Буферный кэш состоит из буферов данных, размер которых достаточен для размещения одного дискового блока. С каждым блоком данных связан заголовок буфера, представленный структурой

, с помощью которого ядро производит управление кэшем, включая идентификацию и поиск буферов, а также синхронизацию доступа. Заголовок также используется при обмене данными с драйвером устройства для выполнения фактической операции ввода/вывода. Когда возникает необходимость чтения или записи буфера на диск, ядро заносит параметры операции ввода/вывода в заголовок и передает его функции драйвера устройства. После завершения операции ввода/вывода заголовок содержит информацию о ее результатах.

Основные поля структуры

приведены в табл. 4.9.

Таблица 4.9. Поля структуры buf

Поле	Описание
b_flags	Флаги. Определяют состояние буфера в каждый момент времени (например, B_BUSY — буфер занят или B_DONE — закончена операция ввода/вывода с буфером) и направление передачи данных ( B_READ , B_WRITE , B_PHYS )
av_forw , av_back	Указатели двухсвязного рабочего списка буферов, ожидающих обработки драйвером
b_bcount	Число байтов, которое требуется передать
b_un.b_addr	Виртуальный адрес буфера
b_blkno	Номер блока начала данных на устройстве
b_dev	Старший и младший номера устройства

Поле

хранит различные флаги связанного с заголовком буфера. Часть флагов используется буферным кэшем, а часть — драйвером устройства. Например, с помощью флага осуществляется синхронизация доступа к буферу. Флаг отмечает буфер как модифицированный, или "грязный", требующий сохранения на диске перед повторным использованием. Флаги , , , и используются драйвером диска. Более подробно операция ввода/вывода для драйвера будет рассмотрена в следующей главе.

Буферный кэш использует механизм отложенной записи (write-behind), при котором модификация буфера не вызывает немедленной записи на диск. Такие буферы отмечаются как "грязные", а синхронизация их содержимого с дисковыми данными происходит через определенные промежутки времени. Примерно одна треть операций дискового ввода/вывода приходится на запись, причем один и тот же буфер может на протяжении ограниченного промежутка времени модифицироваться несколько раз. Поэтому буферный кэш позволяет значительно уменьшить интенсивность записи на диск [49] и реорганизовать последовательность записи отдельных буферов для повышения производительности ввода/вывода (например, уменьшая время поиска, группируя запись соседних дисковых блоков). Однако этот механизм имеет свои недостатки, поскольку может привести к нарушению целостности файловой системы в случае неожиданного останова или сбоя операционной системы.

На рис. 4.14 представлена схема выполнения операций ввода/вывода с использованием буферного кэша. Важной особенностью этой подсистемы является то, что она обеспечивает независимое выполнение операций чтения или записи данных процессом как результат соответствующих системных вызовов, а также фактический обмен данными с периферийным устройством.

Рис. 4.14. Схема работы буферного кэша

Когда процессу требуется прочитать или записать данные он использует системные вызовы read(2) или write(2), направляя тем самым запрос файловой подсистеме. В свою очередь файловая подсистема транслирует этот запрос в запрос на чтение или запись соответствующих дисковых блоков файла и направляет его в буферный кэш. Прежде всего кэш просматривается на предмет наличия требуемого блока в памяти. Если соответствующий буфер найден, его содержимое копируется в адресное пространство процесса в случае чтения и наоборот при записи, и операция завершается. Если блок в кэше не найден, ядро размещает буфер, связывает его с дисковым блоком с помощью заголовка

и направляет запрос на чтение драйверу устройства. Обычно используется схема чтения вперед (read-ahead), когда считываются не только запрашиваемые блоки, но и блоки, которые с высокой вероятностью могут потребоваться в ближайшее время (рис. 4.14, а). Таким образом, последующие вызовы read(2) скорее всего не потребуют дискового ввода/вывода, а будут включать лишь копирование данных из буферов в память процесса, — операция, которая, как отмечалось, обладает на несколько порядков большей производительностью (рис. 4.14, б–в). При запросе на модификацию блока изменения также затрагивают только буфер кэша. При этом ядро помечает буфер как "грязный" в заголовке buf (рис. 4.14, г). Перед освобождением такого буфера для повторного использования, его содержимое должно быть предварительно сохранено на диске (рис. 4.14, д).

Перед фактическим использованием буфера, например при чтении или записи буфера процессом, или при операции дискового ввода/вывода, доступ к нему для других процессов должен быть заблокирован. При обращении к уже заблокированному буферу процесс переходит в состояние сна, пока данный ресурс не станет доступным.

Не заблокированные буферы помечаются как свободные и помещаются в специальный список. Буферы в этом списке располагаются в порядке наименее частого использования (Least Recently Used, LRU). Таким образом, когда ядру необходим буфер, оно выбирает тот, к которому не было обращений в течение наиболее продолжительного промежутка времени. После того как работа с буфером завершена, он помещается в конец списка и является наименее вероятным кандидатом на освобождение и повторное использование. Поэтому, если процесс вскоре опять обратится к тому же блоку данных, операция ввода/вывода по-прежнему будет происходить с буфером кэша. С течением времени буфер перемещается в направлении начала очереди, но при каждом последующем обращении к нему, будет помещен в ее конец.

Основной проблемой, связанной с буферным кэшем, является "старение" информации, хранящейся в дисковых блоках, образы которых находятся в буферном кэше. Как следует из схемы работы кэша, большинство изменений затрагивают только данные в соответствующих буферах, в то время, как дисковые блоки хранят уже устаревшую информацию. Разумеется в нормально работающей системе проблемы как таковой не возникает, поскольку в операциях ввода/вывода всегда используются свежие данные буферного кэша. Однако при аварийном останове системы, это может привести к потере изменений данных файлов, сделанных процессами непосредственно перед остановом.

Для уменьшения вероятности таких потерь в UNIX имеется несколько возможностей:

 Во-первых, может использоваться системный вызов sync(2), который обновляет все дисковые блоки, соответствующие "грязным" буферам. Необходимо отметить, что sync(2) не ожидает завершения операции ввода/вывода, таким образом после возврата из функции не гарантируется, что все "грязные" буферы сохранены на диске. [50]

 Во-вторых, процесс может открыть файл в синхронном режиме (указав флаг

в системном вызове open(2)). При этом все изменения в файле будут немедленно сохраняться на диске.