28. Архитектура виртуальной файловой системы. Монтирование файловой системы. Трансляция имен. Системные вызовы, требующие трансляции имени.

Архитектура виртуальной файловой системы

Как было показано, различные типы файловых систем существенно отличаются по внутренней архитектуре. В то же время современные версии UNIX обеспечивают одновременную работу с несколькими типами файловых систем. Среди них можно выделить локальные файловые системы различной архитектуры, удаленные и даже отличные от файловой системы UNIX, например DOS. Такое сосуществование обеспечивается путем разделения каждой файловой системы на зависимый и независимый от реали

зации уровни, последний из которых является общим и представляет для остальных подсистем ядра некоторую абстрактную файловую систему. Независимый уровень также называется виртуальной файловой системой (рис. 4.7). При этом дополнительные файловые системы различных типов могут быть встроены в ядро UNIX подобно тому, как это происходит с драйверами устройств.

Виртуальные индексные дескрипторы

Дисковый файл обычно имеет связанную с ним структуру данных, назы­ваемую метаданными или inode, где хранятся основные характеристики Данного файла и с помощью которой обеспечивается доступ к его данным. Одним из исключений из этого правила является файловая система DOS, в которой структуры файла и его метаданных существенно отличаются от Принятых в UNIX. Тем не менее виртуальная файловая система основана На представлении метаданных файла в виде, сходном с традиционной се­мантикой UNIX. Интерфейсом работы с файлами является vnode (от virtual inode — виртуальный индексный дескриптор).

Первоначально этот интерфейс был разработан в 1984 году фирмой Sun Microsystems для обеспечения требуемой унификации работы с файло­выми системами различных типов, в частности, с NFS и ufs (FFS). Сегодня виртуальная файловая система является стандартом в SVR4, хотя ряд других версий UNIX также реализуют подобную архитектуру (например, независимая файловая система SCO UNIX).

Метаданные всех активных файлов (файлов, на которые ссылаются один или более процессов) представлены в памяти в виде in-core inode, в качестве которых в виртуальной файловой системе выступают vnode. Структура данных vnode одинакова для всех файлов, независимо от типа реальной файловой системы, где фактически располагается файл. Данные vnode со­держат информацию, необходимую для работы виртуальной файловой системы, а также неизменные характеристики файла, например, такие как тип файла.

Основные поля vnode приведены в табл. 4.1.

Каждый vnode содержит число ссылок v_count, которое увеличивается при открытии процессом файла и уменьшается при его закрытии. Когда число ссылок становится равным нулю, вызывается операция vn_inactive (), которая сообщает реальной файловой системе, что на vnode никто больше не ссылается. После этого файловая система может освободить vnode (и, например, соответствующий ему inode) или поместить его в кэш для дальнейшего использования.

Поле v_vfsp указывает на файловую систему (структуру vfs, о которой мы поговорим в следующем разделе), в которой расположен файл, адресо-

ванный данным vnode. Если vnode является точкой монтирования, то поле v_vfsmountedhere указывает на подключенную файловую систему, "перекрывающую" данный vnode.

Поле v_data указывает на данные, относящиеся к конкретной реализации ; реальной файловой системы. Например, для дисковой файловой системы ufs, v_data указывает на запись в таблице in-core inode.

Набор операций над vnode указан полем v_op. В терминах объектно-ориентированного программирования этот набор представляет собой виртуальные методы класса vnode. Он является своего рода шлюзом к реальной файловой системе, позволяя предоставить общий интерфейс виртуальной файловой системы и в то же время обеспечить специфические реализации функций работы с файлами, необходимые для различных типов файловых систем. Некоторые операции, большинство из которых уже знакомы читателю по системным вызовам, приведены в табл. 4.2.

Монтирование файловой системы

Прежде чем может состояться работа с файлами, соответствующая файло­вая система должна быть встроена в существующее иерархическое дерево.

Только после этого ядро сможет выполнять файловые операции, такие как создание, открытие, чтение или запись в файл. Эта операция встраивания получила название подключения или монтирования файловой системы.

Каждая подключенная файловая система представлена на независимом уровне в виде структуры vfs, аналоге записи таблицы монтирования дисковой файловой системы. Структуры vfs всех подключенных файловых систем организованы в виде односвязного списка, в совокупности обеспе­чивая информацию, необходимую для обслуживания всего иерархического дерева, а также информацию о реальной файловой системе, которые не изменяются на протяжении работы. Первой записью списка всегда является корневая файловая система. В дальнейшем, список vfs мы будем назы­вать устоявшимся термином - - таблица монтирования. Поля структуры vfs приведены в табл. 4.3.

Поле vfs_data содержит указатель на данные реальной файловой систе­мы. Например, для дисковой файловой системы s5fs, это поле указывает на суперблок, размещенный в памяти.

Поле vfs_op указывает на операции файловой системы, которые в терминах объектно-ориентированного подхода могут быть названы виртуальными методами объекта vfs. Возможные операции файловой системы существенным образом зависят от архитектуры и конкретной реализации, поля vfs_op заполняются указателями на соответствующие функции реальной файловой системы при ее монтировании.

Для инициализации и монтирования реальной файловой системы UNIX хранит коммутатор файловых систем (File System Switch), адресующий процедурный интерфейс для каждого типа файловой системы, поддерживаемой ядром. UNIX System V для этого использует глобальную таблицу, каждый элемент которой соответствует определенному типу реальной файловой системы, например s5fs, ufs или nfs.

Монтирование файловой системы производится системным вызовом mount(2). В качестве аргументов передаются тип монтируемой файловой системы, имя каталога, к которому подключается файловая система (точка монтирования), флаги (например, доступ к файловой системе только для чтения) и дополнительные данные, конкретный вид и содержимое кото­рых зависят от реализации реальной файловой системы. При этом произ­водится поиск vnode, соответствующего файлу - - точке монтирования (операция lookup () или namei () трансляции имени), и проверяется, что файл является каталогом и не используется в настоящее время для монти­рования других файловых систем.

Затем происходит поиск элемента коммутатора файловых систем vfssw [], соответствующего типу монтируемой файловой системы. Если такой элемент найден, вызывается операция инициализации, адресованная полем I vsw_init (). При этом выполняется размещение специфических для дан­ного типа файловой системы данных, после чего ядро размещает структуру vfs и помещает ее в связанный список подключенных файловых систем. Поле vfs_vnodecovered указывает на vnode точки монтирования. Это поле устанавливается нулевым для корневой (root) файловой системы, элемент vfs которой всегда расположен первым в списке подключенных файловых систем. Поле vfs_op адресует вектор операций, определенный для данного типа файловой системы. Наконец, указатель на данный элемент vfs сохраняется в поле v_vfsmountedhere виртуального индексного дескриптора каталога — точки монтирования.

После этого вызывается операция vfs_mount (), соответствующая данному типу файловой системы. Конкретные действия определяются реализацией файловой системы и могут существенно различаться. Например, операция монтирования локальной файловой системы ufs предусматривает считывание в память метаданных системы, таких как суперблок, в то время как монтирование удаленной NFS файловой системы включает передачу сетевого запроса файловому серверу. Однако монтирование предусматривает выполнение и ряда общих операций, включающих: проверку соответствующих прав на выполнение монтирования; размещение и инициализацию специфических для файловой системы данного типа данных, сохранение адреса этих данных в поле vfs_data элемента vfs;

П размещение vnode для корневого каталога подключаемой файловой системы, доступ к которому осуществляется с помощью операции

vfs_root().

После подключения файловая система может быть адресована по имени точки монтирования. В частности, при отключении файловой системы с помощью системного вызова umount(2), в качестве аргумента ему передается имя точки монтирования. Адресация с помощью специального файла устройства, как это происходило раньше, нарушает унифицированный вид виртуальной файловой системы, так как некоторые типы вообще не имеют такого устройства (например, NFS).

Определение корневого vnode для подключенной файловой системы про­изводится с помощью операции vfs_root (). Заметим, что в некоторых реализациях независимой файловой системы (например, в SCO UNIX, хо­тя там используется другая терминология) одно из полей записи таблицы монтирования явно указывало на корневой vnode. Подход, предложенный фирмой Sun Microsystems, позволяет не хранить корневой vnode постоянно, размещая его только при необходимости работы с файловой системой. Это минимизирует ресурсы, занимаемые подключенными файловыми сис­темами, которые продолжительное время не используются.

Трансляция имен

Прикладные процессы, запрашивая услуги файловой системы, обычно имеют дело с именем файла или файловым дескриптором, полученным в результате определенных системных вызовов. Однако ядро системы для обеспечения работы с файлами использует не имена, а индексные дескрипторы. Таким образом, необходима трансляция имени файла, передаваемого, например, в качестве аргумента системному вызову ореп(2), в номер соответствующего vnode.

В табл. 4.6 приведены системные вызовы, для выполнения которых требуется трансляция имени файла.

Говоря формально, полное имя файла представляет собой последователь­ность слов, разделенных символом '/'. Каждый компонент имени, кроме Последнего, является именем каталога. Последний компонент определяет собственно имя файла. При этом полное имя может быть абсолютным или относительным. Если полное имя начинается с символа '/', представляю-Чего корневой каталог общего логического дерева файловой системы, то оно является абсолютным, однозначно определяющим файл из любого места файловой системы. В противном случае, имя является относитель­ным и адресует файл относительно текущего каталога. Примером относи-^льного имени может служить include/sys/user.h, а абсолютное имя этого Файла — /usr/include/sys/user.h. Как следует из этих рассуждений, два ка-

талога играют ключевую роль при трансляции имени: корневой каталог и

текущий каталог. Каждый процесс адресует эти каталоги двумя полями

структуры u_area:

struct vnode *u_cdir Указатель на vnode текущего каталога

struct vnode *u_rdir Указатель на vnode корневого каталога

В зависимости от имени файла трансляция начинается с vnode, адресован­ного либо полем u_cdir, либо u_rdir. Трансляция имени осуществляется покомпонентно, при этом для vnode текущего каталога вызывается соот­ветствующая ему операция vn_lookup(), в качестве аргумента которой передается имя следующего компонента. В результате операции возвраща­ется vnode, соответствующий искомому компоненту.

Если для vnode каталога установлен указатель vn_vfsmountedhere, то данный каталог является точкой монтирования. Если имя файла требует дальнейшего спуска по дереву файловой системы (т. е. пересече­ния точки монтирования), то операция vn_lookup () следует указателю vn_vfsmountedhere для перехода в подключенную файловую систему и вызывает для нее операцию vfs_root () для получения ее корневого vnode. Трансляция имени затем продолжается с этого места.

Пересечение границы файловых систем возможно и при восхождении по дереву, например, если имя файла задано указанием родительского ката­лога — ../../myfile.txt. Если при движении в этом направлении по пути встречается корневой vnode подключенной файловой системы (установлен флаг VROOT в поле v_flag), то операция vn_lookup() следует указателю vfs_vnodecovered, расположенному в записи vfs этой файловой систе­мы. При этом происходит пересечение границы файловых систем, и даль­нейшая трансляция продолжается с точки монтирования.

Если искомый файл является символической связью, и системный вызов, от имени которого происходит трансляция имени, "следует" символиче­ской связи, операция vn_lookup() вызывает vn_readlink () для получения имени целевого файла. Если оно является абсолютным (т. е. начинается с "/"), то трансляция начинается с vnode корневого каталога, адресо­ванного полем u_rdir области u-area.

Процесс трансляции имени продолжается, пока не просмотрены все компоненты имени или не обнаружена ошибка (например, отсутствие прав доступа). В случае удачного завершения возвращается vnode искомого файла.

Билет №30

Подсистема ввода-вывода выполняет запросы файловой подсистемы и подсистемы управления процессами для доступа к периферийным устройствам (дискам, магнитным лентам, терминалам и т.д.) Она обеспечивает необходимую буферизацию данных и взаимодействует с драйверами устройств - специальными модулями ядра, непосредственно обслуживающими внешние устройства.

Основным компонентом подсистемы ввода-вывода являются драйверы - модули ядра, обеспечивающие непосредственную работу с периферийными устройствами. Поскольку характеристики периферийных устройств существенно отличаются, то UNIX использует два основных типа драйверов - символьные и блочные. Эти типы драйверов входят в традиционную подсистему ввода-вывода и присутствуют во всех версиях UNIX.

Драйверы различаются по возможностям, которые они предоставляют, а также по тому, каким образом обеспечивается к ним доступ и управление. Можно рассматривать три основные типа драйверов:

Символьные. Этот тип драйверов обеспечивает работу с устройствами с драйверы побайтовым доступом и обменом данными. К таким устройствам можно отнести модемы, терминалы, принтеры, манипуляторы мышь и т. д.

Доступ к таким драйверам не включает использование буферного кэша, таким образом ввод и вывод как правило не буферизуется. При необходимости буферизации для символьных драйверов обычно используется подход, основанный на структурах данных, называемых clist.

Блочные. Этот тип драйверов позволяет производить обмен данными с устройством фиксированными порциями (блоками). Например, для жесткого диска данные можно адресовать и, соответственно, читать только секторами, размер которых составляет несколько сотен байтов. Для блочных драйверов обычно используется буферный кэш, который и является интерфейсом между файловой системой и устройством. Хотя операции чтения и записи для процесса допускают обмен данными, размер которых меньше размера блока, на системном уровне это все равно приводит к считыванию всего блока, изменению части его данных и записи измененного блока обратно на диск.

Низкого уровня. Этот тип интерфейса блочных драйверов позволяет производить обмен данными с блочными устройствами, минуя буферный кэш. Это, в частности, озна­чает, что устройство может быть адресовано элемен­тами, размер которых не совпадает с размером блока. Обмен данными происходит независимо от файловой подсистемы и буферного кэша, что позволяет ядру производить передачу непосредственно между поль­зовательским процессом и устройством, без допол­нительного копирования.

Билет №31

Не все драйверы служат для работы с физическими устройствами, такими как сетевой адаптер, последовательный порт или монитор. Часть драйверов

служат для предоставления различных услуг ядра прикладным процессам и не имеют непосредственного отношения к аппаратной части компьютера. Такие драйверы называются программными или драйверами псевдоустройств. Можно привести несколько примеров псевдоустройств и соответствующих им программных драйверов:

/dev/kmem Обеспечивает доступ к виртуальной памяти ядра. Зная виртуальные адреса внутренних структур ядра, процесс может считывать хранящуюся в них информацию. С помощью этого драйвера может, на­пример, быть реализована версия утилиты ps(1), выводящей информацию о состоянии процессов в системе.

/dev/ksyms Обеспечивает доступ к разделу исполняемого файла ядра, содержащего таблицу символов. Совместно с драйвером /dev/kmem обеспечивает удобный интерфейс для анализа внутренних структур ядра.

/dev/mem Обеспечивает доступ к физической памяти компьютера.

/dev/null Является "нулевым" устройством. При записи в это устройство данные просто удаляются, а при чтении процессу возвращается 0 байтов. Примеры использования этого устройства рассматривались в главе 1, когда с помощью /dev/null мы подавляли вывод сообщений об ошибках.

/dev/zero Обеспечивает заполнение нулями указанного буфера. Этот драйвер часто используется для инициализации области памяти.

Базовая архитектура драйверов

Драйвер устройства адресуется старшим номером (major number) устройства. Среди атрибутов специальных файлов устройств, которые обеспечивают пользовательский интерфейс доступа к периферии компьютера, это число присутствует наряду с другим, также имеющим отношение к драйверу, — младшим номером (minor number). Младший номер интерпретируется самим драйвером (например, для клонов, оно задает старшее число устройства, которое требуется "размножить"). Другим примером использования младших номеров может служить драйвер диска. В то время как доступ к любому из разделов диска осуществляется одним и тем же драйвером и, соответственно, через один и тот же старший номер, младший номер указывает, к какому именно разделу требуется обеспечить доступ.

Драйвер устройства состоит из двух частей: верхней части (top half) и нижней части (bottom half).

Функции верхней части драйвера имеют синхронный характер, т. е. вызываются по определенным запросам прикладного процесса и выполняются в его контексте. Таким образом, для этих функций доступно адресное пространство и u-area процесса, и при необходимости эти функции могут перевести процесс в состояние сна (вызовом функции sleep () ядра). Функции ввода/вывода и управления принадлежат верхней части драйвера.

Вызов функций нижней части носит асинхронный характер. Например, момент вызова функции обработки прерываний нельзя предугадать, и ядро не может контролировать, когда эта функция будет вызвана. Выполнение таких функций происходит в контексте ядра и обычно не имеет никакого отношения к контексту текущего процесса. Таким образом, функции системного контекста не имеют права адресовать структуры данных текущего процесса, например его u-area, а также не могут перевести процесс в со стояние сна, поскольку это заблокирует процесс, не имеющий непосредственного отношения к работе драйвера.

Две части драйвера требуют синхронизации. Например, в случае, когда функции обеих частей используют одну и ту же структуру данных, функция верхней части при выполнении должна заблокировать прерывания на период работы с "разделяемой" областью памяти. В противном случае, прерывание может поступить в тот момент, когда целостность структуры данных нарушена, что приведет к непредсказуемым результатам.

Про файловый интерфейс читайте на стр. 333 Робачевского (ничего конкретного не нашёл, одна вода).

Билет №32

Встраивание драйверов в ядро

Драйвер устройства является частью кода ядра операционной системы и обеспечивает взаимодействие других подсистем UNIX с физическими или псевдоустройствами. Существует два основных метода встраивания кода и данных драйвера в ядро операционной системы: перекомпиляция ядра, позволяющая статически поместить драйвер, и динамическая загрузка драйвера в ядро в процессе работы системы.

Традиционно для встраивания драйвера в ядро UNIX требуется перекомпиляция ядра и перезапуск системы. Принципиально эта процедура не отличается от компиляции обычной программы, все компоненты ядра являются объектными модулями и редактор связей объединяет их с объектным модулем драйвера для получения исполняемого файла. В этом случае драйвер встраивается в ядро статически, т. е. независимо от фактического наличия устройства и ряда других причин, код и данные драйвера будут присутствовать в ядре UNIX до следующей перекомпиляции.

Однако тенденция развития современных версий операционной системы UNIX заключается в предоставлении возможности динамического расширения функциональности ядра. Это, в частности, относится к файловой системе, драйверам устройств и сетевым протоколам (точнее, драйверам подсистемы STREAMS). Возможность работы с новыми периферийными устройствами без необходимости перекомпиляции ядра обеспечивается загружаемыми драйверами. Вместо того чтобы встраивать модуль драйвера, основываясь на статических таблицах и интерфейсах, ядро содержит набор функций, позволяющих загрузить необходимые драйверы и, соответствен но, выгрузить их, когда необходимость работы с данным устройством от падает. При этом структуры данных для доступа к драйверам устройств также являются динамическими.

Динамическая установка драйвера в ядро операционной системы требует выполнения следующих операций:

1. Размещение и динамическое связывание символов драйвера. Эта операция аналогична загрузке динамических библиотек, и выполняется специальным загрузчиком.

2. Инициализация драйвера и устройства.

3. Добавление точек входа драйвера в соответствующий коммутатор устройств.

4. Установка обработчика прерываний драйвера.

Естественно, код динамически загружаемых драйверов сложнее, и содержит, помимо стандартных точек входа, ряд функций, отвечающих за загрузку и выгрузку драйвера, а также ряд дополнительных структур.

33