Морис Бах - Архитектура операционной системы UNIX

Рисунок 2.6. Состояния процесса и переходы между ними

Проблемой, которая может привести к нарушению целостности информации ядра, является обработка прерываний, могущая вносить изменения в информацию о состоянии ядра. Например, если ядро выполняло программу, приведенную на Рисунке 2.7, и получило прерывание по достижении комментариев, программа обработки прерываний может разрушить ссылки, если будет манипулировать указателями, как было показано ранее. Чтобы решить эту проблему, система могла бы запретить все прерывания на время работы в режиме ядра, но при этом затянулась бы обработка прерывания, что в конечном счете нанесло бы ущерб производительности системы. Вместо этого ядро повышает приоритет прерывания процессора, запрещая прерывания на время выполнения критических секций программы. Секция программы является критической, если в процессе ее выполнения запуск программ обработки произвольного прерывания может привести к возникновению проблем, имеющих отношение к нарушению целостности. Например, если программа обработки прерывания от диска работает с буферными очередями, то часть прерываемой программы, при выполнении которой ядро обрабатывает буферные очереди, является критической секцией по отношению к программе обработки прерывания от диска. Критические секции невелики по размеру и встречаются нечасто, поэтому их существование не оказывает практически никакого воздействия на производительность системы. В других операционных системах данный вопрос решается путем запрещения любых прерываний при работе в системных режимах или путем разработки схем блокировки, обеспечивающих целостность. В главе 12 мы еще вернемся к этому вопросу, когда будем говорить о многопроцессорных системах, где применения указанных мер для решения проблемы недостаточно.

struct queue {

} *bp, *bp1;

bp1-›forp = bp-›forp;

bp1-›backp = bp;

bp-›forp = bp1; /* здесь рассмотрите возможность переключения контекста */

bp1-›forp-›backp = bp1;

Рисунок 2.7. Пример программы, создающей список с двунаправленными указателями

Рисунок 2.8. Список с указателями, некорректный из-за переключения контекста

Чтобы подвести черту, еще раз скажем, что ядро защищает свою целостность, разрешая переключение контекста только тогда, когда процесс переходит в состояние «сна», а также препятствуя воздействию одного процесса на другой с целью изменения состояния последнего. Оно также повышает приоритет прерывания процессора на время выполнения критических секций программ, запрещая таким образом прерывания, которые в противном случае могут вызвать нарушение целостности. Планировщик процессов периодически выгружает процессы, выполняющиеся в режиме задачи, для того, чтобы процессы не могли монопольно использовать центральный процессор.

Процесс, выполняющийся в режиме ядра, имеет значительную степень автономии в решении того, как ему следует реагировать на возникновение системных событий. Процессы могут общаться между собой и «предлагать» различные альтернативы, но при этом окончательное решение они принимают самостоятельно. Мы еще увидим, что существует набор правил, которым подчиняется поведение процессов в различных обстоятельствах, но каждый процесс в конечном итоге следует этим правилам по своей собственной инициативе. Например, если процесс должен временно приостановить выполнение («перейти ко сну»), он это делает по своей доброй воле. Следовательно, программа обработки прерываний не может приостановить свое выполнение, ибо если это случится, прерванный процесс должен был бы «перейти ко сну» по умолчанию.

Процессы приостанавливают свое выполнение, потому что они ожидают возникновения некоторого события, например, завершения ввода-вывода на периферийном устройстве, выхода, выделения системных ресурсов и т. д. Когда говорят, что процесс приостановился по событию, то имеется ввиду, что процесс находится в состоянии «сна» до наступления события, после чего он пробудится и перейдет в состояние «готовности к выполнению». Одновременно могут приостановиться по событию много процессов; когда событие наступает, все процессы, приостановленные по событию, пробуждаются, поскольку значение условия, связанного с событием, больше не является «истинным». Когда процесс пробуждается, он переходит из состояния «сна» в состояние «готовности к выполнению», находясь в котором он уже может быть выбран планировщиком; следует обратить внимание на то, что он не выполняется немедленно. Приостановленные процессы не занимают центральный процессор. Ядру системы нет надобности постоянно проверять то, что процесс все еще приостановлен, т. к. ожидает наступления события, и затем будить его.

Например, процесс, выполняемый в режиме ядра, должен иногда блокировать структуру данных на случай приостановки в будущем; процессы, пытающиеся обратиться к заблокированной структуре, обязаны проверить наличие блокировки и приостановить свое выполнение, если структура заблокирована другим процессом. Ядро выполняет блокировки такого рода следующим образом:

while (условие «истинно») sleep (событие: условие принимает значение «ложь»);

set condition true;

Ядро снимает блокировку и «будит» все процессы, приостановленные из-за этой блокировки, следующим образом:

set condition false;

wakeup (событие: условие «ложно»);

На Рисунке 2.9 приведен пример, в котором три процесса, A, B и C оспаривают заблокированный буфер. Переход в состояние «сна» вызывается заблокированностью буфера. Процессы, однажды запустившись, обнаруживают, что буфер заблокирован, и приостанавливают свое выполнение до наступления события, по которому буфер будет разблокирован. В конце концов блокировка с буфера снимается и все процессы «пробуждаются», переходя в состояние «готовности к выполнению». Ядро наконец выбирает один из процессов, скажем, B, для выполнения. Процесс B, выполняя цикл «while», обнаруживает, что буфер разблокирован, блокирует его и продолжает свое выполнение. Если процесс B в дальнейшем снова приостановится без снятия блокировки с буфера (например, ожидая завершения операции ввода-вывода), ядро сможет приступить к планированию выполнения других процессов. Если будет при этом выбран процесс A, этот процесс, выполняя цикл «while», обнаружит, что буфер заблокирован, и снова перейдет в состояние «сна»; возможно то же самое произойдет и с процессом C. В конце концов выполнение процесса B возобновится и блокировка с буфера будет снята, в результате чего процессы A и C получат доступ к нему. Таким образом, цикл «while-sleep» обеспечивает такое положение, при котором самое большее один процесс может иметь доступ к ресурсу.