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 состояние 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.

Все представленные выше функции, за исключением

, и , принадлежат верхней части драйвера. Функция вызывается ядром при останове системы и, таким образом, имеет системный контекст, не связанный с контекстом прикладного процесса.

Функция

обычно вызывается при обработке ядром прерывания таймера для всех устройств, указанных как опрашиваемые. Это необходимо, в частности, для устройств, которые не могут или "не хотят" использовать аппаратные прерывания. Вместо этого может использоваться для эмуляции прерываний, например вызывая функцию на каждый n-ный тик системного таймера. Поэтому и функция и функция обработки прерывания не могут рассчитывать на контекст прикладного процесса. В большинстве версий UNIX функции опроса и обработки прерываний вызываются не через коммутатор устройств, а через специальные таблицы ядра.

В UNIX SVR4 определены две дополнительные точки входа —

и . Драйвер регистрирует эти функции в таблицах ядра и . Код начальной загрузки системы запускает функции перед инициализацией ядра, а функции сразу же после инициализации.

В главе 4 мы рассмотрели интерфейс т.н. независимой или виртуальной файловой системы, обеспечивающей унифицированный интерфейс работы с различными типами физических файловых систем (например, ufs или s5fs), имеющих разные внутренние структуры и возможности. При этом подходе используется унифицированный формат метаданных активных файлов, которые хранятся в памяти (в in-core — таблице индексных дескрипторов) и не зависят от конкретной реализации файловой системы. Эти объекты получили название виртуальных индексных дескрипторов или vnode. Для каждого vnode определен набор абстрактных операций, которые реализованы функциями реальных файловых систем. Например, vnode файла, расположенного в файловой системе s5fs, адресует вектор операций (или коммутатор файловых систем, FSS)

, содержащий конкретные функции этой файловой системы — , или .

Этот подход, используемый в большинстве современных версий UNIX, требует соответствующей архитектуры файлового интерфейса к драйверам устройств. Как уже обсуждалось, доступ к периферии в UNIX осуществляется с помощью специальных файлов устройств, расположенных в корневой файловой системе некоторого типа, например ufs. В соответствии с архитектурой виртуальной файловой системы, все операции с этими файлами будут обслуживаться соответствующими функциями реальной файловой системы, в данном случае — ufs.

Однако такой схеме недостает традиционного для UNIX изящества. Специальный файл устройства не является обычным файлом системы ufs. Фактически все операции со специальным файлом устройства выполняются драйвером и не зависят от типа файловой системы. Поэтому было бы логичнее отобразить операции vnode не на вектор файловой системы, а непосредственно на коммутатор устройств.

Современные системы ветви System V используют для этого специальный тип файловой системы, называемый devfs или specfs. [52] Для этого типа файловой системы все операции vnode адресуют соответствующие функции требуемого элемента коммутатора устройств. После первоначального открытия файла, когда создается vnode, все запросы, связанные со специальным файлом устройства, проходят через vnode файловой системы specfs.

В то же время открытие файла, например с помощью системного вызова open(2), предусматривает ряд операций, реализованных реальной файловой системой, в которой находится специальный файл устройства (в нашем примере ufs). Одной из таких операций является трансляция имени, которая не может быть реализована файловой системой specfs, по существу являющейся виртуальной.

Решение данной проблемы рассмотрим на конкретном примере. Допустим, процесс вызывает функцию open(2) для специального файла устройства /dev/kmem для работы с виртуальной памятью ядра. Функция трансляции имени файловой системы ufs —

сначала откроет inode файла /dev, а затем, прочитав каталог, обнаружит inode файла kmem, при этом будет размещен vnode этого файла. Однако определит, что тип этого файла , т.е. специальный файл символьного устройства. Поэтому вместо функции , бессмысленной для этого типа файла, будет вызвана специальная функция файловой системы specfs, которая создаст собственный индексный дескриптор, описываемой структурой snode (от special inode), для этого файла, если таковой уже не находится в памяти. Согласно стандартной процедуре, также будет создан и виртуальный индексный дескриптор vnode, который будет указывать на вектор операций specops, которые специально предназначены для работы с драйверами устройств. Например, функции , или в свою очередь вызовут соответствующие точки входа драйвера — функции , или . После этого функции будет передан адрес этого vnode, который она, в свою очередь, передаст системному вызову open(2). В результате, open(2) вернет процессу файловый дескриптор, адресующий vnode файловой системы specfs, а не vnode файла /dev/kmem. Таким образом, все дальнейшие операции с /dev/kmem будут перехватываться файловой системой specfs. Схема связи процесса с этим vnode приведена на рис. 5.4.

Рис. 5.4. Связь процесса с файлом /dev/kmem после его открытия

Однако изложенная схема является неполной и имеет ряд существенных недостатков. Дело в том, что драйвер конкретного устройства может адресоваться несколькими специальными файлами устройств, возможно, расположенными в различных физических файловых системах. В этом случае ядро бессильно определить фактическое число связей прикладных процессов с данным устройством, что может потребоваться, например, при вызове функции

, когда все процессы закончили работу с устройством.