本章討論了塊裝置 i/o 和緩衝區管理；解釋了塊裝置 i/o 的原理和 i/o 緩衝的優點；論述了 unix 的緩衝區管理演算法。
塊裝置i/o緩衝區
i/o 緩衝的基本原理非常簡單。檔案系統使用一系列 i/o 緩衝區作為塊裝置的快取記憶體。當程序試圖讀取 (dev, blk) 標識的磁碟塊時，它首先在緩衝區快取中搜尋分配給磁碟塊的緩衝區。如果該緩衝區存在並且包含有效資料，那麼它只需從緩衝區中讀取資料，而無須再次從磁碟中讀取資料塊。如果該綏沖區不存在，它會為磁碟塊分配乙個緩衝區，將資料從磁碟讀入緩衝區，然後從緩衝區讀取資料。當某個塊被讀入時，該緩衝區將被儲存在緩衝區快取中，以供任意程序對同乙個塊的下一次讀/寫請求使用。同樣，當程序寫入磁碟塊時，它首先會獲取乙個分配給該塊的緩衝區。然後，它將資料寫入綏沖區，將緩衝區標記為臟，以延遲寫入，並將其釋放到緩衝區快取中。由於髒緩衝區包含有效的資料，因此可以使用它來滿足對同一塊的後續讀/寫請求，而不會引起實際磁碟i/o。髒緩衝區只有在被重新分配到不同的塊時才會寫入磁碟。
unix i/o緩衝區管理演算法
i/o 緩衝區：核心中的一系列nbuf緩衝區用作緩衝區快取。每個緩衝區用乙個結構體表示。緩衝區結構體由兩部分組成； 用於緩衝區管理的緩衝頭部分和用於資料塊的資料部分。為了保護核心記憶體， 狀態字段可以定義為乙個位向扭， 其中每個位表示乙個唯一的狀態條件。
裝置表：每個塊裝置用乙個裝置表結構表示。
緩衝區初始化： 當系統啟動時 ， 所有i/o緩衝區都在空閒列表中， 所有裝置列表和i/o佇列均為空。
緩衝區列表： 當緩衝區分配給 (dev, blk) 時， 它會被插人裝置表的dev_list 中。 如果緩衝區當前正在使用， 則會將其標記為busy (繁忙)並從空閒列表中刪除。繁忙緩衝區也可能會在裝置表的 i/o 佇列中。 由於乙個緩衝區不能同時處於空閒狀態和繁忙狀態， 所以可通過使用相同的 next_free 指標來維護裝置 i/o 佇列。 當緩衝區不再繁忙時， 它會被釋放回空閒列表， 但仍保留在 dev_list 中， 以便可能重用。 只有在重新分配時， 緩衝區才可能從乙個 dev_list 更改到另乙個 dev_list 中。 如前文所述， 讀／寫磁碟塊可以表示為 bread 、 bwrite 和dwrite, 它們都要依賴於 getblk 和 brelse。 因此， getblk 和 brelse 構成了 unix 緩衝區管理方案的核心。
unix演算法的一些具體說明
資料一致性：為了確保資料－致性，getblk一定不能給同乙個(dev,blk)分配多個緩衝區。這可以通過讓程序從休眠狀態喚醒後再次執行「重試迴圈」來實現。讀者可以驗證分配的每個緩衝區都是唯一的。其次，髒緩衝區在重新分配之前被寫出來，這保證了資料的一致性。
快取效果：快取效果可通過以下方法實現。釋放的緩衝區保留在裝置列表中，以便可能重用。標記為延遲寫入的緩衝區不會立即產生i/o、並且可以重用。緩衝區會被釋放到空閒列表的末尾，但分配是從空閒列表的前面開始的。這是基於lru（最近最少使用）原則， 它有助於延長所分配緩衝區的使用期，從而提高它們的快取效果。
臨界區：裝置中斷處理程式可操作緩衝區列表，例如從裝置表的i/o佇列中刪除 bp. 更改其狀態並呼叫brelse(bp)。所以，在getblk和brelse中，裝置中斷在這些臨界區中會被遮蔽。這些都是隱含的，但沒有在演算法中表現出來。
unix演算法的缺點
雖然unix演算法非常簡單和簡潔．但它也有以下缺點。
效率低下：該演算法依賴於重試迴圈。例如，釋放緩衝區可能會喚醒兩組程序：需要釋放的緩衝區的程序，以及只需要空閒緩衝區的程序。由於只有乙個程序可以獲取釋放的緩衝區，所以，其他所有被喚醒的程序必須重新進入休眠狀態。從休眠狀態喚醒後，每個被喚醒的程序必須從頭開始重新執行演算法，因為所需的緩衝區可能已經存在。這會導致過多的程序切換。
快取效果不可預知：在unix演算法中，每個釋放的緩衝區都可被獲取。如果緩衝區由需要空閒綏沖區的程序獲取，那麼將會重新分配緩衝區．即使有些程序仍然需要當前的緩衝區。
可能會出現飢餓：unix演算法基於「自由經濟」原則，即每個程序都有嘗試的機會，但不能保證成功。因此，可能會出現程序飢餓。
該演算法使用只適用於單處理器系統的休眠／喚醒操作。
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