Рисунок 12.14. Выделение буфера с использованием семафоров

На Рисунке 12.14 показана первая часть алгоритма getblk, реализованная в многопроцессорной системе с использованием семафоров. Просматривая буферный кеш в поисках указанного блока, ядро с помощью операции P захватывает семафор, принадлежащий хеш-очереди. Если над семафором уже кем-то произведена операция данного типа, текущий процесс приостанавливается до тех пор, пока процесс, захвативший семафор, не освободит его, выполнив операцию V. Когда текущий процесс получает право исключительного контроля над хеш-очередью, он приступает к поиску подходящего буфера. Предположим, что буфер находится в хеш-очереди. Ядро (процесс A) пытается захватить буфер, но если оно использует операцию P и если буфер уже захвачен, ядру придется приостановить свою работу, оставив хеш-очередь заблокированной и не допуская таким образом обращений к ней со стороны других процессов, даже если последние ведут поиск незахваченных буферов. Пусть вместо этого процесс A захватывает буфер, используя операцию CP; если операция завершается успешно, буфер становится открытым для процесса. Процесс A захватывает семафор, принадлежащий списку свободных буферов, выполняя операцию CP, поскольку семафор захватывается на непродолжительное время и, следовательно, приостанавливать свою работу, выполняя операцию P, процесс просто не имеет возможности. Ядро убирает буфер из списка свободных буферов, снимает блокировку со списка и с хеш-очереди и возвращает захваченный буфер. Предположим, что операция CP над буфером завершилась неудачно из-за того, что семафор, принадлежащий буферу, оказался захваченным. Процесс A освобождает семафор, связанный с хеш-очередью, и приостанавливается, пытаясь выполнить операцию P над семафором буфера. Операция P над семафором будет выполняться, несмотря на то, что операция CP уже потерпела неудачу. По завершении выполнения операции процесс A получает власть над буфером. Так как в оставшейся части алгоритма предполагается, что буфер и хеш-очередь захвачены, процесс A теперь пытается захватить хеш-очередь[34]. Поскольку очередность захвата здесь (сначала семафор буфера, потом семафор очереди) обратна вышеуказанной очередности, над семафором выполняется операция CP. Если попытка захвата заканчивается неудачей, имеет место обычная обработка, требующаяся по ходу задачи. Но если захват удается, ядро не может быть уверено в том, что захвачен корректный буфер, поскольку содержимое буфера могло быть ранее изменено другим процессом, обнаружившим буфер в списке свободных буферов и захватившим на время его семафор. Процесс A, ожидая освобождения семафора, не имеет ни малейшего представления о том, является ли интересующий его буфер тем буфером, который ему нужен, и поэтому прежде всего он должен убедиться в правильности содержимого буфера; если проверка дает отрицательный результат, алгоритм запускается сначала. Если содержимое буфера корректно, процесс A завершает выполнение алгоритма.

Оставшуюся часть алгоритма можно рассмотреть в качестве упражнения.

Рисунок 12.15. Многопроцессорная версия алгоритма wait

Из главы 7 мы уже знаем о том, что во время выполнения системной функции wait процесс приостанавливает свою работу до момента завершения выполнения своего потомка. В многопроцессорной системе перед процессом встает задача не упустить при выполнении алгоритма wait потомка, прекратившего существование с помощью функции exit; если, например, в то время, пока на одном процессоре процесс-родитель запускает функцию wait, на другом процессоре его потомок завершил свою работу, родителю нет необходимости приостанавливать свое выполнение в ожидании завершения второго потомка. В каждой записи таблицы процессов имеется семафор, именуемый zombie_semaphore и имеющий в начале нулевое значение. Этот семафор используется при организации взаимодействия wait/exit (Рисунок 12.15). Когда потомок завершает работу, он выполняет над семафором своего родителя операцию V, выводя родителя из состояния приостанова, если тот перешел в него во время исполнения функции wait. Если потомок завершился раньше, чем родитель запустил функцию wait, этот факт будет обнаружен родителем, который тут же выйдет из состояния ожидания. Если оба процесса исполняют функции exit и wait параллельно, но потомок исполняет функцию exit уже после того, как родитель проверил его статус, операция V, выполненная потомком, воспрепятствует переходу родителя в состояние приостанова. В худшем случае процесс-родитель просто повторяет цикл лишний раз.

В многопроцессорной реализации вычислительной системы на базе компьютеров AT&T 3B20 семафоры в структуру загрузочного кода драйверов не включаются, а операции типа P и V выполняются в точках входа в каждый драйвер (см. [Bach 84]). В главе 10 мы говорили о том, что интерфейс, реализуемый драйверами устройств, характеризуется очень небольшим числом точек входа (на практике их около 20). Защита драйверов осуществляется на уровне точек входа в них:

P(семафор драйвера);

открыть (драйвер);

V(семафор драйвера);

Если для всех точек входа в драйвер использовать один и тот же семафор, но при этом для разных драйверов — разные семафоры, критический участок программы драйвера будет исполняться процессом монопольно. Семафоры могут назначаться как отдельному устройству, так и классам устройств. Так, например, отдельный семафор может быть связан и с отдельным физическим терминалом и со всеми терминалами сразу. В первом случае быстродействие системы выше, ибо процессы, обращающиеся к терминалу, не захватывают семафор, имеющий отношение к другим терминалам, как во втором случае. Драйверы некоторых устройств, однако, поддерживают внутреннюю связь с другими драйверами; в таких случаях использование одного семафора для класса устройств облегчает понимание задачи. В качестве альтернативы в вычислительной системе 3B20A предоставлена возможность такого конфигурирования отдельных устройств, при котором программы драйвера запускаются на точно указанных процессорах.