку с номером 336940 (раздел 3 начинается с блока, имеющего номер 336000; 336000 + 940 = 336940) на диске. Размеры разделов на диске варьируются и администраторы располагают фай- ловые системы в разделах соответствующего размера: большие файловые системы попадают в разделы большего размера и т. д. Разделы на диске могут перекры- ваться. Например, разделы 0 и 1 на диске RP07 не пересекаются, но вместе они занимают блоки с номерами от 0 до 1008000, то есть весь диск. Раздел 7 так же занимает весь диск. Перекрытие разделов не имеет значения, поскольку фай- 302 ловые системы, хранящиеся в разделах, размещаются таким образом, что между ними нет пересечений. Иметь один раздел, включающий в себя все дисковое пространство, выгодно, поскольку весь том можно быстро скопировать. Использование разделов фиксированного состава и размера ограничивает гибкость дисковой конфигурации. Информацию о разделах в закодированном виде не следует включать в дисковый драйвер, но нужно поместить в таблицу содер- жимого дискового тома. Однако, найти общее место на всех дисках для размеще- ния таблицы содержимого дискового тома и сохранить тем самым совместимость с предыдущими версиями системы довольно трудно. В существующих реализациях версии V предполагается, что блок начальной загрузки первой из файловых сис- тем на диске занимает первый сектор тома, хотя по логике это, казалось бы, самое подходящее место для таблицы содержимого тома. И все же дисковый драй- вер должен иметь закодированную информацию о месте расположения таблицы со- держимого тома для каждого диска, не препятствуя существованию дисковых раз- делов переменного размера. В связи с тем, что для системы UNIX является типичным высокий уровень дискового трафика, драйвер диска должен максимизировать передачу данных с тем, чтобы обеспечить наилучшую производительность всей системы. Новейшие дисковые контроллеры осуществляют планирование выполнения заданий, требующих обращения к диску, позиционируют головку диска и обеспечивают передачу дан- ных между диском и центральным процессором; иначе это приходится делать дис- ковому драйверу. Сервисные программы могут непосредственно обращаться к диску в обход стандартного метода доступа к файловой системе, рассмотренного в главах 4 и 5, как пользуясь блочным интерфейсом, так и не прибегая к структурированию данных. Непосредственно работают с диском две важные программы - mkfs и fsck. Программа mkfs форматирует раздел диска для файловой системы UNIX, создавая при этом суперблок, список индексов, список свободных дисковых бло- ков с указателями и корневой каталог новой файловой системы. Программа fsck проверяет целостность существующей файловой системы и исправляет ошибки, как показано в главе 5. Рассмотрим программу, приведенную на Рисунке 10.8, в применении к файлам "/dev/dsk15" и "/dev/rdsk15", и предположим, что команда ls выдала следующую информацию: ls -1 /dev/dsk15 /dev/rdsk15 br-------- 2 root root 0,21 Feb 12 15:40 /dev/dsk15 crw-rw---- 2 root root 7,21 Mar 7 09:29 /dev/rdsk15 Отсюда видно, что файл "/dev/dsk15" соответствует устройству блочного типа, владельцем которого является пользователь под именем "root", и только пользователь "root" может читать с него непосредственно. Его старший номер - 0, младший - 21. Файл "/dev/rdsk15" соответствует устройству посимвольного ввода-вывода, владельцем которого является пользователь "root", однако права доступа к которому на запись и чтение есть как у владельца, так и у группы. Его старший номер - 7, младший - 21. Процесс, открывающий файлы, получает доступ к устройству через таблицу клю- чей устройств ввода-вывода блоками и таблицу ключей устройств посимвольного ввода-вывода, соответственно, а младший номер устройства 21 информирует драйвер о том, к какому разделу диска производится обращение, например, дис- ковод 2, раздел 1. Поскольку младшие номера у файлов совпадают, они ссылают- ся на один и тот же раздел диска, если предположить, что это одно устройство (***). Таким образом, процесс, выполняющий программу, открывает один и тот --------------------------------------- (***) Не существует иного способа установить, что символьный и блочный драй- веры ссылаются на одно и то же устройство, кроме просмотра таблиц сис- темной конфигурации и текста программ драйвера. 303 же драйвер дважды (используя различные интерфейсы), позиционирует головку к смещению с адресом 8192 и считывает данные с этого места. Результаты выпол- нения операций чтения должны быть идентичными при условии, что работает только одна файловая система. +------------------------------------------------------------+ | #include "fcntl.h" | | main() | | { | | char buf1[4096], buf2[4096] | | int fd1, fd2, i; | | | | if (((fd1 = open("/dev/dsk5/", O_RDONLY)) == -1) || | | ((fd2 = open("/dev/rdsk5", O_RDONLY)) == -1))| | { | | printf("ошибка при открытии\n"); | | exit(); | | } | | | | lseek(fd1, 8192L, 0); | | lseek(fd2, 8192L, 0); | | | | if ((read(fd1, buf1, sizeof(buf1)) == -1) || | | (read(fd2, buf2, sizeof(buf2)) == -1)) | | { | | printf("ошибка при чтении\n"); | | exit(); | | } | | | | for (i = 0; i < sizeof(buf1); i++) | | if (buf1[i] != buf2[i]) | | { | | printf("различие в смещении %d\n", i); | | exit(); | | } | | printf("данные совпадают\n"); | | } | +------------------------------------------------------------+ Рисунок 10.8. Чтение данных с диска с использованием блочного интерфейса и без структурирования данных Программы, осуществляющие чтение и запись на диск непосредственно, пред- ставляют опасность, поскольку манипулируют с чувствительной информацией, рискуя нарушить системную защиту. Администраторам следует защищать интерфей- сы ввода-вывода путем установки прав доступа к файлам дисковых устройств. Например, дисковые файлы "/dev/dsk15" и "/dev/rdsk15" должны принадлежать пользователю с именем "root", и права доступа к ним должны быть определены таким образом, чтобы пользователю "root" было разрешено чтение, а всем ос- тальным пользователям и чтение, и запись должны быть запрещены. Программы, осуществляющие чтение и запись на диск непосредственно, могут также нарушить целостность данных в файловой системе. Алгоритмы файловой системы, рассмотренные в главах 3, 4 и 5, координируют выполнение операций ввода-вывода, связанных с диском, тем самым поддерживая целостность информа- ционных структур на диске, в том числе списка свободных дисковых блоков и указателей из индексов на информационные блоки прямой и косвенной адресации. Процессы, обращающиеся к диску непосредственно, обходят эти алгоритмы. Пусть даже их программы написаны с большой осторожностью, проблема целостности все 304 равно не исчезнет, если они выполняются параллельно с работой другой файло- вой системы. По этой причине программа fsck не должна выполняться при нали- чии активной файловой системы. Два типа дискового интерфейса различаются между собой по использованию буферного кеша. При работе с блочным интерфейсом ядро пользуется тем же ал- горитмом, что и для файлов обычного типа, исключение составляет тот момент, когда после преобразования адреса смещения логического байта в адрес смеще- ния логического блока (см. алгоритм bmap в главе 4) оно трактует адрес сме- щения логического блока как физический номер блока в файловой системе. За- тем, используя буферный кеш, ядро обращается к данным, и, в конечном итоге, к стратегическому интерфейсу драйвера. Однако, при обращении к диску через символьный интерфейс (без структурирования данных), ядро не превращает адрес смещения в адрес файла, а передает его немедленно драйверу, используя для передачи рабочее пространство задачи. Процедуры чтения и записи, входящие в состав драйвера, преобразуют смещение в байтах в смещение в блоках и копиру- ют данные непосредственно в адресное пространство задачи, минуя буферы ядра. Таким образом, если один процесс записывает на устройство блочного типа, а второй процесс затем считывает с устройства символьного типа по тому же адресу, второй процесс может не считать информацию, записанную первым про- цессом, так как информация может еще находиться в буферном кеше, а не на диске. Тем не менее, если второй процесс обратится к устройству блочного ти- па, он автоматически попадет на новые данные, находящиеся в буферном кеше. При использовании символьного интерфейса можно столкнуться со странной ситуацией. Если процесс читает или пишет на устройство посимвольного вво- да-вывода порциями меньшего размера, чем, к примеру, блок, результаты будут зависеть от драйвера. Например, если производить запись на ленту по 1 байту, каждый байт может попасть в любой из ленточных блоков. Преимущество использования символьного интерфейса состоит в скорости, если не возникает необходимость в кешировании данных для дальнейшей работы. Процессы, обращающиеся к устройствам ввода -вывода блоками, передают инфор- мацию блоками, размер каждого из которых ограничивается размером логического блока в данной файловой системе. Например, если размер логического блока в файловой системе 1 Кбайт, за одну операцию ввода-вывода может быть передано не больше 1 Кбайта информации. При этом процессы, обращающиеся к диску с по- мощью символьного интерфейса, могут передавать за одну дисковую операцию множество дисковых блоков, в зависимости от возможностей дискового контрол- лера. С функциональной точки зрения, процесс получает тот же самый резуль- тат, но символьный интерфейс может работать гораздо быстрее. Если воспользо- ваться примером, приведенным на Рисунке 10.8, можно увидеть, что когда про- цесс считывает 4096 байт, используя блочный интерфейс для файловой системы с размером блока 1 Кбайт, ядро производит четыре внутренние итерации, на каж- дом шаге обращаясь к диску, прежде чем вызванная системная функция возвраща- ет управление, но когда процесс использует символьный интерфейс, драйвер мо- жет закончить чтение за одну дисковую операцию. Более того, использование блочного интерфейса вызывает дополнительное копирование данных между адрес- ным пространством задачи и буферами ядра, что отсутствует в символьном ин- терфейсе. 10.3 ТЕРМИНАЛЬНЫЕ ДРАЙВЕРЫ Терминальные драйверы выполняют ту же функцию, что и остальные драйверы: управление передачей данных от и на терминалы. Однако, терминалы имеют одну особенность, связанную с тем, что они обеспечивают интерфейс пользователя с системой. Обеспечивая интерактивное использование системы UNIX, терминальные драйверы имеют свой внутренний интерфейс с модулями, интерпретирующими ввод и вывод строк. В каноническом режиме интерпретаторы строк преобразуют нест- руктурированные последовательности данных, введенные с клавиатуры, в канони- ческую форму (то есть в форму, соответствующую тому, что пользователь имел в 305 виду на самом деле) прежде, чем послать эти данные принимающему процессу; строковый интерфейс также преобразует неструктурированные последовательности выходных данных, созданных процессом, в формат, необходимый пользователю. В режиме без обработки строковый интерфейс передает данные между процессами и терминалом без каких-либо преобразований. Программисты, например, работают на клавиатуре терминала довольно быст- ро, но с ошибками. На этот случай терминалы имеют клавишу стирания ("erase"; клавиша может быть обозначена таким образом), чтобы пользователь имел воз- можность стирать часть введенной строки и вводить коррективы. Терминалы пе- ресылают машине всю введенную последовательность, включая и символы стирания (*** *). В каноническом режиме строковый интерфейс буферизует информацию в строки (набор символов, заканчивающийся символом возврата каретки (*****)) и процессы стирают символы у себя, прежде чем переслать исправленную последо- вательность считывающему процессу. В функции строкового интерфейса входят: * построчный разбор введенных последовательностей; * обработка символов стирания; * обработка символов "удаления", отменяющих все остальные символы, введен- ные до того в текущей строке; * отображение символов, полученных терминалом; * расширение выходных данных, например, преобразование символов табуляции в последовательности пробелов; * сигнализирование процессам о зависании терминалов и прерывании строк или в ответ на нажатие пользователем клавиши удаления; * предоставление возможности не обрабатывать специальные символы, такие как символы стирания, удаления и возврата каретки. Функционирование без обработки подразумевает использование асинхронного терминала, поскольку процессы могут считывать символы в том виде, в каком они были введены, вместо того, чтобы ждать, когда пользователь нажмет клави- шу ввода или возврата каретки. Ричи отметил, что первые строковые интерфейсы, используемые еще при раз- работке системы в начале 70-х годов, работали в составе программ командного процессора и редактора, но не в ядре (см. [Ritchie 84], стр.1580). Однако, поскольку в их функциях нуждается множество программ, их место в составе яд- ра. Несмотря на то, что строковый интерфейс выполняет такие функции, из ко- торых логически вытекает его место между терминальным драйвером и остальной частью ядра, ядро не запускает строковый интерфейс иначе, чем через терми- нальный драйвер. На Рисунке 10.9 показаны поток данных, проходящий через терминальный драйвер и строковый интерфейс, и соответствующие ему управляю- щие воздействия, проходящие через терминальный драйвер. Пользователи могут указать, какой строковый интерфейс используется посредством вызова системной функции ioctl, но реализовать схему, по которой одно устройство использовало бы несколько строковых интерфейсов одновременно, при чем каждый интерфейсный модуль, в свою очередь, успешно вызывал бы следующий модуль для обработки данных, довольно трудно. 10.3.1 Символьные списки Строковый интерфейс обрабатывает данные в символьных списках. Символьный список (clist) представляет собой переменной длины список символьных блоков с использованием указателей и с подсчетом количества символов в списке. Сим- --------------------------------------- (****) В этом разделе рассматривается использование терминалов ввода-вывода, которые передают все символы, введенные пользователем, без обработки. (*****) В данной главе используется общий термин "возврат каретки" для обоз- начения символов возврата каретки и перевода строки. 306 Поток данных Поток управляющих воздействий +-----------------------+ +-----------------------+ | Процесс чтения/записи | | Процесс чтения/записи | +-----------------------+ +-----------------------+ - | ^ - | ^ - v | - v | - +---------------------+ - +-----------------------+ вывод | Строковый интерфейс| ввод | Терминальный драйвер | - +---------------------+ - +-----------------------+ - | ^ - | ^ - v | - v | +-----------------------+ +---------------------+ | Терминальный драйвер | | Строковый интерфейс | +-----------------------+ +---------------------+ | ^ v | +-----------------------+ | Драйвер ввода-вывода | +-----------------------+ | ^ v | +-------------------------+ | Устройство ввода-вывода | +-------------------------+ Рисунок 10.9. Последовательность обращений и поток данных че- рез строковый интерфейс Указатель Смещение Смещение на до до следующий начала конца Массив символов блок 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 14 ----------+---------+---------++-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+--- | 7 | 14 ||g|a|r|b|a|g|e||| |e|q|n| ||| |... ----+-----+---------+---------++-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+--- | v Рисунок 10.10. Символьный блок вольный блок (cblock) содержит указатель на следующий блок в списке, неболь- шой массив хранимой в символьном виде информации и адреса смещений, показы- вающие место расположения внутри блока корректной информации (Рисунок 10.10). Смещение до начала показывает первую позицию расположения корректной информации в массиве, смещение до конца показывает первую позицию расположе- ния некорректной информации. Ядро обеспечивает ведение списка свободных символьных блоков и выполняет над символьными списками и символьными блоками шесть операций. 1. Ядро назначает драйверу символьный блок из списка свободных символьных блоков. 2. Оно также возвращает символьный блок в список свободных символьных бло- ков. 3. Ядро может выбирать первый символ из символьного списка: оно удаляет первый символ из первого символьного блока в списке и устанавливает зна- чения счетчика символов в списке и указателей в блоке таким образом, чтобы последующие операции не выбирали один и тот же символ. Если в ре- 307 зультате операции выбран последний символ блока, ядро помещает в список свободных символьных блоков пустой блок и переустанавливает указатели в символьном списке. Если в символьном списке отсутствуют символы, ядро возвращает пустой символ. 4. Ядро может поместить символ в конец символьного списка путем поиска пос- леднего символьного блока в списке, включения символа в него и переуста- новки адресов смещений. Если символьный блок заполнен, ядро выделяет но- вый символьный блок, включает его в конец символьного списка и помещает символ в новый блок. 5. Ядро может удалять от начала списка группу символов по одному блоку за одну операцию, что эквивалентно удалению всех символов в блоке за один раз. 6. Ядро может поместить блок с символами в конец символьного списка. Символьные списки позволяют создать несложный механизм буферизации, по- лезный при небольшом объеме передаваемых данных, типичном для медленных уст- ройств, таких как терминалы. Они дают возможность манипулировать с данными с каждым символом в отдельности и с группой символьных блоков. Например, Рису- нок 10.11 иллюстрирует удаление символов из символьного списка; ядро удаляет по одному символу из первого блока в списке (Рисунок 10.11а-в) до тех пор, пока в блоке не останется ни одного символа (Рисунок символьный символьные список блоки +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ +----->| 0 8 | | p | i | c | | f | i | l | e | | ++------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ | v | +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ +----------+-+ | | 0 8 | | * | | | | | t | b | l | | | 27 | +--+ ++------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ | символов | +--+ v +----------+-+ | +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ | | 0 8 | | | | | t | r | o | f | f | | | ++------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ | v | +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ +----->| 0 3 | | - | m | m | | | | | | +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ (а) +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ +----->| 1 8 | | | i | c | | f | i | l | e | | ++------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ | v | +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ +----------+-+ | | 0 8 | | * | | | | | t | b | l | | | 26 | +--+ ++------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ | символов | +--+ v +----------+-+ | +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ | | 0 8 | | | | | t | r | o | f | f | | | ++------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ | v | +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ +----->| 0 3 | | - | m | m | | | | | | +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ (б) 308 +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ +----->| 2 8 | | | | c | | f | i | l | e | | ++------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ | v | +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ +----------+-+ | | 0 8 | | * | | | | | t | b | l | | | 25 | +--+ ++------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ | символов | +--+ v +----------+-+ | +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ | | 0 8 | | | | | t | r | o | f | f | | | ++------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ | v | +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ +----->| 0 3 | | - | m | m | | | | | | +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ (в) +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ +----->| 0 8 | | * | | | | | t | b | l | | | ++------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ +----------+-+ | v | 19 | +--+ +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ | символов | +--+ | 0 8 | | | | | t | r | o | f | f | | +----------+-+ | ++------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ | v | +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ +----->| 0 3 | | - | m | m | | | | | | +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ (г) Рисунок 10.11. Удаление символов из символьного списка символьный символьные список блоки +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ +----->| 0 8 | | p | i | c | | f | i | l | e | | ++------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ +----------+-+ | v | 22 | +--+ +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ | символа | +--+ | 0 8 | | * | | | | | t | b | l | | +----------+-+ | ++------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ | v | +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ +----->| 0 6 | | | | | t | r | o | f | | | +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ (а) +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ +----->| 0 8 | | p | i | c | | f | i | l | e | | ++------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ +----------+-+ | v | 23 | +--+ +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ | символа | +--+ | 0 8 | | * | | | | | t | b | l | | +----------+-+ | ++------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ | v | +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ +----->| 0 7 | | | | | t | r | o | f | f | | +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ 309 (б) +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ +----->| 0 8 | | p | i | c | | f | i | l | e | | ++------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ +----------+-+ | v | 24 | +--+ +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ | символа | +--+ | 0 8 | | * | | | | | t | b | l | | +----------+-+ | ++------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ | v | +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ +----->| 0 8 | | | | | t | r | o | f | f | | +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ (в) +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ +----->| 0 8 | | p | i | c | | f | i | l | e | | ++------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ | v | +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ +----------+-+ | | 0 8 | | * | | | | | t | b | l | | | 25 | +--+ ++------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ | символов | +--+ v +----------+-+ | +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ | | 0 8 | | | | | t | r | o | f | f | | | ++------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ | v | +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ +----->| 0 1 | | - | | | | | | | | +-------+ +---+---+---+---+---+---+---+---+ (г) Рисунок 10.12. Включение символов в символьный список 10.11г); затем оно устанавливает указатель списка на следующий блок, который становится первым блоком в списке. Подобно этому на Рисунке 10.12 показано, как ядро включает символы в символьный список; при этом предполагается, что в одном блоке помещается до 8 символов и что ядро размещает новый блок в конце списка (Рисунок 10.12г). 10.3.2 Терминальный драйвер в каноническом режиме Структуры данных, с которыми работают терминальные драйверы, связаны с тремя символьными списками: списком для хранения данных, выводимых на терми- нал, списком для хранения неструктурированных вводных данных, поступивших в результате выполнения программы обработки прерывания от терминала, вызванно- го попыткой пользователя ввести данные с клавиатуры, и списком для хранения обработанных входных данных, поступивших в результате преобразования строко- вым интерфейсом специальных символов (таких как символы стирания и удаления) в неструктурированном списке. Когда процесс ведет запись на терминал (Рисунок 10.13), терминальный драйвер запускает строковый интерфейс. Строковый интерфейс в цикле считывает символы из адресного пространства процесса и помещает их в символьный список для хранения выводных данных до тех пор, пока поток данных не будет исчер- пан. Строковый интерфейс обрабатывает выводимые символы, например, заменяя символы табуляции на последовательности пробелов. Если количество символов в списке для хранения выводных данных превысит верхнюю отметку, строковый ин- терфейс вызывает процедуры драйвера, пересылающие данные из символьного списка на терминал и после этого приостанавливающие выполнение процесса, ве- 310 +------------------------------------------------------------+ | алгоритм terminal_write | | { | | выполнить (пока из пространства задачи еще поступают | | данные) | | { | | если (на терминал поступает информация) | | { | | приступить к выполнению операции записи данных | | из списка, хранящего выводные данные; | | приостановиться (до того момента, когда терми- | | нал будет готов принять следующую порцию дан- | | ных); | | продолжить; /* возврат к началу цикла */ | | } | | скопировать данные в объеме символьного блока из | | пространства задачи в список, хранящий выводные | | данные: строковый интерфейс преобразует символы | | табуляции и т.д.; | | } | | | | приступить к выполнению операции записи данных из спис-| | ка, хранящего выводные данные; | | } | +------------------------------------------------------------+ Рисунок 10.13. Алгоритм переписи данных на терминал дущего запись. Когда объем информации в списке для хранения выводных данных падает за нижнюю отметку, программа обработки прерываний возобновляет выпол- нение всех процессов, приостановленных до того момента, когда терминал смо- жет принять следующую порцию данных. Строковый интерфейс завершает цикл об- работки, скопировав всю выводимую информацию из адресного пространства зада- чи в соответствующий символьный список, и вызывает выполнение процедур драй- вера, пересылающих данные на терминал, о которых уже было сказано выше. Если на терминал ведут запись несколько процессов, они независимо друг от друга следуют указанной процедуре. Выводимая информация может быть иска- жена; то есть на терминале данные, записываемые процессами, могут пересе- каться. Это может произойти из-за того, что процессы ведут запись на терми- нал, используя несколько вызовов системной функции write. Ядро может перек- лючать контекст, пока процесс выполняется в режиме задачи, между последова- тельными вызовами функции write, и вновь запущенные процессы могут вести за- пись на терминал, пока первый из процессов приостановлен. Выводимые данные могут быть также искажены и на терминале, поскольку процесс может приостано- виться на середине выполнения системной функции write, ожидая завершения вы- вода на терминал из системы предыдущей порции данных. Ядро может запустить другие процессы, которые вели запись на терминал до того, как первый процесс был повторно запущен. По этой причине, ядро не гарантирует, что содержимое буфера данных, выводимое в результате вызова системной функции write, поя- вится на экране терминала в непрерывном виде. Рассмотрим программу, приведенную на Рисунке 10.14. Родительский процесс создает до 18 порожденных процессов; каждый из порожденных процессов записы- вает строку (с помощью библиотечной функции sprintf) в массив output, кото- рый включает сообщение и значение счетчика i в момент выполнения функции fork, и затем входит в цикл пошаговой переписи строки в файл стандартного вывода. Если стандартным выводом является терминал, терминальный драйвер ре- гулирует поток поступающих данных. Выводимая строка имеет более 64 символов 311 +----------------------------------------------------------------+ | char form[]="это пример вывода строки из порожденного процесса"| | | main() | | { | | char output[128]; | | int i;