Разработка ядра Linux (Второе издание)

Планировщик ввода-вывода с полностью равноправными очередями

Планировщик ввода-вывода с полностью равноправными очередями (Complete Fair Queuing, CFQ) был разработан для определенного типа нагрузок на систему, по на практике он позволяет получить хорошую производительность для широкого диапазона типов нагрузки. Он фундаментальным образом отличается от всех ранее рассмотренных планировщиков ввода-вывода.

Планировщик CFQ распределяет все приходящие запросы ввода-вывода по определенным очередям на основании того, какой процесс прислал этот запрос. Например, запросы от процесса foo идут в очередь foo, запросы от процесса bar — в очередь bar. В пределах каждой очереди запросы объединяются со смежными и сортируются. Таким образом очереди поддерживаются в отсортированном состоянии, так же как и в случае других планировщиков ввода-вывода. Отличие планировщика CFQ состоит в том, что он поддерживает отдельную очередь для каждого процесса, который выполняет операции ввода-вывода.

После этого планировщик CFQ выполняет запросы из разных очередей по круговому алгоритму, выполняя конфигурируемое количество запросов (по умолчанию 4) из каждой очереди, перед тем как перейти к следующей. Это позволяет получить равномерное распределение пропускной способности диска для каждого процесса в системе. Предполагаемое использование такого планировщика — мультимедийные приложения, для которых он позволяет гарантировать, что, например, аудио-проигрыватель всегда будет успевать вовремя заполнять аудиобуферы с диска. Тем не менее планировщик CFQ на практике хорошо работает для многих сценариев загруженности системы.

Код CFQ планировщика находится в файле drivers/block/cfq-iosched.с. Этот планировщик рекомендуется для офисных компьютеров, хотя хорошо работает практически для всех типов нагрузок, за исключением, может быть, уж очень экстремальных типов загруженности.

Планировщик ввода-вывода noop

Четвертый, и последний, тип планировщика ввода-вывода — это планировщик noop (no operation, с отсутствием операций). Он назван так потому, что практически ничего не делает. Этот планировщик не выполняет никакой сортировки или других операций для предотвращения поиска по устройству. Ему нет необходимости выполнять ничего, включая алгоритмы, которые минимизируют задержки и были рассмотрены для предыдущих планировщиков.

Планировщик ввода-вывода noop выполняет только объединение приходящих запросов со смежными, которые находятся в очереди. Кроме этого, больше никаких функций у данного планировщика нет. Он просто обслуживает очередь запросов, которые передаются драйверу блочного устройства, в режиме FIFO.

Планировщик noop не является полностью бесполезным. В том, что он ничего не делает, есть большой смысл. Он рассчитан на блочные устройства, которые позволяют выполнять истинно произвольный доступ, такие как платы флеш-памяти. Если для блочного устройства нет накладных затрат, связанных с поиском по устройству, то нет и необходимости выполнять сортировку и вставку вновь приходящих запросов, и планировщик noop — идеальный вариант.

Код планировщика noop находится в файле drivers/block/noop-iosched.с. Он предназначен только для устройств с произвольным доступом.

Выбор планировщика ввода-вывода

В ядрах серии 2.6 есть четыре планировщика ввода-вывода. Каждый из этих планировщиков может быть активизирован. По умолчанию все блочные устройства используют прогнозирующий планировщик ввода-вывода. Планировщик можно изменить, указав параметр ядра elevator=<плaниpoвщик> в командной строке при загрузке системы, где <планировщик> — это один из поддерживаемых типов планировщика, которые показаны в табл. 13.2.

Таблица 13.2. Возможные значения параметра elevator

Значение	Тип планировщика
as	Прогнозирующий
cfq	С полностью равноправными очередями
deadline	С лимитом по времени
noop	С отсутствием операций (noop)

Например, указание параметра elevator=cfq в командной строке ядра при загрузке системы означает, что для всех блочных устройств будет использоваться планировщик с полностью равноправными очередями.

Резюме

В этой главе были рассмотрены основы работы устройств блочного ввода-вывода, а также структуры данных, используемые для работы уровня ввода-вывода блоками: структура bio, которая представляет выполняемую операцию ввода-вывода; структура buffer_head, которая представляет отображение блоков на страницы памяти; структура request, которая представляет собой отдельный запрос ввода-вывода. После рассмотрения запросов ввода-вывода был описан их короткий, но важный путь, кульминацией которого является прохождение через планировщик ввода-вывода. Были рассмотрены дилеммы, возникающие при планировании операций ввода-вывода, и четыре типа планировщика, которые на данный момент существуют в ядре Linux, а также планировщик ввода вывода из ядра 2.4 — лифтовой алгоритм Линуса.

Далее мы рассмотрим адресное пространство процесса.

Глава 14 Адресное пространство процесса

В главе 11, "Управление памятью", было рассказано о том, как ядро управляет физической памятью. В дополнение к тому, что ядро должно управлять своей памятью, оно также должно, управлять и адресным пространством процессов — тем, как память видится для каждого процесса в системе. Операционная система Linux — это операционная система с виртуальной памятью (virtual memory operating system), т.е. для всех процессов выполняется виртуализация ресурсов памяти. Для каждого процесса создается иллюзия того, что он один использует всю физическую память в системе. Еще более важно, что адресное пространство процессов может быть даже значительно больше объема физической памяти. В этой главе рассказывается о том, как ядро управляет адресным пространством процесса.

Адресное пространство процесса состоит из диапазона адресов, которые выделены процессу, и, что более важно, в этом диапазоне выделяются адреса, которые процесс может так или иначе использовать. Каждому процессу выделяется "плоское" 32- или 64-битовое адресное пространство. Термин "плоское" обозначает, что адресное пространство состоит из одного диапазона адресов (например, 32-разрядное адресное пространство занимает диапазон адресов от 0 до 429496729). Некоторые операционные системы предоставляют сегментированное адресное пространство — адресное пространство состоит больше чем из одного диапазона адресов, т.е. состоит из сегментов. Современные операционные системы обычно предоставляют плоское адресное пространство. Размер адресного пространства зависит от аппаратной платформы. Обычно для каждого процесса существует свое адресное пространство. Адрес памяти в адресном пространстве одного процесса не имеет никакого отношения к такому же адресу памяти в адресном пространстве другого процесса. Тем не менее несколько процессов могут совместно использовать одно общее адресное пространство. Такие процессы называются потоками.

Значение адреса памяти — это заданное значение из диапазона адресов адресного пространства, как, например, 41021f000. Это значение идентифицирует определенный байт в 32-битовом адресном пространстве. Важной частью адресного пространства являются интервалы адресов памяти, к которым процесс имеет право доступа, как, например, 08048000–0804c000. Такие интервалы разрешенных адресов называются областями памяти (memory area). С помощью ядра процесс может динамически добавлять и удалять области памяти своего адресного пространства.

Процесс имеет право доступа только к действительным областям памяти. Более того, на область памяти могут быть установлены права только для чтения или запрет на выполнение. Если процесс обращается к адресу памяти, который не находится в действительной области памяти, или доступ к действительной области выполняется запрещенным образом, то ядро уничтожает процесс с ужасным сообщением "Segmentation Fault" (ошибка сегментации).

Области памяти могут содержать следующую нужную информацию.