WWW.DISSERS.RU

БЕСПЛАТНАЯ ЭЛЕКТРОННАЯ БИБЛИОТЕКА

   Добро пожаловать!

Pages:     | 1 |   ...   | 4 | 5 || 7 | 8 |

«Андрей Робачевский Операционная система Рекомендовано Министерством общего и профессионального образования Российской Федерации в качестве учебного пособия для студентов высших учебных заведений ...»

-- [ Страница 6 ] --

www.books-shop.com терминального налы имеют одну особенность, связанную с тем, что они обеспечивают интерфейс пользователя с системой. Обеспечивая интерактивное исполь зование системы UNIX, терминальные драйверы имеют свой внутренний интерфейс с модулями, интерпретирующими ввод и вывод строк. Модуль, отвечающий за такую обработку, называется линии (line dis cipline).

Существует два режима терминального ввода/вывода:

1. Канонический режим. В этом режиме ввод с терминала обрабатывает ся в виде законченных строк.

2. Неканонический режим, при котором ввод не интерпретируется.

В каноническом режиме интерпретаторы строк преобразуют нест руктурированные последовательности данных, введенные с клавиатуры, в каноническую форму (то есть в форму, соответствующую тому, что поль зователь имел в виду на самом деле) прежде, чем послать эти данные при нимающему процессу. Например, программисты работают на клавиатуре терминала довольно быстро, но иногда допускают ошибки. На этот случай имеется клавиша стирания, и пользователь имеет возможность удалять часть введенной строки и вводить коррективы. Драйвер терминала получа ет всю введенную последовательность, включая и символы стирания. В каноническом режиме модуль дисциплины линии буферизует информа цию в строку (набор символов, заканчивающийся символом возврата ка ретки) и стирает символы в буфере, прежде чем переслать исправленную последовательность считывающему процессу. В таком режиме, например, работает командный интерпретатор shell.

В режиме без обработки строковый интерфейс передает данные между процессами и терминалом без каких либо преобразований. Например, текстовый редактор работает с драйвером в неканоническом режиме, бла годаря чему любой символ, введенный пользователем интерпретируется самим процессом.

В функции модуля дисциплины линии входят:

1. Построчный разбор введенных последовательностей.

2. Обработка символов стирания.

Обработка символов удаления, отменяющих всех предыдущих символов.

4. Отображение символов, полученных терминалом.

5. Расширение выходных данных, например, преобразование символов табуляции в последовательности пробелов.

6. Предоставление возможности не обрабатывать специальные символы, такие как символы стирания, удаления и возврата каретки.

Существует дополнительная возможность обработки данных, получаемых и передаваемых устройству — отображение вводимых и выводимых символов www.books-shop.com Глава 5.

в символы, определенные таблицей отображения. Данную возможность поддерживает утилита Псевдотерминалы Псевдотерминалы являются специальным устройством, эмулирующим стандартную терминальную линию. Псевдотерминалы напоминают каналы как средство межпроцессного взаимодействия, позволяющее двум процес сам обмениваться данными. Однако в отличие от каналов, псевдотермина лы обеспечивают дополнительную функциональность, специфичную для терминальных линий. Схематически архитектура псевдотерминала пред ставлена на рис.

Ярким примером использования псевдотерминалов является регистрация в системе по сети с использованием серверов удаленного доступа или или использование графического эмулятора терминала xterm в системе X Window System. Когда пользователь регистрируется в системе подобным образом, псевдотерминал эмулирует обычную терминальную линию, поэтому пользователь не видит различия между удаленной и ло кальной работой с помощью терминала, подключенного по последова тельной линии. Например, пользователь может установить различные ре жимы обработки и использовать соответствующие комбинации клавиш для генерации сигналов, как он это делает в случае обычного терминала.

Псевдотерминал по существу представляет собой два отдельных драйвера.

Один из них выглядит как обычный терминальный драйвер и носит на звание подчиненного устройства (slave). Второй драйвер называется основ ным Рис. Взаимодействие процессов с помощью псевдотерминала www.books-shop.com Архитектура терминального Поскольку подчиненное устройство имеет все характеристики терминала, процесс может связать свои стандартные потоки ввода, вывода и вывода ошибок с этим устройством. Однако в отличие от обычного терминала, в случае которого запись процесса приводит к отображению данных на фи зическом устройстве, а ввод данных пользователем с клавиатуры может быть получен чтением терминальной линии, все данные, записанные в подчиненное устройство, передаются основному и наоборот — почти так, как работает канал. Однако модуль дисциплины линии позволяет обеспе чить дополнительные возможности этого канала, которые могут потребо ваться некоторым приложениям, например, командному интерпретатору shell.

В качестве иллюстрации использования псевдотерминала, рассмотрим схему работы в режиме командной строки пользователя, находящегося на некоторой удаленной системе в сети.

Пользователь удаленной системы запускает программу удаленного доступа которая формирует запрос и передает его по сети на требуемый компьютер. Там этот запрос доставляется серверу удаленного доступа который (после надлежащей проверки) запускает программу При этом стандартные потоки ввода, вывода и вывода ошибок программы связываются не с терминальным файлом, как в случае входа в систему с помощью сервера а с подчиненным устройст вом псевдотерминала. Основное же устройство оказывается связанным с сервером Программа запрашивает имя пользователя и его пароль точно так же, как она это делает при входе через Бо лее того, и "не представляет", что на самом деле работает с эмуля тором терминала, а не с традиционной терминальной линией. Весь ввод поступает серверу и затем передается по сети клиентской части на удаленном компьютере. Далее работа ничем не отличает ся от работы локального пользователя, подключенного к системе с помо щью обыкновенного терминала или консоли. Если имя пользователя и пароль были введены правильно, программа login(l) запустит требуемый командный интерпретатор (login shell), который также не заметит подме ны. Действительно, по всем характеристикам терминал будет неотличим от традиционной последовательной линии, включая различные установки и генерацию сигналов при нажатии определенных клавиш клавиатуры. Сле дует, правда, оговориться, что поскольку псевдотерминал не является "полноценным" терминальным устройством, часть установок для него не имеют смысла (например, скорость передачи, четность и т. д.) и просто игнорируются.

На рис. приведена схема работы удаленного пользователя в системе с использованием псевдотерминала.

piracy@books-shop.com 350 Глава 5.

Рис. Архитектура удаленного доступа с использованием псевдотерминала Подсистема STREAMS Архитектура подсистемы потокового ввода/вывода STREAMS впервые была описана в статье Ритчи "Потоковая система ввода/вывода" (Ritchie, D. М., www.books-shop.com STREAMS "A Stream Input Output System", AT&T Bell Laboratories Technical Journal, Vol. 63, No. 8, Oct. 1984) в 1984 году. Двумя годами позднее эта система бы ла реализована в коммерческой версии UNIX SVR3.

Поводом для создания новой архитектуры ввода/вывода послужили не сколько обстоятельств.

Традиционная система ввода/вывода, ориентированная на посимвольную передачу данных и рассмотренная ранее в этой главе, была изначально предназначена для работы с ограниченным числом низкоскоростных асин хронных терминальных устройств. Операционная система взаимодействует с такими устройствами (через точки входа в драйвер) на достаточно высо ком уровне, возлагая основную обработку данных на драйвер. При этом только часть кода драйвера аппаратно зависима. Остальная обработка мо жет являться однотипной для широкого спектра периферийного оборудо вания. По мере роста числа поддерживаемых операционной системой уст ройств использование стандартной архитектуры подсистемы ввода/вывода приводило к существенным накладным расходам, в частности, к неоправ данному дублированию кода в ядре UNIX.

Другой побудительной причиной для разработки новой подсистемы вво да/вывода явилось отсутствие стандартного механизма буферизации дан ных для символьных устройств. По мере увеличения скоростей передачи, посимвольная обработка и передача стала неэффективной. Поэтому был разработан ряд подходов для обеспечения буферизации, например исполь зование механизма, основанного на структуре рассмотренного на ми ранее. Однако такие схемы, по прежнему обладая невысокой произво дительностью, по существу возлагают буферизацию данных на драйвер, что приводит к неэффективному распределению памяти.

Наконец, необходимость поддержки сетевых протоколов, большинство из которых имеют уровневую организацию, требует соответствующей архи тектуры подсистемы ввода/вывода. Передача сетевых данных производится в виде пакетов или сообщений, при этом каждый уровень сетевого прото кола производит определенную обработку и передает их другому уровню.

Каждый уровень имеет стандартные интерфейсы взаимодействия с други ми (верхним и нижним уровнями) и при этом может работать с различ ными протоколами верхнего и нижнего уровней. Например, протокол IP (уровень 3 модели OSI может поддерживать работу нескольких протоко лов верхнего уровня: TCP и UDP. На нижнем уровне протокол IP также взаимодействует с несколькими протоколами, обеспечивая передачу дан ных через различные сетевые интерфейсы (например, Ethernet, Token Ring OS1 иерархии сетевых протоколов, предложенная Международной организацией по стандартам (ISO), включает определение функциональности для 7 уровней. Различные семейства протоколов, например TCP/IP или SNA, имеют то или иное отображение на эту модель. Эти вопросы рассмотрены в главе 6.

www.books-shop.com 352 Глава 5.

или последовательный канал). Такая организация сетевых протоколов предполагает иерархическую структуру подсистемы ввода/вывода, когда драйверы являются объединением независимых модулей.

Подсистема STREAMS в большой степени призвана решить эти задачи.

Она предоставляет интерфейс обмена данными, основанный на сообще ниях, и обеспечивает стандартные механизмы буферизации, управления потоком данных и различную приоритетность обработки. В STREAMS дублирование кода сводится к минимуму, поскольку однотипные функции обработки реализованы в независимых модулях, которые могут быть ис пользованы различными драйверами. Сам драйвер обеспечивает требуемую функциональность, связывая в цепочку один или несколько модулей, по добно тому как программный канал позволяет получить новое качество обработки, связав несколько независимых утилит.

Сегодня подсистема STREAMS поддерживается большинством производи телей операционных систем UNIX и является основным способом реали зации сетевых драйверов и модулей протоколов. Использование STREAMS охватывает и другие устройства, например терминальные драйверы в UNIX SVR4.

Архитектура STREAMS Подсистема STREAMS обеспечивает создание потоков — полнодуплекс ных каналов между прикладным процессом и драйвером С другой стороны, архитектура STREAMS определяет интерфейсы и набор правил, необходимых для взаимодействия различных частей этой системы и для разработки модульных драйверов, обеспечивающих такое взаимодей ствие и обработку.

На рис. 5.13 показана общая архитектура коммуникационного канала меж ду процессом и драйвером STREAMS. Сам поток полностью располагается в пространстве ядра, соответственно и все функции обработки данных вы полняются в системном контексте. Типичный поток состоит из головного модуля, драйвера и, возможно, одного или более модулей. Головной мо дуль взаимодействует с прикладными процессами через интерфейс сис темных вызовов. Драйвер, замыкающий поток, взаимодействует непосред ственно с физическим устройством или псевдоустройством, в качестве ко торого может выступать другой поток. Модули выполняют промежуточную обработку данных.

Процесс взаимодействует с потоком, используя стандартные системные вызовы и ioctl(2). Дополнительные функ Потоковый драйвер (драйвер STREAMS) имеет архитектуру, отличную от архитектуры драйверов символьных устройств, рассмотренных ранее.

www.books-shop.com STREAMS ции работы с потоками включают poll(2), и Передача данных по потоку осуществляется в виде сообщений, содержащих данные, тип сообщения и управляющую информацию. Для передачи данных каж дый модуль, включая головной модуль и сам драйвер, имеет две очереди — очередь чтения (read queue) и очередь записи (write queue). Каждый модуль обеспечивает необходимую обработку данных и передает их в очередь сле дующего модуля. При этом передача в очередь записи осуществляется вниз по потоку (downstream), а в очередь чтения — вверх по потоку (upstream).

Например, на рис. 5.13 из очереди записи модуля 2 сообщение может быть передано в очередь записи модуля 1, но не наоборот. В свою очередь со общение из очереди чтения модуля 2 передается в очередь чтения голов ного модуля, который далее передает данные процессу в ответ на систем ный вызов Когда процесс выполняет системный вызов данные передаются головному модулю и далее вниз по потоку.

Рис. 5.13. Базовая архитектура потока Сообщения также могут передаваться в парную очередь. Другими словами, из очереди записи модуля 1 сообщение может быть направлено в очередь www.books-shop.com Глава 5.

чтения того же модуля, а затем, при необходимости, передано вверх по потоку. При этом модулю нет необходимости знать, какой части потока принадлежит следующая очередь — головному или промежуточному моду лю, или драйверу. Такой подход позволяет производить разработку моду лей независимо друг от друга и использовать их затем в различных комби нациях и в различных потоках.

Подсистема STREAMS обеспечивает возможность такой комбинации бла годаря механизму динамического встраивания (push) модуля в поток.

Встраивание модуля возможно непосредственно после головного модуля.

При этом будут установлены связи между соответствующими очередями встраиваемого модуля, головного модуля и модулей вниз по потоку. После этого встроенный модуль будет производить определенную обработку про ходящих данных, тем самым изменяя изначальную функциональность по тока. При необходимости модуль может быть извлечен (pop) из потока.

На рис. 5.14 показаны различные потоки, созданные из нескольких стан дартных компонентов, для поддержки сетевых протоколов семейства TCP/IP. Причем модули IP, TCP и UDP могут поставляться одним произ водителем, а драйверы Ethernet или Token Ring соответствующими про изводителями сетевых адаптеров. В результате встраивания необходимых модулей первый поток будет обеспечивать передачу трафика TCP через адаптер Ethernet, в то время как второй — передачу трафика через адаптер Token Ring.

Рис. 5.14. Использование одних и тех же модулей для создания различных пото ков www.books-shop.com STREAMS Подсистема STREAMS также обеспечивает возможность мультиплексиро вания потоков. Мультиплексирующий драйвер может быть подключен к нескольким модулям как вверх, так и вниз по потоку. Различают три типа мультиплексоров — верхний, обеспечивающий мультиплексирование вверх по потоку, обеспечивающий мультиплексирование вниз по пото ку, и поддерживающий несколько потоков выше и ниже муль типлексора.

С помощью мультиплексирующих драйверов потоки, представленные на рис. 5.14, могут быть объединены в единый драйвер поддержи вающий несколько каналов передачи данных. Именно таким образом реа лизована поддержка сети во многих версиях операционной системы UNIX.

Возможная организация компонентов STREAMS приведена на рис. 5.15.

Рис. Конфигура ция сетевого доступа с использованием под системы STREAMS В этом случае модули TCP и UDP являются верхними мультиплексорами, а модуль IP реализован в виде гибридного Такая органи зация позволяет приложениям создавать потоки, используя различные комбинации сетевых протоколов и драйверов сетевых устройств. Задача На самом деле мультиплексором может являться только драйвер STREAMS. Объединение драйверов в единый объект отлично от встраивания модулей и носит название подробно и различия между модулями и драйверами STREAMS мы рас смотрим несколько позже в этой главе.

www.books-shop.com 356 Глава 5.

мультиплексирующего драйвера помимо обработки данных заключается в хранении состояния всех потоков и правильной маршрутизации данных между ними, т. е. передаче данных в очередь требуемого модуля.

Модули Модули являются основными компонентами потока. Каждый модуль со стоит из пары очередей — очереди чтения и записи, а также набора функ ций, осуществляющих обработку данных и их передачу вверх или вниз по потоку. Архитектура модуля представлена на рис. 5.16.

Рис. 5.16. Модуль STREAMS очередь представлена структурой данных queue. Наиболее важны ми полями queue являются:

q qinfo Указатель на структуру qinit, описывающую функции обработки сообщений данной очереди.

q first, q last Указатели на связанный список сообщений, ожидающих передачи вверх или вниз по потоку.

q next Указатель на очередь следующего модуля вверх или вниз по потоку.

Указатель на внутренние данные модуля (очереди).

www.books-shop.com Подсистема Помимо указанных полей, структура queue содержит параметры для обес печения управления потоком данных — верхнюю и нижнюю ватерлинии очереди.

Передача данных вверх или вниз по потоку осуществляется с помощью функций модуля, указатели на которые хранятся в структуре qinit. Мо дуль должен определить четыре процедуры для обработки каждой из оче редей: xxput и xxclose где хх, как и пре жде, обозначает уникальный префикс драйвера. Эти функции адресуются указателями (*qi_putp) (*qi_srvp) (*qi_qopen) Этих четырех функций достаточно для взаимодействия с соседними модулями, обработки и передачи данных. Функция xxopen вызывается каждый раз, когда процесс открывает поток или при встраивании модуля. Соответственно функция (} вызывается при закрытии потока или извлечении модуля. Функция xxput осуществляет обработку сообщений, проходящих через модуль. Если xxput не может передать сообщение следующему модулю (например, в случае, если оче редь следующего модуля переполнена), она помещает сообщение в собст венную очередь. Периодически ядро вызывает процедуру () каждого модуля для передачи отложенных сообщений.

Модуль должен иметь функцию xxput для каждой очереди. Функция (} может не существовать, в этом случае xxput () не имеет возможности отложить передачу сообщения и должна передать его немед ленно, даже если очередь следующего модуля переполнена. Таким образом модули, не имеющие процедур не обладают возможностью управления потоком данных. Эти аспекты мы подробнее рассмотрим в следующих разделах.

Оставшиеся поля структуры qinit:

В этой структуре хранятся базовые значения таких парамет ров, как ватерлинии, размер сообщений и т. д. Некоторые из этих параметров также находятся в структуре queue. Это дает возможность динамически изменять их, сохраняя при этом базовые значения.

Эта структура непосредственно не используется подсистемой STREAMS. Однако модуль имеет возможность осуществлять сбор разнообразной статистики своего участка потока с по мощью полей этой структуры.

Сообщения В подсистеме STREAMS все данные передаются в виде сообщений. С по мощью сообщений передаются данные от приложений к драйверу и об ратно. Сообщения используются для взаимодействия модулей между со бой. Модули могут также генерировать сообщения для уведомления при www.books-shop.com Глава 5.

процесса или друг друга о возникновении ошибок или непредви денных ситуаций. Таким образом, сообщения являются единственным способом передачи информации между различными компонентами потока и потому занимают ключевое место в подсистеме STREAMS.

Сообщение описывается двумя структурами данных: сообщения msgb (message block) и заголовком блока данных (data block). Обе эти структуры адресуют буфер данных, где находятся фактические данные со общения.

Заголовок сообщения msgb имеет следующие поля:

b_prev Используются для формирования связанного списка со общений и соответственно адресуют следующее и пре дыдущее сообщение очереди Указывает на продолжение сообщения и используется для связывания различных частей одного сообщения Указатель на заголовок блока данных Ь Указатели, определяющие расположение (начало и ко нец) данных в буфере данных Содержит ссылку на следующую структуру msgb Заголовок блока данных datab используется для описания буфера и имеет следующие поля:

Адрес начала буфера Адрес ячейки памяти, следующей непосредственно за буфером. Таким образом, размер буфера равен — db_base db_type Тип сообщения db Число заголовков сообщения, адресующих этот блок Использование этих структур данных для формирования очереди сообще ний и сообщений, состоящих из нескольких частей, показано на рис.

Поле заголовка сообщения позволяет объединять несколько бло ков данных в одно сообщение. Эта возможность особенно полезна при использовании подсистемы STREAMS для реализации сетевых протоко лов. Сетевые протоколы имеют уровневую организацию. По мере передачи данных вниз по потоку, каждый последующий модуль (реализующий про токол определенного уровня) добавляет собственную управляющую инфор мацию. Поскольку протоколы верхнего уровня не имеют представления об архитектуре нижних, невозможно заранее зарезервировать память под сообщение. Вместо того чтобы изменять размер буфера данных сообщения, модуль может добавлять управляющую информацию в виде отдельных частей, связывая их с помощью указателя Этот процесс, получивший название инкапсуляции данных, графически представлен на рис. 5.18.

www.books-shop.com STREAMS 5.17. Сообщения STREAMS Поле заголовка блока данных позволяет нескольким заголовкам сообщения совместно использовать один и тот же буфер. При этом проис ходит виртуальное копирование сообщения, каждая копия которого может обрабатываться отдельно. Как правило, такой буфер используется совме стно только для чтения, хотя сама подсистема STREAMS не накладывает никаких ограничений, возлагая всю ответственность за обработку данных на модули piracy@books-shop.com Глава б.

Рис. 5.18. Инкапсуляция данных с использованием составных сообщений В качестве примера виртуального копирования можно привести реализа цию протокола TCP. Протокол TCP является надежным, т. е. данные счи таются доставленными только после того, как от получателя поступит под тверждение. Это означает, что протокол должен хранить копии всех от правленных, но не подтвержденных сообщений. Вместо неэффективного физического копирования, производится виртуальное дублирование сооб щения, одна копия которого затем передается вниз по потоку (модулю IP), а вторая сохраняется до получения подтверждения. После отправления сообщения драйвером сетевого адаптера, одна из копий будет уничтожена, www.books-shop.com STREAMS что выразится в уменьшении поля db_ref заголовка блока данных, но сам блок данных сохранится, поскольку значение счетчика по прежнему будет превышать 0. И только после получения подтверждения станет равным 0, и соответствующий буфер будет освобожден.

Типы сообщений Каждое сообщение принадлежит определенному типу, определяющему назначение сообщения и его приоритет. В зависимости от типа сообщения попадают в одну из двух категорий: обычные сообщения и приоритетные сообщения. Категория определяет порядок, в котором сообщения будут обрабатываться соответствующей процедурой Приоритет ные сообщения всегда помещаются перед обычными сообщениями и по тому обрабатываются в первую очередь.

В подсистеме STREAMS определены следующие типы обычных сообще ний:

M_DATA Содержит обычные данные. Например, системные вызовы и write(2) осуществляют передачу данных в виде сообщений этого типа.

Содержит управляющую информацию. Обычно сообщение этого типа содержит также несколько блоков типа M_DATA. С помощью систем ных вызовов и getmsg(2) процесс имеет возможность от правлять и получать как управляющую часть сообщения (блок M_PROTO), так и данные (блоки M_BREAK Посылается драйверу устройства для генерации команды break.

Используется в каналах STREAMS (STREAMS pipe) для передачи файлового указателя от одного конца канала к другому.

Генерируется модулями или драйверами и передается вверх по по току головному модулю для отправления процессу сигнала.

Передается драйверу устройства и указывает задержку между по следовательно передаваемыми символами. Как правило, использу ется при работе с медленными устройствами во избежание пере полнения их буферов.

Используется для взаимодействия модулей потока друг с другом.

Все сообщения этого типа уничтожаются головным модулем и, та ким образом, не могут распространяться за пределы потока.

M IOCTL Формируется головным модулем в ответ на управляющие команды, переданные процессом с помощью системного вызова И Эти используются для создания мультиплексированных потоков. По следняя команда используется для управления модулями потока.

M_SETOPTS Используется для задания различных характеристик головного мо дуля.

Зарезервировано для внутреннего использования. Модули и драй веры должны передавать его без изменений.

www.books-shop.com 362 Глава 5. ввода/вывода Как мы увидим далее, на передачу обычных сообщений влияет механизм управления потоком данных, который может быть реализован модулями потока. Этот механизм не оказывает влияния на передачу приоритетных сообщений. Сообщения этой категории будут переданы следующему моду лю, независимо от того, насколько заполнена его очередь. Эти сообщения обеспечивают основное взаимодействие между компонентами потока. Пе речисленные ниже сообщения являются высокоприоритетными:

Передается вверх по потоку головному модулю и указывает ему скопировать данные от процесса для команды ioctl(2).

Сообщение допустимо в интервале между получением сооб щения M_IOCTL и сообщения или Передается вверх по потоку головному модулю и указывает ему передать данные, связанные с вызовом процессу.

Сообщение допустимо в интервале между получением сооб щения M_IOCTL и сообщений или Передается вверх по потоку головному модулю и указывает на возникновение ошибки вниз по потоку. Последующие опе рации с потоком будут заканчиваться ошибкой, за исключе нием системных вызовов close(2) и poll(2).

При получении этого сообщения модуль должен очистить очередь (чтения, записи или обе) от сообщений.

Передается вверх по потоку головному модулю и указывает, что драйвер не может передавать данные, обычно из за об рыва линии (связи с удаленным Подтверждение предыдущего сообщения В ответ головной модуль возвратит необходимые данные процессу, сделавшему системный вызов ioctl(2).

M_IOCNAK Если выполнение команды ioctl(2) закончилось неудачей, это сообщение передается вверх по потоку головному модулю, в ответ на это последний возвратит процессу ошибку.

M_PCPROTO Высокоприоритетная версия сообщения Высокоприоритетная версия сообщения M_PCRSE Зарезервировано для внутреннего использования в подсис теме.

Сообщение передается вниз по потоку, когда от процесса поступает запрос на чтение, но в головном модуле отсутству ют данные.

Предписывает немедленно прекратить передачу.

Предписывает продолжить передачу после останова, вызван ного сообщением Передача Как уже обсуждалось, передача данных в потоке происходит в виде сооб щений. Процесс инициирует передачу данных с помощью системных вы www.books-shop.com STREAMS зовов и которые непосредственно взаимодействуют с го ловным модулем. Головной модуль формирует сообщение, копируя в него прикладные данные, и передает его следующему модулю вниз по потоку. В конечном итоге сообщение принимается драйвером, который выполняет необходимые операции с конкретным устройством. В случае, когда драй вер получает данные от устройства, он также передает их в виде сообще ний вверх по потоку. Процесс имеет возможность получить данные с по мощью системных вызовов read(2) или Если в головном модуле данные отсутствуют, процесс блокируется и переходит в состояние сна.

Сообщения передаются модулями с помощью системной функции int *q, Эта функция адресует очередь следующего модуля параметром q и вызы вает процедуру xxput этой очереди, передавая ей сообщение тр. Не поощряется непосредственный вызов функции xxput следующего моду ля, поскольку это может вызвать определенные проблемы переносимости.

Передача данных внутри потока осуществляется асинхронно и не может блокировать процесс. Блокирование процесса возможно только при пере даче данных между процессом и головным модулем. Таким образом, функции обработки данных потока — xxput и xxservice не могут блокироваться. Если процедура xxput не может передать данные сле дующему модулю, она помещает сообщение в собственную очередь, откуда оно может быть передано позже процедурой Если и про цедура () не может осуществить передачу сообщения, напри мер, из за переполнения очереди следующего модуля, она не будет ожи дать изменения ситуации, а вернет сообщение обратно в собственную оче редь и завершит выполнение. Попытка передачи повторится, когда ядро через некоторое время опять запустит xxservice Процедура () вызывается в системном контексте, а не в кон тексте процесса, который инициировал передачу данных. Таким образом, блокирование процедуры () может заблокировать (перевести в состояние сна) независимый процесс, что может привести к непредска зуемым результатам и потому недопустимо. Решение этой проблемы за ключается в запрещении процедурам xxput () и () блокирова ния своего выполнения.

Блокирование недопустимо и для драйвера. Обычно прием данных драй вером осуществляется с использованием прерываний. Таким образом про цедура xxput вызывается в контексте прерывания и не может блокиро вать свое выполнение.

www.books-shop.com 364 Глава 5.

Когда процедура xxput не может передать сообщение следующему мо дулю, она вызывает функцию имеющую следующий вид:

*q, Функция помещает сообщение mp в очередь q, где сообщение ожидает последующей передачи, и заносит очередь в список очередей, ну ждающихся в обработке. Для таких очередей ядро автоматически вызывает процедуру Планирование вызова процедур производится функцией ядра runqueues Функция вы зывается ядром в двух случаях:

Когда какой либо процесс выполняет операцию ввода/вывода над потоком.

Непосредственно перед переходом какого либо процесса из режима ядра в режим задачи.

Заметим, что планирование обслуживания очередей не связано с конкрет ным процессом и производится для всей подсистемы STREAMS в целом.

Функция runqueue производит поиск всех потоков, нуждающихся в обработке очередей. При наличии таковых просматривается список очере дей, ожидающих обработки, и для каждой из них вызывается соответст вующая функция Каждая процедура в свою очередь, пытается передать все сообщения очереди следующему модулю.

Если для каких либо сообщений это не удается, они остаются в очереди, ожидая следующего вызова runqueue после процесс повторяется.

Управление передачей данных Деление процесса передачи данных на два этапа, выполняемых, соответст венно, функциями xxput и xxservice позволяет реализовать меха низм управления передачей данных.

Как уже упоминалось, обязательной для модуля является лишь функция xxput Рассмотрим ситуацию, когда модули потока не содержат про цедур В этом случае, проиллюстрированном на рис. 5.19, каждый предыдущий модуль вызывает функцию xxput следующего, пе редавая ему сообщение, с помощью функции ядра Функция xxput немедленно вызывает и т. д.:

*mp) { Система STREAMS использует собственные функции и ния к планированию процессов в UNIX.

www.books-shop.com STREAMS Рис. 5.19. Передача данных без управления потоком Когда данные достигают драйвера, он передает их непосредственно устрой ству. Если устройство занято, или драйвер не может немедленно обработать данные, сообщение уничтожается. В данном примере никакого управления потоком не происходит, и очереди сообщений не используются.

Хотя такой вариант может применяться для некоторых драйверов (как правило, для псевдоустройств, например, в общем случае уст ройство не может быть все время готово к обработке данных, а потеря данных из за занятости устройства недопустима. Таким образом, в потоке может происходить блокирование передачи и эта ситуация не должна приводить к потере сообщений, во избежание которой необходим согласованный между модулями механизм управления потоком. Для этого сообщения обрабатываются и буферизуются в соответствующей очереди модуля, а их передача возлагается на функцию вызываемую ядром автоматически. Для каждой очереди две ватерлинии — Блокирование передачи может происходить не только в драйвере (оконечном модуле) из за занятости устройства. Возможна ситуация, когда отдельный модуль ден отложить обработку сообщений до наступления некоторого события.

www.books-shop.com 366 Глава 5. Подсистема верхняя и нижняя, которые используются для контроля заполненности очереди. Если число сообщений превышает верхнюю ватерлинию, очередь считается переполненной, и передача сообщений блокируется, пока их число не станет меньше нижней ватерлинии.

Рассмотрим пример потока, модули 1 и 3 которого поддерживают управ ление потоком данных, а модуль 2 — нет. Другими словами, модуль 2 не имеет процедуры Когда сообщение достигает модуля 3, вы зывается его функция xxput После необходимой обработки сообщения, оно помещается в очередь модуля 3 с помощью функции Если при этом число сообщений в очереди превышает верхнюю ватерлинию, устанавливает специальный флаг, сигнализирующий о том, что очередь переполнена:

*q, { /* Необходимая обработка } Через некоторое время ядро автоматически запускает процедуру xxservice модуля 3. Для каждого сообщения очереди xxput вызыва ет функцию которая проверяет заполненность очереди следую щего по потоку модуля. Функция имеет вид:

int Заметим, что проверяет заполненность очереди следующего мо дуля, реализующего механизм управления передачей данных, т. е. произ водящего обработку очереди с помощью процедуры В про тивном случае, как уже говорилось, очередь модуля не принимает участия в передаче данных. В нашем примере, проверит заполненность очереди записи модуля 1. Функция возвращает истинное значение, если очередь может принять сообщение, и ложное — в противном случае. В зави симости от результата проверки процедура либо передаст сообщение следующему модулю (в нашем примере — модулю 2, который после необходимой обработки сразу же передаст его модулю 1), либо вер нет сообщение обратно в очередь, если следующая очередь переполнена.

Описанная схема показана на рис. 5.20. Ниже приведен скелет процедуры модуля 3, иллюстрирующий описанный алгоритм передачи сообщений с использованием механизма управления передачей данных.

{ = !=NULL) { if www.books-shop.com STREAMS else break;

} } Рис. 5.20. Управление потоком данных В этом примере функция getq(9F) используется для извлечения следующего сообщения из очереди, а функция — для помещения в начало очереди. Если модуль 1 блокирует передачу, т. е. вер нет "ложно", процедура завершает свою работу, и сообщения начинают буферизироваться в очереди модуля 3. При этом очередь вре менно исключается из списка очередей, ожидающих обработки, и про цедура xxservice () для нее вызываться не будет. Данная ситуация про www.books-shop.com 368 Глава 5. Подсистема длится до тех пор, пока число сообщений очереди записи модуля 1 не ста нет меньше нижней ватерлинии.

Пока существует возникшая блокировка передачи, затор будет постепенно распространяться вверх по потоку, последовательно заполняя очереди мо дулей, пока, в конечном итоге, не достигнет головного модуля. Поскольку передачу данных в головной модуль (вниз по потоку) инициирует прило жение, попытка передать данные в переполненный головной модуль вызо вет блокирование и переход его в состояние сна.

В конечном итоге, модуль 1 обработает сообщения своей очереди, и их число станет меньше нижней ватерлинии. Как только очередь модуля станет готовой к приему новых сообщений, планировщик STREAMS ав томатически вызовет процедуры xxservice для модулей, ожидавших освобождения очереди модуля в нашем примере — для модуля 3.

Управление передачей данных в потоке требует согласованной работы всех модулей. Например, если процедура xxput буферизирует сообщения для последующей обработки xxservice такой алгоритм должен выпол няться для всех сообщений". В противном случае, это может привести к нарушению порядка сообщений, и как следствие, к потере данных.

Когда запускается процедура она должна обработать все сообщения очереди. "Уважительной" причиной прекращения обработки является переполнение очереди следующего по потоку модуля. В против ном случае нарушается механизм управления передачей, и очередь может навсегда лишиться обработки.

Драйвер Драйверы и модули очень похожи, они используют одинаковые структуры данных (streamtab, qinit, о) и одинаковый интерфейс (ххореп xxput ( ), xxservice () и xxclose Однако между драйве рами и модулями существуют различия.

Во первых, только драйверы могут непосредственно взаимодействовать с аппаратурой и отвечать за обработку аппаратных прерываний. Поэтому драйвер должен зарегистрировать в ядре соответствующий обработчик прерываний. Аппаратура обычно генерирует прерывания при получении данных. В ответ на это драйвер копирует данные от устройства, формирует сообщение и передает его вверх по потоку.

Во вторых, к драйверу может быть подключено несколько потоков. Как уже обсуждалось, на мультиплексировании потоков построены многие Это единственная в которой возможно блокирование процесса.

Более точно — для всех сообщений с данным приоритетом.

www.books-shop.com STREAMS подсистемы ядра, например, поддержка сетевых протоколов. В качестве мультиплексора может выступать только драйвер. Несмотря на то что драйвер в этом случае не является оконечным модулем (см., например, рис. 5.15), размещение драйверов существенным образом отличается от встраивания модулей.

Наконец, процесс инициализации драйверов и модулей различен. Функ ция ххореп драйвера вызывается при открытии потока, в то время как инициализация модуля происходит при встраивании.

Головной модуль Обработку системных вызовов процессов осуществляет головной модуль.

Головной модуль потока является единственным местом, где возможно блокирование обработки и, соответственно, процесса, в контексте кото рого осуществляется операция ввода/вывода. Головной модуль является внешним интерфейсом потока, и хотя его структура похожа на структуру обычного модуля, функции обработки здесь обеспечиваются самой под системой STREAMS. В отличие от точек входа в модуль или драйвер пото ка, реализующих специфическую для данного устройства обработку, функции головного модуля выполняют ряд общих для всех потоков задач, включающих:

Трансляцию данных, передаваемых процессом с помощью систем ных вызовов, в сообщения и передачу их вниз по потоку.

Сообщение об ошибках и отправление сигналов процессам, связан ным с потоком.

Распаковку сообщений, переданных вверх по потоку, и копирование данных в пространство ядра или задачи.

Процесс передает данные потоку с помощью системных вызовов и Системный вызов представляющий собой унифициро ванный интерфейс передачи данных любым устройствам, позволяет про изводить передачу простых данных в виде потока байтов, не сохраняя гра ницы логических записей. Системный вызов предназначенный специально для работы с потоками, позволяет процессу за один вызов пе редать управляющее сообщение и данные. Головной модуль преобразует эту информацию в единое сообщение с сохранением границ записи.

Системный вызов имеет вид:

putmsg(int fildes, const struct const struct strbuf int С помощью этого вызова головной модуль формирует сообщение, состоя щее из управляющей части м PROTO и данных, передаваемых в блоках piracy@books-shop.com 370 Глава 5.

DATA. Содержимое сообщения передается с помощью указателей на структуру strbuf — ctlptr для управляющего блока и для бло ков данных.

Структура strbuf имеет следующий формат:

struct strbuf { int intlen;

void ) где maxlen не используется, len — размер передаваемых данных, buf — указатель на буфер.

С помощью аргумента процесс может передавать экстренные сооб щения, установив флаг RS_HIPRI.

В обоих случаях головной модуль формирует сообщение и с помощью функции проверяет, способен ли следующий вниз по потоку мо дуль, обеспечивающий механизм управления передачей, принять его. Если возвращает истинный ответ, сообщение передается вниз по пото ку с помощью функции а управление возвращается процессу.

Если возвращает ложный ответ, выполнение процесса блокирует ся, и он переходит в состояние сна, пока не рассосется образовавшийся за тор. Заметим, что возврат системного вызова еще не гарантирует, что дан ные получены устройством. Возврат из или свидетельствует лишь о том, что данные были успешно скопированы в адресное пространст во ядра, и в виде сообщения направлены вниз по потоку.

Процесс может получить данные из потока с помощью системных вызовов и Стандартный вызов read(2) позволяет получать только обычные данные без сохранения границ В отличие от этого вызова позволяет получать данные сообщений типов и M_PROTO, при этом сохраняются границы сообщений. Например, если по лученное сообщение состоит из блока м PROTO и нескольких блоков M_DATA, вызов getmsg(2) корректно разделит сообщение на две части:

управляющую информацию и собственно данные.

Вызов getmsg(2) имеет вид:

ftinclude int fildes, struct strbuf *ctlptr, struct strbuf int С помощью сообщения м SETOPTS можно дать указания головному модулю обрабатывать сообщения как обычные данные. В этом случае вызов будет возвращать содержимое сообщений так и Однако информация о сообще ния (данных) и границы сообщений сохранены не будут.

www.books-shop.com STREAMS С помощью вызова прикладной процесс может получить сообще ние, причем его управляющие и прикладные данные будут помещены в буферы, адресуемые и соответственно. Так же как и в случае эти указатели адресуют структуру которая отлича ется только тем, что поле определяет максимальный размер буфе ра, a устанавливается равным фактическому числу полученных байтов.

По умолчанию getmsg(2) получает первое полученное сообщение, однако с помощью флага RS_HIPRI, установленного в переменной, адресуемой ар гументом flagsp, процесс может потребовать получение только экстрен ных сообщений.

В обоих случаях, если данные находятся в головном модуле, ядро извлека ет их из сообщения, копирует в адресное пространство процесса и воз вращает управление последнему. Если же в головном модуле отсутствуют сообщения, ожидающие получения, выполнение процесса блокируется, и он переходит в состояние сна до прихода сообщения.

Когда головной модуль получает сообщение, ядро проверяет, ожидает ли его какой либо процесс. Если такой процесс имеется, ядро пробуждает процесс, копирует данные в пространство задачи и производит возврат из системного вызова. Если ни один из процессов не ожидает получения со общения, оно буферизуется в очереди чтения головного модуля.

Доступ к потоку Как и для обычных драйверов устройств, рассмотренных ранее, прежде чем процесс сможет получить доступ к драйверу STREAMS, необходимо встро ить драйвер в ядро системы и создать специальный файл устройства — фай ловый интерфейс доступа. Независимо от того, как именно осуществляется встраивание (статически с перекомпиляцией ядра, или динамически), для этого используются три структуры данных, определенных для любого драй вера или модуля STREAMS: qinit и streamtab. Связь меж ду ними представлена на рис. 5.21.

Структура streamtab используется ядром для доступа к точкам входа драйвера или модуля — к процедурам его очередей ххореп xxclose xxput и xxservice Для этого streamtab содержит два указателя на структуры qinit, соответственно, для обработки сообщений очереди чте ния и записи. Два других указателя, также на структуры qinit, использу ются только для мультиплексоров для обработки команды I_LINK, исполь зуемой при конфигурации мультиплексированного потока. Каждая струк тура qinit определяет процедуры, необходимые для обработки сообщений вверх и вниз по потоку (очередей чтения и записи). Функции ххореп и xxclose являются общими для всего модуля и определены только для очереди чтения. Все очереди модуля имеют ассоциированную с ними про цедуру xxput ( ), в то время как процедура () определяется www.books-shop.com 5.

только для очередей, реализующих управление передачей. Каждая структу ра qinit также имеет указатель на структуру которая обыч но определяется для всего модуля и хранит базовые значения таких пара метров, как максимальный и минимальный размеры передаваемых пакетов данных mi_minpsz), значения ватерлиний а также идентификатор и имя драйвера (модуля) (mi_idnum, mi_idname).

Рис. Конфигурационные данные драйвера (модуля) STREAMS Доступ к драйверам STREAMS осуществляется с помощью коммутатора символьных устройств — таблицы Каждая запись этой таблицы имеет поле d_str, которое равно NULL для обычных символьных уст ройств. Для драйверов STREAMS это поле хранит указатель на структуру драйвера. Таким образом, через коммутатор устройств ядро имеет доступ к структуре streamtab драйвера, а значит и к его точкам входа. Для обеспечения доступа к драйверу из прикладного процесса необ ходимо создать файловый интерфейс — т. е. специальный файл символь ного устройства, старший номер которого был бы равен номеру элемента cdevsw [ адресующего точки входа драйвера.

Создание потока Поток создается при первом открытии с помощью системного вызова специального файла устройства, ассоциированного с драйвером STREAMS.

Как правило, процесс создает поток в два этапа: сначала создается элемен тарный поток, состоящий из нужного драйвера и головного модуля www.books-shop.com Подсистема STREAMS (являющегося обязательным приложением), а затем производится встраива ние дополнительных модулей для получения требуемой функциональности.

Процесс открывает поток с помощью системного вызова переда вая ему в качестве аргумента имя специального файла устройства. При этом ядро производит трансляцию имени и обнаруживает, что адресуемый файл принадлежит файловой системе specfs, через которую в дальнейшем производятся все операции работы с файлом. В памяти размещается vnode этого файла и вызывается функция открытия файла для файловой системы specfs — spec_open В свою очередь spec_open находит требуемый элемент коммутатора cdevsw[] и обнаруживает, что поле ненуле вое. Тогда она вызывает процедуру подсистемы STREAMS stropen ко торая отвечает за размещение головного модуля и подключение драйвера.

После выполнения необходимых операций поток приобретает вид, изо браженный на рис. 5.22.

Рис. 5.22. Структура потока после открытия www.books-shop.com 374 Глава 5.

Головной модуль представлен структурой stdata, которая выполняет роль интерфейса между потоком и ядром системы при выполнении операций чтения, записи и управления. Индексный дескриптор содержит ука затель на эту структуру. Поля структур queue головного модуля также указывают на stdata. Поля очередей queue указывают на структуры адресующие общие для всех головных модулей функции, реализованные самой подсистемой STREAMS.

Очереди чтения и записи драйвера связываются с соответствующими оче редями головного модуля. Информация, хранящаяся в структуре используется для заполнения полей соответствующих структур queue драйвера указателями на процедурные интерфейсы очере дей чтения и записи.

В завершение вызывается функция ххореп драйвера. При последующих операциях открытия потока функция последовательно вызовет функции ххореп каждого модуля и драйвера, тем самым информируя их, что другой процесс открыл тот же поток, и позволяя разместить соот ветствующие структуры данных для обработки нескольких каналов одно временно. Обычно открытие потоков производится через драйвер клонов.

После открытия потока процесс может произвести встраивание необходи мых модулей. Для этого используется системный вызов ioctl(2). Команда I_PUSH этой функции служит для встраивания модулей, а команда — для извлечения модулей из потока. Приведем типичный сценарий конст руирования потока:

fd = ioctl(fd, ioctl(fd, I_POP, (char ioctl(fd, I_POP, (char В этом примере процесс открыл поток /dev/stream, а затем последователь но встроил модули modulel и Заметим, что команда сис темного вызова встраивает модуль непосредственно после голов ного модуля. После выполнения операций ввода/вывода, процесс извлек модули и закрыл Поскольку модули описываются такими же структурами данных, что и драйверы, схемы их встраивания похожи. Как и в случае драйверов, для заполнения полей q_qinfo структур queue используются данные из структуры streamtab модуля. Для хранения информации, необходимой для инициализации модуля, во многих версиях UNIX используется табли При закрытии потока все встроенные модули извлекаются автоматически.

www.books-shop.com STREAMS ца fmodsw [ каждый элемент которой хранит имя модуля и указатель на структуру streamtab. После установления всех связей вызывается функ ция ххореп модуля.

Управление потоком Управление потоком осуществляется прикладным процессом с помощью команд системного вызова ttinclude int ioctl(int fildes, int command, Хотя часть команд обрабатывается исключительно головным модулем по тока, другие предназначены промежуточным модулям или драйверу. Для этого головной модуль преобразует команды ioctl(2) в сообщения и на правляет их вниз по потоку. При этом возникают две потенциальные про блемы: синхронизация процесса с системным вызовом (поскольку переда ча сообщения и реакция модуля имеют асинхронный характер) и передача данных между процессом и модулем.

Синхронизацию осуществляет головной модуль. Когда процесс выполняет системный вызов ioctl(2), который может быть обработан самим головным модулем, последний выполняет все операции в контексте процесса, и ни каких проблем синхронизации и копирования данных не возникает.

Именно так происходит обработка ioctl(2) для обычных драйверов уст ройств. Если же головной модуль не может обработать команду, он блоки рует выполнение процесса и формирует сообщение содержащее команду и ее параметры, и отправляет его вниз по потоку. Если какой либо модуль вниз по потоку может выполнить указанную команду, в ответ он направляет подтверждение в виде сообщения Если ни один из модулей и сам драйвер не смогли обработать команду, драйвер направ ляет вверх по потоку сообщение При получении одного из этих сообщений головной модуль пробуждает процесс и передает ему результа ты выполнения команды.

При обработке сообщения промежуточным модулем или драйвером возни кает проблема передачи данных. Как правило, команда ioctl(2) содержит ассоциированные с ней параметры, число и размер которых зависят от команды. При обработке команды ioctl(2) обычным драйвером последний имеет возможность копировать параметры из пространства задачи и по добным образом возвращать результаты, поскольку вся обработка команды происходит в контексте процесса.

Эта схема неприменима для подсистемы STREAMS. Обработка сообщений модулем или драйвером выполняется в системном контексте и не имеет www.books-shop.com 376 Глава 5.

отношения к адресному пространству текущего процесса. Поэтому модуль не имеет возможности копировать параметры команды и возвращать ре зультаты обработки, используя адресное пространство задачи.

Для преодоления этой проблемы в подсистеме STREAMS предлагаются два подхода.

Первый из них основан на использовании специальной команды ioctl(2) При этом в качестве параметра передается указатель на структуру strioctl:

I_STR, (struct strioctl struct strioctl { int int int ic_len;

} где _ фактическая команда, _ число секунд, которое головной модуль будет ожидать подтверждения запроса, после он вернет процессу ошибку тайм аута ETIME, _ размер блока параметров команды, ic_dp — указатель на блок параметров.

Если головной модуль не может обработать команду, он формирует сооб щение и копирует в него команду и блок параметров (ic_len, ic_dp). После этого сообщение направляется вниз по потоку.

Когда модуль получает сообщение, оно содержит все необходимые данные для обработки команды. Если команда предполагает передачу информации процессу, модуль записывает необходимые данные в то же сообщение, из меняет его тип на и отправляет его вверх по потоку. В свою очередь головной модуль получает сообщение и производит передачу па раметров процессу.

Другой подход получил название прозрачных команд ioctl(2) (transparent Он позволяет использовать стандартные команды ioctl(2), решая при этом проблему копирования данных. Когда процесс выполняет вызов ioctl(2), головной модуль формирует сообщение и копирует в него параметры вызова — command и arg. Обычно параметр arg является ука зателем на блок параметров, размер и содержимое которого известны только модулю (или драйверу), отвечающему за обработку данной коман ды. Поэтому головной модуль просто копирует этот указатель, не интер претируя его и тем более не копируя в сообщение сам блок параметров.

Сообщение передается вниз по потоку.

www.books-shop.com STREAMS Когда модуль получает сообщение, в ответ он отправляет сообщение M_COPYIN, содержащее размер и расположение необходимых для выполнения команды. Головной модуль пробуждает процесс, вызвавший для копирования параметров. Поскольку последующие операции выполняются в контексте процесса, никаких проблем доступа к его адрес ному пространству не возникает. Головной модуль создает сообщение M_IOCARGS, копирует в него параметры команды и направляет сообщение вниз по потоку. После этого процесс опять переходит в состояние сна.

Когда модуль получает сообщение он интерпретирует содер жащиеся в нем параметры и выполняет команду. В некоторых случаях для получения всех параметров, необходимых для выполнения команды, мо жет потребоваться дополнительный обмен сообщениями M_COPYIN и M_IOCARGS. Такая ситуация может возникнуть, например, если один из параметров являлся указателем на структуру данных. Для получения копии структуры модулю потребуется дополнительная итерация.

После получения всех необходимых данных и выполнения команды в слу чае, если результат должен быть передан процессу, модуль формирует одно или несколько сообщений M_COPYOUT, помещая в них требуемые данные, и направляет их вверх по потоку. Головной модуль пробуждает процесс, передавая ему результаты выполнения команды. Когда все результаты пе реданы процессу, модуль посылает подтверждение в результате которого головной модуль пробуждает процесс в последний раз, завершая тем самым выполнение вызова ioctl(2).

Мультиплексирование Подсистема STREAMS обеспечивает возможность мультиплексирования потоков с помощью мультиплексора, который может быть реализован только драйвером STREAMS. Различают три типа мультиплексоров — верхний, нижний и гибридный. Верхний мультиплексор, называемый также мультиплексором N:l, обеспечивает подключение нескольких каналов вверх по потоку к одному каналу вниз по потоку. Нижний мультиплексор, называемый также мультиплексором 1:М, обеспечивает подключение не скольких каналов вниз по потоку к одному каналу вверх по потоку. Гиб ридный мультиплексор, как следует из названия, позволяет мультиплекси ровать несколько каналов вверх по потоку с несколькими каналами вниз по потоку.

Расположение данных уже содержится в параметре arg, который передается обратно в сообщении COPYIN.

www.books-shop.com Глава 5.

Заметим, что подсистема STREAMS обеспечивает возможность мульти плексирования, но за идентификацию различных каналов и маршрутиза цию данных между ними отвечает сам мультиплексор.

Мультиплексирование каналов вверх по потоку осуществляется в результа те открытия одного и того же драйвера с различными младшими номера ми. Верхний мультиплексор должен обеспечить возможность одновремен ной работы с устройством с использованием различных младших номеров.

Если два процесса открывают поток, используя различные младшие номе ра, ядро создаст отдельный канал для каждого из них, каждый из них бу дет адресоваться отдельным vnode, и процедура ххореп драйвера будет вызвана дважды. Драйвер при этом будет обрабатывать две пары очередей, каждая из которых отвечает за отдельный поток. Когда данные поступают от устройства, драйвер должен принять решение, в какую очередь чтения их направить. Обычно такое решение делается на основании управляющей информации, содержащейся в полученных данных. На рис. 5.23 представ лен вид верхнего мультиплексора с двумя подключенными потоками.

Рис. 5.23. Верхний мультиплексор Нижний мультиплексор представляет собой драйвер псевдоустройства.

Вместо работы с физическим устройством он взаимодействует с несколь кими каналами вниз по потоку. Для этого нижний мультиплексор обеспе www.books-shop.com Подсистема STREAMS чивает работу с еще одной парой очередей — нижними очередями чтения и записи. Структура нижнего мультиплексора адресует проце дурный интерфейс работы с нижними очередями соответственно полями и st_muxwinit.

Для работы с мультиплексированными потоками подсистема STREAMS поддерживает четыре команды Используется для потоков. При этом файловый деск риптор указывает на поток, подключенный к мультиплексору. Второй файловый дескриптор, передаваемый в качестве аргумента коман ды, указывает на поток, который необходимо подключить ниже муль типлексора.

I_PLINK Используется для потоков, которое сохраняется при закрытии файлового дескриптора. В остальном аналогично команде I_LINK.

I_UNLINK, Используются для разъединения потоков, созданных командами Создание мультиплексированного потока происходит в два этапа. Пояс ним этот процесс на примере создания стека протокола IP, поддерживаю щего работу как с адаптером Ethernet, так и с адаптером FDDI. Для этого необходимо объединить драйвер адаптера Ethernet, драйвер адаптера FDD и драйвер IP, который является нижним мультиплексором. Процесс дол жен выполнить следующие действия:

fdenet = = fdip = ioctl(fdip, I_LINK, fdenet);

I_LINK, Сначала процесс создает три независимых потока, адресуемых дескрипто рами fdenet, fdfddi и fdip (рис. 5.24, а) Для объединения потоков ис пользуется команда системного вызова В результате полу чается конфигурация, представленная на рис. 5.24, б.

В результате объединения потоков очереди и процедурный интерфейс го ловного модуля нижнего потока (в данном случае, потока, подключенного к драйверу Ethernet или FDDI), реализованный самой подсистемой STREAMS, заменяются на нижние очереди и соответствующий процедур ный интерфейс мультиплексора. Более детально процесс объединения по тока IP и потока Ethernet показан на рис. 5.25.

Задачей нижнего мультиплексора является хранение информации обо всех подключенных ниже потоках и обеспечение правильной маршрутизации между ними.

piracy@books-shop.com 380 Глава 5.

Рис. 5.24. Создание мультиплексированного потока Заключение Эта глава посвящена внутренней архитектуре подсистемы ввода/вывода, движущей силой которой являются драйверы устройств. Были рассмотре ны традиционные типы драйверов, присутствующих в операционной сис теме UNIX с ранних ее версий, — символьные и блочные драйверы. Важ ную роль в процессе обмена данными с драйвером играют файловый ин терфейс и файловая система.

www.books-shop.com Заключение Рис. 5.25. Объединение верхнего и нижнего потоков Во второй части главы была описана архитектура драйверов подсистемы STREAMS, имеющая модульную структуру и позволяющая более изящно осуществить буферизацию данных и управление их передачей. Вопросы, затронутые в этой части, будут также рассмотрены в следующей главе при обсуждении архитектуры сетевого доступа в операционной системы UNIX.

www.books-shop.com сети в операционной системе UNIX Сегодня изолированный компьютер имеет весьма ограниченную функцио нальность. Дело даже не в том, что пользователи лишены возможности доступа к обширным информационным и вычислительным ресурсам, рас положенным на удаленных системах. Изолированная система не имеет требуемой в настоящее время гибкости и масштабируемости. Возможность обмена данными между рассредоточенными системами открыла новые го ризонты для построения распределенных ресурсов, их администрирования и наполнения, начиная от распределенного хранения информации (сете вые файловые системы, файловые архивы, информационные системы с удаленным доступом), и заканчивая сетевой вычислительной средой.

UNIX — одна из первых операционных систем, которая обеспечила воз можность работы в сети. И в этом одна из причин ее потрясающего успеха и долгожительства.

Хотя многие версии UNIX сегодня поддерживают несколько сетевых про токолов, в этой главе мы подробнее остановимся на наиболее известном и распространенном семействе под названием TCP/IP. Эти протоколы были разработаны, а затем прошли долгий путь усовершенствований для обес печения требований феномена XX века — глобальной сети Internet. Про токолы TCP/IP используются практически в любой коммуникационной среде, от локальных сетей на базе технологии Ethernet или FDDI, до сверхскоростных сетей ATM, от телефонных каналов точка точка до транс атлантических линий связи с пропускной способностью в сотни мегабит в секунду.

Глава начинается с описания наиболее важных протоколов семейства TCP/IP — Internet Protocol (IP), User Datagram Protocol (UDP) и Transmission Control Protocol (TCP). Здесь описываются стандартная спе цификация этих протоколов и особенности реализации их алгоритмов, не определенные стандартами, но позволяющие значительно повысить про изводительность работы в сети.

Далее обсуждается программный интерфейс доступа к протоколам TCP/IP.

При этом рассматриваются два основных интерфейса — традиционный интерфейс работы с протоколами TCP/IP — интерфейс сокетов, www.books-shop.com Семейство протоколов TCP/IP но разработанный для системы BSD UNIX, и интерфейс ТЫ, позволяю щий унифицированно работать с любыми сетевыми протоколами, соответ ствующими модели OSI. В конце раздела описан программный интерфейс более высокого уровня, позволяющий отвлечься от особенностей сетевых протоколов и полностью сосредоточиться на определении интерфейса и функциональности предоставляемых прикладных услуг. Эта система, кото рая называется (Remote Procedure Call — удаленный вызов процедур), явилась предтечей современных систем разработки распределенных при ложений, таких как CORBA (Common Object Request Broker), Java и т. д.

В последних разделах главы рассматривается архитектура сетевого доступа в двух основных ветвях операционной системы — BSD UNIX и UNIX System V.

Семейство протоколов TCP/IP В названии семейства присутствуют имена двух протоколов — TCP и IP.

Это, конечно, не означает, что данными двумя протоколами исчерпывает ся все семейство. Более того, как будет видно, названные протоколы вы полняют различные функции и используются совместно.

В 1969 году Агентство Исследований Defence Advanced Research Projects Agency (DAPRA) Министерства Обороны США начало финансирование проекта по созданию экспериментальной компьютерной сети коммутации пакетов (packet switching network). Эта сеть, названная ARPANET, была построена для обеспечения надежной связи между компьютерным обору дованием различных производителей. По мере развития сети были разра ботаны коммуникационные протоколы — набор правил и форматов дан ных, необходимых для установления связи и передачи данных. Так появи лось семейство протоколов TCP/IP. В 1983 году TCP/IP был стандартизи рован (MIL STD), в то же время агентство DAPRA начало финансирова ние проекта Калифорнийского университета в Беркли по поддержке TCP/IP в операционной системе UNIX.

Основные достоинства TCP/IP:

О Семейство протоколов основано на открытых стандартах, свободно доступных и разработанных независимо от конкретного оборудова ния или операционной системы. Благодаря этому TCP/IP является наиболее распространенным средством объединения разнородного оборудования и программного обеспечения.

Протоколы TCP/IP не зависят от конкретного сетевого оборудова ния физического уровня. Это позволяет использовать TCP/IP в фи зических сетях самого различного типа: Ethernet, Token Ring, т. е. практически в любой среде передачи данных.

www.books-shop.com 384 Глава 6. сети в операционной системе UNIX Протоколы этого семейства имеют гибкую схему адресации, позво ляющую любому устройству однозначно адресовать другое устройст во сети. Одна и та же система адресации может использоваться как в локальных, так и в территориально распределенных сетях, включая Internet.

О В семейство TCP/IP входят стандартизированные высо кого уровня для поддержки прикладных сетевых услуг, таких как пе редача файлов, удаленный терминальный доступ, обмен сообщения ми электронной почты и т. д.

Краткая история TCP/IP История создания и развития протоколов TCP/IP неразрывно связана с Internet — интереснейшим достижением мирового сообщества в области коммуникационных технологий. Internet является глобальным объедине нием разнородных компьютерных сетей, использующих протоколы TCP/IP и имеющих общее адресное пространство. Явление Internet уни кально еще и потому, что эта глобальная сеть построена на принципах са моуправления (хотя ситуация отчасти начинает меняться). Однако вернем ся к истории.

Сегодняшняя сеть Internet "родилась" в 1969 году, когда агентство DARPA получило заказ на разработку сети, получившей название ARPANET.

Целью создания этой сети было определение возможностей использования коммуникационной технологии пакетной коммутации. В свою очередь, агентство DARPA заключило контракт с фирмой Bolt, Beranek and Newman (BBN). В сентябре 1969 года произошел запуск сети, соединивший четыре узла: Станфордский исследовательский институт (Stanford Research Institute), Калифорнийский университет в Санта Барбаре (University of California at Santa Barbara), Калифорнийский университет в Лос Анжелесе (University of California at Los Angeles) и Университет Юты (University of Utah). Роль коммуникационных узлов выполняли мини компьютеры Honeywell 316, известные как Interface Message Processor (IMP).

Запуск и работа сети были успешными, что определило быстрый рост ARPANET. В то же время использованием сети в своих целях заинтересо вались исследователи, далекие от военных кругов. Стали поступать много численные запросы от руководителей университетов США в Националь ный научный фонд (National Science Foundation, NSF) с предложениями создания научно образовательной компьютерной сети. В результате в году NSF одобрил и финансировал создание сети CSNET (Computer Science Network).

В 1984 году ARPANET разделилась на две различные сети: MILNET, предназначенную исключительно для военных приложений, и ARPANET для использования в "мирных" целях.

www.books-shop.com Семейство протоколов TCP/IP В 1986 году фонд NSF финансировал создание опорной сети, соединившей каналами с пропускной способностью 56 Кбит/с шесть суперкомпьютер ных центров США. Сеть получила название NSFNET и просуществовала до 1995 года, являясь основной магистралью Internet. За это время пропу скная способность опорной сети возросла до 45 Мбит/с, а число пользова телей превысило Стремительное развитие NSFNET сделало бессмысленным дальнейшее существование ARPANET. В июне 1990 года Министерство обороны США приняло решение о прекращении работы сети. Однако уроки, полученные в процессе создания и эксплуатации ARPANET, оказали существенное влияние на развитие коммуникационных технологий, таких как локальные сети и сети пакетной коммутации.

При создании ARPANET был разработан и протокол сетевого взаимодей ствия коммуникационных узлов. Он получил название Network Control Program (NCP). Однако этот протокол строился на предположении, что сетевая среда взаимодействия является абсолютно надежной. Учитывая специфику ARPANET, такое предположение являлось, мягко говоря, ма ловероятным: качество коммуникационных каналов могло существенно изменяться в худшую сторону (особенно при предполагаемом использова нии радио и спутниковой связи), а отдельные сегменты сети могли быть Таким образом, подход к коммуникационной среде нуждался в пересмотре, и, как следствие, возникла необходимость разработки новых протоколов. Еще одной задачей, стоявшей перед разработчиками, являлось обеспечение согласованной работы связанных сетей (internet), использую щих различные коммуникационные технологии (например, пакетное ра дио, спутниковые сети и локальные сети). Результатом исследований в этой области явилось рождение нового семейства протоколов — Internet Protocol (IP), с помощью которого осуществлялась базовая доставка дан ных в гетерогенной коммуникационной среде, и Transmission Control Protocol (TCP), который обеспечивал надежную передачу данных между пользователями в ненадежной сетевой инфраструктуре. Спецификации этих протоколов в 1973 году получили статус стандартов Министерства обороны и соответственно.

Общее число пользователей на начало 1995 года составило 4852000, из них в США — более 3 миллионов. Уже к середине 1996 года сеть Internet имела следующие показатели:

почти миллионов хостов, 134 365 сетей, почти полмиллиона зарегистрированных доменов.

На начало 1997 года население Internet по сведениям компании Network Wizards (http://www.nw.com) составляло 16 146 000 хостов (число записей в системе DNS), располо женных в 828 000 доменах. Правда, на запрос "откликнулось" в среднем около 3 миллионов хостов.

Принимая во внимание существовавшие в то время отношения между СССР и США, приходится констатировать, что такое вполне могло произойти. Сегодня предположение о надежности сети также не всегда справедливо, только роль бомб и ракет исполняют ши экскаваторов.

www.books-shop.com 386 Глава 6. Поддержка сети в операционной системе UNIX Архитектура TCP/IP Архитектура семейства протоколов TCP/IP основана на представлении, что коммуникационная инфраструктура включает три объекта: процессы, хосты, и сети. Процессы являются основными коммуникационными объ ектами, поскольку между процессами, в конечном итоге, осуществляется передача информации. Выполнение процессов происходит на различных хостах (или компьютерах). Передача информации между процессами про ходит через сети, к которым подключены хосты.

Подобный взгляд на вещи позволяет сделать основной вывод: чтобы дос тавить данные процессу, их необходимо сначала передать нужному хосту, а затем определенному процессу, который выполняется на этом хосте. Более того — эти две фазы могут выполняться независимо. Таким образом, от коммуникационной инфраструктуры требуется маршрутизация и доставка данных между хостами, а хосты, в свою очередь, обязаны обеспечить дос тавку нужным процессам.

Основываясь на этом простом соображении, при разработке семейства протоколов взаимодействия логичным было четкое распределение обязан ностей между отдельными протоколами, представив их в виде нескольких уровней. Разработчиками было выбрано четыре уровня:

Уровень приложений/процессов (Application/process layer) Транспортный уровень (Host to host layer) Уровень Internet (Internet layer) Уровень сетевого интерфейса (Network interface layer) Уровень сетевого интерфейса составляют протоколы, обеспечивающие доступ к физической сети. С помощью этих протоколов осуществляется передача данных между коммуникационными узлами, подключенными к одному и тому же сетевому сегменту (например, сегменту Ethernet или ка налу точка точка). Протоколы этого уровня должны поддерживаться всеми активными устройствами, подключенными к сети (например, мостами). К этому уровню относятся протоколы Ethernet, IEEE802.X, SLIP, PPP и т. д.

Протоколы уровня сетевого интерфейса формально не являются частью семейства TCP/IP, однако стандарты Internet определяют, каким образом должна осуществляться передача данных TCP/IP с использованием выше перечисленных протоколов.

Уровень Internet составляют протоколы, обеспечивающие передачу данных между хостами, подключенными к различным сетям. Одной из функций, которая должна быть реализована протоколами этого уровня, является выбор маршрута следования данных, или маршрутизация. Сетевые элемен ты, осуществляющие передачу данных из одной сети в другую, получили www.books-shop.com Семейство протоколов TCP/IP название шлюзов Шлюз имеет несколько сетевых интерфейсов, подключенных к различным физическим сетям, и его основной задачей является выбор маршрута передачи данных из одного сетевого интерфейса в другой. Основной представитель уровня Internet — протокол IP.

Протоколы транспортного уровня обеспечивают передачу данных между процессами, выполняющихся на разных хостах. Помимо этого транспорт ные протоколы могут реализовывать дополнительные функции, например, гарантированную доставку, создание виртуального канала и т. д. К транс портному уровню относятся протоколы TCP и UDP.

Наконец, протоколы уровня приложений обеспечивают функционирова ние прикладных услуг, таких как удаленный терминальный доступ, копи рование удаленных файлов, передача почтовых сообщений и т. д. Работу этих приложений обеспечивают протоколы Telnet, File Transfer Protocol (FTP), Simple Mail Transfer Protocol (SMTP) и т. д.

На рис. 6.1 показана иерархическая четырехуровневая модель семейства протоколов TCP/IP. Заметим, что протоколы уровня сетевого интерфейса, фактически не являются частью семейства, поскольку не определены ни стандартами Министерства обороны США, ни стандартами Internet. Вместо этого используются существующие протоколы сети и определяются методы передачи трафика TCP/IP с помощью данной коммуникационной техноло гии. Например, RFC894 (A Standard for the Transmission of IP Datagrams over Ethernet Networks) определяет формат и процедуру передачи IP пакетов в сетях Ethernet, a RFC 1577(Classical IP and ARP over ATM) — в сетях ATM.

На рис. 6.2 показана базовая коммуникационная схема протоколов TCP/IP. Коммуникационная инфраструктура может состоять из несколь ких физических сетей. Для передачи данных в физической сети между подключенными хостами используется некоторый протокол уровня сете вого интерфейса, определенный для данной технологии передачи данных (Ethernet, ATM и т. д.). Отдельные сети связаны между собой шлю зами, — устройствами, подключенными одновременно к нескольким сетям и служащими для передачи пакетов данных из одного интерфейса в дру гой. Выполнение этой функции обеспечивается протоколом IP. Как видно из рисунка, протокол IP выполняется на хостах и шлюзах и в конечном итоге обеспечивает доставку данных от хоста отправителя к хосту получателю. За обмен данными между процессами отвечают протоколы транспортного уровня — TCP или UDP. Поскольку работа транспортных Более точным названием этих устройств является "маршрутизатор" (router). С формальной точки зрения термин "шлюз", применительно к данным устройствам, не совсем верен.

Модель OSI определяет шлюз, как устройство, которое может осуществлять функции пе редачи на всех семи уровнях (подробнее о модели будет рассказано в следующем раз деле). Однако в мире UNIX маршрутизаторы почему то называют шлюзами, и мы будем придерживаться этой терминологии.

www.books-shop.com 388 Глава 6. сети в операционной системе UNIX протоколов обеспечивает передачу данных между удаленными процессами, протоколы этого уровня должны быть реализованы на хостах. При этом шлюзов для TCP или UDP как бы не существует, поскольку их присутст вие и работу полностью скрывает протокол IP. Наконец, процессы также используют некоторый протокол для обмена данными, например Telnet или FTP.

Рис. 6.1. Архитектура протоколов TCP/IP Рис. 6.2. Коммуникационная схема TCP/IP www.books-shop.com Семейство протоколов TCP/IP Для правильного обмена данными каждый коммуникационный узел дол жен иметь уникальный адрес. На самом деле, как правило, существует не сколько уровней адресации. Например, в локальной сети, каждый сетевой интерфейс (первый уровень модели) имеет т. н. С помощью этого адреса обеспечивается доставка данных требуемому получателю в физической сети. Для доставки данных IP необходимо адресовать хост получатель. Для этого используется т. н. IP или Internet адрес. Наконец, хост, получивший данные, должен доставить их требуемому процессу. Та ким образом, каждый процесс хоста, участвующий в коммуникационном взаимодействии также имеет адрес. Этот адрес получил название номера порта.

Таким образом, для того чтобы однозначно адресовать принимающую сто рону, отправитель данных должен указать адреса хоста (IP адрес) и про цесса на этом хосте (номер порта). Он также должен указать, какой прото кол транспортного уровня будет использован при обмене данными (номер протокола). Поскольку путь данных может проходить по нескольким фи зическим сегментам, физический адрес, или МАС адрес, сетевого интер фейса не имеет смысла и определяется автоматически на каждом этапе пересылки (hop) между шлюзами.

Попробуем вкратце рассмотреть процесс передачи данных от процесса 2000 (номер порта), выполняющегося на хосте А, к процессу 23, выпол няющемуся на хосте В. Согласно рис. 6.2 хосты расположены в разных физических сегментах, соединенных шлюзом X. Для этого процесс передает некоторые данные модулю протокола TCP (допустим, что при ложение использует этот транспортный протокол), указывая, что данные необходимо передать процессу 23 хоста В. Модуль TCP, в свою очередь, передает данные модулю IP, указывая при только адрес хоста В. Мо дуль IP выбирает маршрут и соответствующий ему сетевой интерфейс (если их несколько) и передает последнему данные, указывая шлюз X в качестве промежуточного получателя.

Можно заметить, что наряду с передачей данных, каждый уровень обра ботки передает последующему некоторую управляющую информацию (IP адрес, номер порта и т. д.). Эта информация необходима для правильной доставки данных адресату. Поэтому каждый протокол формирует пакет (Protocol Data Unit, PDU), состоящий из данных, переданных модулем верхнего уровня, и заголовка, содержащего управляющую информацию.

Эта управляющая информация распознается модулем того же уровня (peer module) удаленного узла и используется для правильной обработки данных и передачи их соответствующему протоколу верхнего уровня.

На рис. 6.3 схематически показан процесс обработки данных при их пере даче между хостами сети с использованием протоколов TCP/IP. С точки зрения процессов 23 и 2000 между ними существует коммуникационный piracy@books-shop.com Глава 6. сети в операционной системе UNIX канал, обеспечивающий надежную и достоверную передачу потока дан ных, внутреннюю структуру которого определяют сами процессы по пред варительной договоренности (например, в соответствии с протоколом Telnet). Модуль TCP хоста А обменивается сегментами данных с парным ему модулем TCP хоста В, не задумываясь о топологии сети или физиче ских интерфейсах. Задача модулей TCP заключается в обеспечении досто верной и последовательной передачи данных между модулями приложе ний (процессов). TCP не интерпретирует прикладные данные и ему без различно, передается ли в сегменте фрагмент почтового сообщения, файл или регистрационное имя пользователя. В свою очередь модуль IP хоста А передает данные, полученные от транспортных протоколов, модулю IP хоста В, не заботясь о надежности и последовательности передачи. Он не интерпретирует данные TCP, поскольку его задача — правильно адресо вать отправляемую датаграмму. Поэтому модулю IP все равно, передает ли он данные TCP или UDP, управляющие сегменты или инкапсулированные прикладные данные.

Рис. 6.3. Обработка данных в соответствии с протоколами TCP/IP Работу модулей TCP/IP можно сравнить со сборочным конвейером: каж дый участок выполняет определенную для него задачу, полагаясь на каче ство работы, выполненной на предыдущем этапе.

www.books-shop.com Семейство протоколов TCP/IP Общая модель сетевого взаимодействия OSI При знакомстве с семейством протоколов TCP/IP мы отметили уровневую структуру этих протоколов. Каждый из уровней выполняет строго опреде ленную функцию, изолируя в то же время особенности этой обработки и связанные с ней данные от протоколов верхнего уровня. Четкое определе ние интерфейсов между протоколами соседних уровней позволяет выпол нять разработку и реализацию протоколов независимо, не внося измене ний в другие модули системы. Характерным примером является интерфейс между протоколом IP и протоколами транспортного уровня TCP и UDP.

Хотя последние выполняют различную обработку, их взаимодействие с IP идентично.

Развитие сетевых технологий и связанных с ними протоколов обмена дан ными наглядно показало необходимость стандартизации этого процесса.

Вместе с тем было очевидно, что единый стандарт на все случаи жизни не может решить подобную задачу. Очевидно также, что коммуникационная архитектура должна иметь модульную структуру, в которой модули обла дают стандартными интерфейсами взаимодействия и могут подключаться в соответствии с этими интерфейсами, образуя "конвейер" обработки дан ных. Все это позволяет считать наиболее жизнеспособным подход, когда в рамках общей модели или архитектуры сетевого взаимодействия стандар тизируются интерфейсы и функциональность отдельных модулей.

Такая общая модель была принята в 1983 году Международной организа цией по стандартизации (International Organization for Standardization, ISO), и получила название модели взаимодействия открытых систем (Open Systems Interconnection, OSI). Эта модель является основой для объедине ния разнородных компьютеров в гетерогенную сетевую инфраструктуру.

Данная архитектура определяет возможность установления соединения между любыми двумя системами, удовлетворяющими модели и поддержи вающими соответствующие стандарты.

В модели OSI, как и в TCP/IP, общая функциональность системы разде лена на несколько уровней, каждый из которых выполняет свою часть функций, необходимых для установления соединения с парным ему уров нем удаленной системы. В то же время каждый из уровней выполняет оп ределенную обработку реализуя набор услуг для уровня выше.

Описание услуг и формат их предоставления определяются внутренним протоколом взаимодействия соседних уровней и определяют межуровне интерфейс.

Модель OSI состоит из семи уровней, краткое описание которых приведе но в табл. 6.1.

www.books-shop.com 392 Глава 6. сети в операционной системе UNIX Таблица Семь уровней модели OSI Название уровня Уровень приложений Обеспечивает пользовательский интерфейс доступа к (Application layer) распределенным ресурсам Уровень представления Обеспечивает независимость приложений от различий в (Presentation layer) способах представления данных Уровень сеанса Обеспечивает взаимодействие прикладных программ в (Session layer) сети Транспортный уровень Обеспечивает прозрачную передачу данных между ко (Transport layer) нечными точками сетевых коммуникаций. Отвечает за восстановление ошибок и контроль за потоком данных Сетевой уровень Обеспечивает независимость верхних уровней от кон (Network layer) кретной реализации способа передачи данных по физи ческой среде. Отвечает за установление, поддержку и завершение сетевого соединения Уровень канала данных Обеспечивает надежную передачу данных по физиче (Data link layer) ской сети. Отвечает за передачу пакетов данных — кад ров и обеспечивает необходимую синхронизацию, обра ботку ошибок и управление потоком данных Физический уровень Отвечает за передачу неструктурированного потока дан (Physical layer) ных по физической среде. Определяет физические ха рактеристики среды передачи данных Рассмотрим процесс передачи данных между удаленными системами в рамках модели OSI. Пусть пользователю А системы С1 необходимо пере дать данные приложению В системы С2. Обработка прикладных данных начинается на уровне приложения. Уровень приложения передает обрабо танные данные и управляющую информацию на следующий уровень — уровень представления и т. д., пока данные наконец не достигнут физиче ского уровня и не будут переданы по физической сети. Система при нимает эти данные и обрабатывает их в обратном порядке, начиная с фи зического уровня и заканчивая уровнем приложения, после чего исходные прикладные данные будут получены пользователем В.

Для того чтобы каждый уровень правильно обработать полученные данные, последние содержат также управляющую информацию. Эта управляющая информация интерпретируется только тем уровнем, для ко торого она предназначена, в соответствии с его протоколом, и невидима для других уровней: для верхних, потому что после обработки она удаляет ся, а для нижних — потому, что представляется им как обычные данные.

Благодаря этому каждый уровень по существу общается с расположенным на удаленной системе равным (peer) ему уровнем. Таким образом, взаимо действие между удаленными системами можно представить состоящим из нескольких логических каналов, соответствующих уровням модели, пере дача данных в каждом из которых определяется протоколом своего уровня.

www.books-shop.com Протокол IP Так физический уровень и уровень канала данных обеспечивают комму никационный канал сетевому уровню, который, в свою очередь, предос тавляет связность объектам транспортного уровня и т. д.

Нетрудно заметить, что модель TCP/IP отличается от модели OSI. На рис. 6.4 показана схема отображения архитектуры TCP/IP на модель OSI.

Видно, что соответствие существует для уровня Internet (сетевой уровень) и транспортного уровня. Уровни сеанса, представления и приложений OSI в TCP/IP представлены одним уровнем приложений. Обсуждение соответ ствия двух моделей носит весьма теоретический характер, поэтому мы пе рейдем к более ценному для практики обсуждению прекрасно зарекомен довавших себя протоколов Internet.

TCP/IP OSI Уровень приложений (Application layer) Уровень приложений Уровень представления (Application layer) (Presentation layer) Уровень сеанса (Session layer) Транспортный уровень Транспортный уровень (Host to Host layer) (Transport layer) Уровень Internet Сетевой уровень (Internet layer) (Network layer) Уровень канала данных Уровень сетевого (Data link layer) Физический уровень (Network interface layer) (Physical layer) Рис. 6.4. Соответствие между моделями TCP/IF и OSI Протокол IP Межсетевой протокол (Internet Protocol, IP) обеспечивает доставку фраг мента данных от источника к получателю через систему свя занных между собой сетей. В протоколе IP отсутствуют функции подтвер ждения, контроля передачи, сохранения последовательности передаваемых и т. д. В этом смысле протокол IP обеспечивает потенциально ненадежную передачу. Надежность и прочие функции, отсутствующие у IP, при необходимости реализуются протоколами верхнего уровня. На пример, протокол TCP дополняет IP функциями подтверждения и управ ления передачей, позволяя приложениям (или протоколам более высокого www.books-shop.com Глава 6. сети в операционной системе UNIX уровня) рассчитывать на получение упорядоченного потока данных, сво бодных от ошибок. Эта функциональность может быть реализована и про токолами более высокого уровня, как например это сделано в реализации распределенной файловой системы NFS, традиционно работающей на базе "ненадежного" транспортного протокола UDP. При этом работа NFS в це лом является надежной.

В рамках модели OSI протокол IP занимает 3 й уровень и, таким образом, взаимодействует с протоколами управления передачей снизу и транспорт ными протоколами сверху. В рамках этой модели IP выполняет три основ ные функции: адресацию, фрагментацию и маршрутизацию данных.

Данные, формат которых понятен протоколу IP, носят название дата граммы (datagram), вид которой приведен на рис. 6.5. состоит из заголовка, содержащего необходимую управляющую информацию для модуля IP, и данных, которые передаются от протоколов верхних уровней и формат которых неизвестен IP. Вообще говоря, термин обычно используется для описания пакета данных, передаваемого по сети без установления предварительной связи (connectionless).

Заголовок Заголовок Прикладные данные UDP или TCP или ТСР сегмент Рис. 6.5.

Протокол IP обрабатывает каждую как самостоятельный объ ект, не зависящий от других передаваемых Для не применимы виртуальные каналы или другие логические тракты передачи.

Модули IP производят передачу по направлению к получате лю на основании адреса, расположенного в заголовке Вы бор пути передачи датаграммы называется маршрутизацией.

В процессе обработки датаграммы протокол IP иногда вынужден выпол нять ее фрагментацию. Фрагментация бывает необходима, поскольку путь датаграммы от источника к получателю может пролегать через локальные и физические сети различной топологии и архитектуры, использующие различные размеры кадра. Например, кадр FDDI позволяет передавать датаграммы размером до 4470 октетов, в то время как сети Ethernet накладывают ограничение в 1500 октетов.

Заголовок IP датаграммы, позволяющий модулю протокола выполнить необходимую обработку данных, приведен на рис. 6.6.

www.books-shop.com Протокол IP Рис. 6.6. Заголовок Заголовок занимает как минимум 20 октетов управляющих данных. Поле Version определяет версию протокола и ее значение равно 4 (для IPv4).

Поле (Internet Header Length) указывает длину заголовка в 32 битных словах. При минимальной длине заголовка в 20 октетов значение IHL бу дет равно 5. Это поле также используется для определения смещения, на чиная с которого размещаются управляющие данные протоколов верхнего уровня (например, заголовок TCP). Поле Type of Service определяет требуемые характеристики обработки и может принимать сле дующие значения:

Биты Precedence. Относительная значимость датаграммы. Это поле может использоваться рядом сетей, при этом боль шее значение поля Precedence соответствует более при оритетному трафику (например, при перегрузке сети мо дуль передает только трафик со значением Precedence выше определенного порогового значения).

Бит 3 Delay. Задержка. Значение 0 соответствует нормальной задержке при обработке, значение 1 — низкому значению задержки.

Бит 4 Throughput. Скорость передачи. Значение 0 соответству ет нормальной скорости передачи, значение 1 — высокой скорости.

Бит 5 Reliability. Надежность. Значение 0 соответствует нор мальной надежности, значение 1 — высокой надежности.

Биты 6—7 Зарезервированы для последующего использования.

Поле Type of Service определяет обработку датаграммы при передаче через различные сети от источника к получателю. В большинстве случаев может оказаться невозможным удовлетворение сразу всех требований по www.books-shop.com 396 Глава 6. сети в системе UNIX обработке, предусмотренных полем Type of Service. Например, удовле творение требования низкого значения задержки, может сделать невоз можным повышение надежности передачи. Фактическое отображение па раметров Type of Service на процедуры обработки конкретной сети за висит от архитектуры этой сети. Примеры возможных отображений можно найти в RFC 795 "Service mappings".

Поле Total Length содержит общий размер в октетах. Размер поля (16 бит) ограничивает максимальный размер октетами.

Следующее 32 битное слово используется при фрагментации и последую щем реассемблировании датаграммы. Фрагментация необходима, напри мер, когда датаграмма отправляется из сети, позволяющей передачу паке тов, размер которых превышает максимальный размер пакета какой либо из сетей по пути следования датаграммы к получателю. В этом случае IP модуль, вынужденный передать "большую" датаграмму в сеть с малым раз мером кадра, должен разбить ее на несколько меньшего разме ра. Вообще говоря, модуль протокола должен обеспечивать возможность фрагментации исходной датаграммы на произвольное число частей (фрагментов), которые впоследствии могут быть полу чателем. Получатель фрагментов отличает фрагменты одной датаграммы от другой по полю Identification. Это поле устанавливается при форми ровании исходной датаграммы и должно быть уникальным для каждой па ры источник получатель на протяжении жизни датаграммы в сети. Поле Fragment указывает получателю на положение данного фрагмента в исходной датаграмме.

Поле Flags содержит следующие флаги:

Бит 0 Зарезервирован Бит 1 DF. Значение 0 позволяет фрагментировать датаграмму. Зна чение 1 запрещает фрагментацию. Если в последнем случае передача исходной датаграммы невозможна, модуль протоко ла просто уничтожает исходную датаграмму без уведомления Бит 2 MF. Значение 0 указывает, что данный фрагмент является по следним в исходной датаграмме (в исходной датаграмме зна чение равно 0). Значение 1 сообщает реассемблирующему модулю о том, что данный фрагмент исходной датаграммы не последний Для фрагментации датаграммы большого размера модуль протокола фор мирует две или более новых датаграмм и копирует содержимое заголовка исходной датаграммы в заголовки вновь созданных. Флаг MF устанавлива ется равным 1 для всех датаграмм, кроме последней, для которой значение этого флага копируется из исходной датаграммы. Данные разбиваются на www.books-shop.com IP необходимое число частей с сохранением 64 битной границы. Соответст вующим образом устанавливаются значения полей Total Length и Fragment Offset.

Получатель фрагментов, например хост, производит реассемблирование, объединяя с равными значениями четырех полей:

Identification, адрес источника (Source Address), адрес получателя (Destination Address) и Protocol. При этом положение фрагмента в объединенной определяется полем Fragment Следующее поле заголовка называется и определяет "время жизни" датаграммы в сети. Если значение этого поля становится равным 0, уничтожается. Каждый модуль протокола, обрабаты вающий датаграмму, уменьшает значение этого поля на число секунд, за траченных на обработку. Однако поскольку обработка датаграммы в боль шинстве случаев занимает гораздо меньшее время, a TTL все равно умень шается на 1, то фактически это поле определяет максимальное количество хопов (число промежуточных передач через шлюзы), которое датаграмма может совершить. Смысл этой функции — исключить возможность засо рения сети "заблудившимися" Поле Protocol определяет номер протокола верхнего уровня, которому предназначена датаграмма. Значения этого поля для различных протоко лов приведены в RFC 1700 "Assigned numbers", некоторые из них показаны в табл. 6.2.

Таблица 6.2. Некоторые номера протоколов Номер Протокол 1 Internet Control Message Protocol, 2 Internet Group Management Protocol, 4 Инкапсуляция IP в IP 6 Transmission Control Protocol, TCP 17 User Datagram Protocol, UDP 46 Resource Reservation Protocol, RSVP 75 Packet Video Protocol, PVP Завершает третье 32 битное слово заголовка его 16 битная контрольная сумма/поле Header Checksum.

Поля Source Address и Destination Address содержат соответственно адреса источника датаграммы и ее получателя. Это адреса сетевого уровня, или IP адреса, размер которых составляет 32 бита каждый.

Поле Options содержит различные опции протокола, а поле Padding слу жит для выравнивания заголовка до границы 32 битного слова.

www.books-shop.com 398 Глава 6. сети в операционной системе UNIX Адресация Каждый IP адрес можно представить состоящим из двух частей: адреса (или идентификатора) сети и адреса хоста в этой сети. Существует пять возможных форматов IP адреса, отличающихся по числу бит, которые от водятся на адрес сети и адрес хоста. Эти форматы определяют классы адре сов, получивших названия от А до D. Определить используемый формат адреса позволяют первые три бита, как это показано на рис. 6.7.

сеть хост Класс А 14 сеть хост Класс В 1 1 0 сеть хост Класс С ' 1 1 1 0 групповой адрес Класс D Рис. 6.7. Форматы IP адресов Взаимосвязанные сети (internet), должны обеспечивать общее адресное пространство. IP адрес каждого хоста этих сетей должен быть уникальным.

На практике это достигается с использованием иерархии, заложенной в базовый формат адреса. Некий центральный орган отвечает за назначение номеров сетей, следя за их уникальностью, в то время как администраторы отдельных сетей могут назначать номера хостов, также следя за уникаль ностью этих номеров в рамках собственной сети. В итоге — каждый хост получит уникальный адрес. В случае глобальной сети Internet уникаль ность адресов также должна выполняться глобально. За назначение адре сов сетей отвечает центральная организация IANA, имеющая региональ ные и национальные представительства. При предоставлении зарегистри рованного адреса сети вам гарантируется его уникальность.

Адреса класса А позволяют использовать 7 бит для адресации сети, ограни чивая таким образом количество сетей этого класса числом Этот фор Вообще то 7 бит позволяют адресовать 128 сетей, но адреса сетей 0 и 127 являются заре зервированными. Это же правило для адреса сети, состоящего из всех нулей или всех единиц (в двоичном виде), справедливо и для остальных классов.

www.books-shop.com IP мат адреса напоминает формат, используемый в предтече современной гло бальной сети Internet — сети В те времена мало кто мог предви деть столь бурное развитие этих технологий и число 126 не казалось малым.

Число уникальных сетей класса В значительно больше — поскольку адрес сети состоит из 14 бит. Однако сегодня и этого недостаточно — по этому адреса сетей этого класса больше не В настоящее время выделяются сети класса С. Сетей такого класса в Internet может быть не более 150. Но и это число сегодня нельзя на звать большим. При этом в каждой сети класса С может находиться не более 254 хостов.

Популярность локальных сетей в середине 80 х годов и стремительный рост числа пользователей Internet в последнее десятилетие привели к зна чительному "истощению" адресного пространства. Дело в том, что если ваша организация использует только четыре адреса сети класса С, то ос тальные 250 адресов "потеряны" для сообщества Internet и использоваться не могут. Для более эффективного распределения адресного пространства была предложена дополнительная иерархия IP адреса. Теперь адрес хоста может в свою очередь быть разделен на две части — адрес подсети (subnetwork) и адрес хоста в подсети.

Заметим, что подсети по прежнему являются отдельными сетями для про токола IP, требующими наличия маршрутизатора для передачи датаграмм из одной подсети в другую.

Для определения фактической границы между адресом подсети и хоста используется маска сети, представляющая собой 32 битное число, маски рующее единицами (в двоичном виде) номера сети и подсети и содержа щее нули в позициях номера хоста. Модуль протокола IP производит ло гическую операцию "И" между маской и конкретным адресом, и таким образом определяет, предназначена ли эта данному хосту (для модуля протокола хоста), или датаграмма адресована непосредственно подключенной подсети, или ее необходимо передать другому шлюзу для последующей доставки. Использование маски сети показано на рис. 6.8.

Если хост или шлюз "не знает", какую маску использовать, он формирует сообщение ADDRESS MASK REQUEST (запрос маски адреса) протокола ICMP и направляет его в сеть, ожидая сообщения ADDRESS MASK REPLY от соседнего шлюза.

Ряд IP адресов имеют специальное значение и не могут присваиваться се тевым элементам (хостам, шлюзам и т. д.). Эти значения приведены в табл. 6.3.

Конечно, в изолированной сети (или сетях), не имеющей выхода в глобальную Internet, вы вольны использовать адреса любого класса.

piracy@books-shop.com Глава 6. сети операционной системе UNIX Рис. 6.8. Подсети Таблица 6.3. Специальные IP адреса Адрес Пример Интерпретация Адрес: Адрес сети: 192.85.160. Маска: 255.255.255.240 Адрес подсети: Адрес хоста: Сеть:0, Хост:0 0.0.0.0 Данный хост в данной сети Сеть:0, Хост:Н 0.0.0.5 Определенный хост в данной сети (только для адреса источника) Сеть:1111...1 255.255.255.255 Групповой адрес всех хостов данной подсети 192.85.160.255 Групповой адрес всех хостов всех под сетей сети N 192.85.160.47 Групповой адрес всех хостов подсети S Подсеть :S сети N Хост:1111... 127 127.0.0.1 Адрес внутреннего логического хоста Протоколы транспортного уровня В соответствии с моделью DARPA, рассмотренной нами ранее, протоколы транспортного уровня работают исключительно на хостах, являющихся www.books-shop.com транспортного уровня точками обмена информацией — источниках или получателях датаграмм.

Поскольку основная функция шлюзов заключается в выборе пути и после дующей передаче которые непосредственно шлюзу не адресо ваны, протоколы этого уровня обычно не задействованы в шлюзах.

Два протокола этого уровня — TCP и UDP обеспечивают транспорт дан ных с заданными характеристиками между источником и получателем.

Поскольку на каждом хосте как правило существует несколько процессов получателей данных, протоколы этого уровня должны располагать необхо димой информацией для доставки данных требуемому протоколу уровня приложений.

Как было показано, каждый уровень протоколов DARPA имеет собствен ную систему адресации. Например, для уровня сетевого интерфейса (соответствующего физическому уровню и уровню канала данных модели OSI) в локальных сетях используется физический адрес интерфейса. Он представляет собой 48 битный адрес, как правило, записанный в память платы. Для отображения физического адреса в адрес протокола верхнего уровня (Internet) используется специальный протокол трансляции адреса Address Resolution Protocol (ARP).

Уровень Internet (или сетевой уровень модели OSI) в качестве адресов ис пользует уже рассмотренные нами IP адреса. Для адресации протокола верхнего уровня используется поле Protocol заголовка Протоколы транспортного уровня замыкают систему адресации DARPA.

Адреса, которые используются протоколами этого уровня и называются номерами портов (port number), служат для определения процесса (при ложения), выполняющегося на данном хосте, которому адресованы дан ные. Другими словами, для передачи сообщения от источника к получате лю требуется шесть адресов — по три с каждой стороны (физический ад рес адаптера, IP адрес и номер порта) — для однозначного определения пути. Номер порта адресует конкретный процесс (приложение) и содер жится в заголовке TCP или UDP пакета. IP адрес определяет сеть и хост, на котором выполняется процесс, и содержится в заголовке IP Адрес сетевого адаптера определяет расположение хоста в фи зической сети.

Номера портов занимают 16 бит и стандартизированы в соответствии с их назначением. Полный список стандартных номеров портов приведен в RFC 1700 "Assigned Numbers". Часть из них в качестве примера приведена в табл. 6.4.

Таблица 6.4. Некоторые стандартные номера портов Номер порта Название Назначение (протокол уровня приложений) 7 echo Echo 20 ftp data Передача данных по протоколу FTP 21 ftp Управляющие команды протокола FTP www.books-shop.com 402 Глава 6. сети в операционной системе UNIX Таблица 6.4 (продолжение) Номер порта Название Назначение (протокол уровня приложений) 23 telnet Удаленный доступ (Telnet) 25 Электронная почта (Simple Mail Transfer Protocol) 53 domain Сервер доменных имен (Domain Name Server) 67 bootps Сервер загрузки Bootstrap Protocol 68 bootpc Клиент загрузки Bootstrap Protocol 69 Передача файлов (Trivial File Transfer Protocol) 70 gopher Информационная система Gopher 80 World Wide Web (HyperText Transfer Protocol) 110 рорЗ Электронная почта (POP версии З) 119 nntp Телеконференции (Network News Transfer Protocol) 123 ntp Синхронизация системных часов (Network Time Protocol) Менеджмент/статистика (Simple Network Manage ment Protocol) Маршрутизационная информация (Border Gateway bgp Protocol) User Datagram Protocol (UDP) является протоколом транспортного уровня и, как следует из назва ния, обеспечивает логический коммуникационный канал между источни ком и получателем данных без предварительного установления связи.

Другими словами, сообщения, обрабатываемые протоколом не имеют друг к другу никакого отношения с точки зрения Для передачи датаграмм использует протокол IP и так же, как и последний, не обеспечивает надежности передачи. Поэтому приложения, использующие этот транс портный протокол, должны при необходимости самостоятельно обеспе чить надежность доставки, например, путем обмена подтверждениями и повторной передачей недоставленных сообщений.

Однако благодаря минимальной функциональности протокола UDP, пере дача данных с его использованием вносит гораздо меньшие накладные расходы по сравнению, скажем, с парным ему транспортным протоколом TCP. Размер заголовка UDP, показанного на рис. 6.9, составляет всего октетов.

Первые два поля, каждое из которых занимает по 2 октета, адресуют соот ветственно порты источника и получателя. Указание порта источника яв www.books-shop.com Протоколы транспортного уровня ляется необязательным и это поле может быть заполнено нулями. Поле Length содержит длину которая не может быть меньше 8 ок тетов. Поле Checksum используется для хранения контрольной суммы и используется только если протокол верхнего уровня требует этого. Если контрольная сумма не используется, это поле заполняется нулями. В про тивном случае она вычисляется по псевдозаголовку, содержащему IP адреса источника и получателя датаграммы и поле Protocol из IP заголовка. Вид псевдозаголовка представлен на рис. 6.10. То, что вычисление контроль ной суммы включает IP адреса, гарантирует, что полученная доставлена требуемому адресату. Заметим, что для протокола UDP значе ние поля Protocol равно 17.

Рис. 6.10. Псевдозаголовок UDP В качестве примеров протоколов уровня приложений, которые используют в качестве транспортного протокол UDP, можно привести:

Протокол взаимодействия с сервером доменных имен DNS, порт 53.

Протокол синхронизации времени Network Time Protocol, порт 123.

Протокол удаленной загрузки ВООТР, порты 67 и 68 для клиента и сервера соответственно.

www.books-shop.com 404 Глава 6. сети в системе UNIX Протокол удаленного копирования Trivial FTP порт 69.

Удаленный вызов процедур RPC, порт Для всех перечисленных протоколов и соответствующих им приложений предполагается, что в случае недоставки сообщения необходимые действия предпримет протокол верхнего уровня (приложение). Как правило, прило жения, использующие протокол UDP в качестве транспорта, обмениваются данными, имеющими статистический повторяющийся характер, когда поте ря одного сообщения не влияет на работу приложения в целом. Приложе ния, требующие гарантированной надежной доставки данных, используют более сложный протокол транспортного уровня, в значительной степени дополняющего функциональность протокола IP, — протокол TCP.

Transmisson Control Protocol (TCP) TCP является протоколом транспортного уровня, поддерживающим на дежную передачу потока данных с предварительным установлением связи между источником информации и ее получателем. На базе протокола TCP реализованы такие протоколы уровня приложений, как Telnet, FTP или HTTP.

Протокол TCP характеризуется следующими возможностями, делающими его привлекательным для приложений:

Перед фактической передачей данных необходимо установление свя зи, т. е. запрос на начало сеанса передачи данных источником и под тверждение получателем. После обмена данными сеанс передачи должен быть явно завершен.

Доставка информации является надежной, не допускающей дублиро вания или нарушения очередности получения данных.

Возможность управления потоком данных для избежания перепол нения и затора.

Доставка экстренных данных.

Эти возможности протокола позволяют протоколам верхнего уровня и, соответственно, приложениям, их реализующим, не заботиться о надежно сти, последовательности доставки и т. д. Таким образом, протоколы при ложений, использующие TCP, могут быть значительно упрощены. С дру гой стороны, это ведет к сложности самого транспортного протокола и, как следствие, к значительным накладным расходам при передаче данных.

TCP канал представляет собой двунаправленный поток данных между со ответствующими объектами обмена — источником и получателем. Данные могут передаваться в виде пакетов различной длины, называемых сегмен тами. Каждый TCP сегмент предваряется заголовком, за которым следуют www.books-shop.com Протоколы транспортного уровня данные, инкапсулирующие протоколы уровня приложения. Вид заголовка TCP сегмента представлен на рис.

Рис. 6.11. Формат Положение каждого сегмента в потоке фиксируется порядковым номером (Sequence Number), представленным соответствующим полем заголовка и обозначающим номер первого октета сегмента в потоке TCP. Порядковые номера также используются для подтверждения получения: каждый ТСР сегмент содержит номер подтверждения (Acknowledgement Number), со общающий отправителю количество полученных от него последовательных данных. Номер подтверждения определяется как номер первого непод твержденного октета в потоке.

И порядковый номер, и номер подтверждения занимают по 32 бита в за головке TCP сегмента, таким образом, их максимальное значение состав ляет 1), за которым следует 0. При установлении связи стороны до говариваются о начальных значениях порядковых номеров (Inintial Sequence Number, ISN) в каждом из направлений. Впоследствии первый октет переданных данных будет иметь номер (ISN+1).

Управление потоком осуществляется с помощью метода скользя щего окна (sliding window). Каждый TCP заголовок содержит также поле Window, которое указывает на количество данных, которое адресат готов принять, начиная с октета, указанного в поле Acknowledgement Number.

Заголовок TCP сегмента занимает как минимум 20 октетов. Помимо рас смотренных нами порядковых номеров и анонсируемого окна, он содер жит ряд других важных полей. Заголовок начинается с двух номеров пор тов, адресующих логические процессы на обоих концах виртуального ка нала. Далее следуют порядковый номер и номер подтверждения.

Поле смещения указывает начало данных сегмента. Это поле не обходимо, поскольку размер TCP заголовка имеет переменную величину.

www.books-shop.com Глава 6. сети в системе UNIX Значение этого поля измеряется в 32 битных словах. Таким образом, при минимальном размере заголовка поле будет равно 5.

Далее заголовок содержит шесть управляющих флагов Flags, каждый из которых занимает отведенный ему бит:

Указывает, что сегмент содержит экстренные данные, и поле Urgent pointer заголовка определяет их положение в сегменте.

Указывает, что заголовок содержит подтверждение полученных дан ных В поле Acknowledgement Number.

PSH Указывает, что данные должны быть переданы немедленно, не ожидая заполнения сегмента максимального раз мера.

Указывает на необходимость уничтожения канала.

SYN Указывает, что сегмент представляет собой управляющее сообще ние, являющееся частью "тройного рукопожатия" для синхронизации порядковых номеров при создании канала.

Указывает, что сторона прекращает передачу данных и желает за крыть виртуальный канал.

Поле контрольной суммы Checksum используется для защиты от ошибок.

Контрольная сумма вычисляется на основании псевдозаго ловка, содержащего, в частности IP адреса источника и получателя, а так же номер протокола. Цель включения в контрольную сумму части заго ловка IP та же, что и для протокола UDP — дополнительно защитить дан ные от получения не тем адресатом.

Поле Urgent Pointer позволяет указать расположение экстренных дан ных внутри сегмента. Это поле используется при установленном флаге URG и содержит порядковый номер октета, следующего за экстренными дан ными.

В конце заголовка располагается поле Options переменной длины, кото рое может содержать различные опции, например, максимальный размер сегмента (MSS). Это поле дополняется нулями (Padding) для того, чтобы заголовок всегда заканчивался на границе 32 бит.

Состояния TCP сеанса Как уже говорилось, передача данных с использованием протокола TCP предусматривает предварительное установление связи, или создание логи ческого TCP канала. Эта предварительная фаза призвана усилить надеж ность протокола. В процессе этой фазы определяется начало TCP потоков в обоих направлениях, их характеристики (например, максимальный раз мер окна), в это же время могут быть обнаружены "полуразрушенные" TCP каналы прошлых сеансов передачи, некорректно закрытые, напри www.books-shop.com Протоколы транспортного уровня мер, ввиду аварийного останова одной из сторон. Стороны выбирают про извольные начальные порядковые номера потоков, чтобы уменьшить ве роятность обработки сегментов, принадлежащих "старым" Начальная фаза сеанса передачи получила название "тройное рукопожа тие" (three way handshake), которое достаточно точно отражает процесс обмена служебными сегментами между сторонами. Этот процесс является — одна из сторон, называемая клиентом, инициирует на чало сеанса, посылая другой стороне — серверу сегмент Как правило этот сегмент является числом служебным, т. е. не содержит полезных дан ных, его заголовок определяет номер порта и начальный порядковый но мер потока клиент сервер. Если сервер готов принять данные от клиента, он создает логический канал (размещая соответствующие структуры дан ных) и отправляет клиенту сегмент с установленным начальным порядко вым номером потока сервер клиент и флагами SYN и АСК, подтверждаю щий получение сегмента SYN и выражающего готовность сервера к полу чению данных. Наконец, и это третье рукопожатие, клиент отвечает сег ментом с установленным флагом АСК, подтверждающим получение ответа от сервера и тем самым завершающим фазу создания TCP канала. Процесс установления связи в TCP сеансе представлен на рис.

После этого обе стороны начинают передачу TCP сегментов, каждый из которых содержит подтверждение полученных данных и новое значение окна. Начиная с подтвержденного октета, источник может передать, не дожидаясь количество данных, определенных значением окна. Если отправитель не получает подтверждения на посланные данные в течение определенного промежутка времени, он полагает, что данные утеряны, и их передача повторяется, начиная с последнего подтвержден ного октета. Поскольку надежность передачи гарантируется протоколом, для данных приложения, переданных, но не подтвержденных, протокол хранит копию, которая уничтожается после получения подтверждения или вновь передается при отсутствии такового. Получение дублированных данных также подтверждается, хотя сами данные уничтожаются, поскольку дублирование могло быть вызвано неполучением подтверждения. Если од на из сторон получает неупорядоченные данные, они, как правило, сохра няются до получения недостающих последовательных сегментов. Разуме ется, получение таких неупорядоченных данных не подтверждается, по В условиях модули TCP хранят последние использованные порядковые номера.

Поэтому при создании нового канала (сеанса) модуль выбирает следующее из ад ресного пространство порядковых номеров (которое составляет При скорости 2 Мбит/с потребуется 4,5 часа для передачи данных, адресуемых этими номерами (поряд ковыми и подтверждений). Это время на несколько порядков превышает время жизни ТСР сегмента в сети, по умолчанию составляет 2 секунды. Это гарантирует, что новые номера не "догонят" номера старых сегментов. Даже при скорости 100 Мбит/с полный цикл использования порядковых номеров составляет чуть больше 5 минут.

Сегмент SYN имеет установленный флаг SYN в заголовке — отсюда и его название.

www.books-shop.com Глава 6. сети в операционной системе UNIX скольку подтверждение отправляется только на полученный непрерывный последовательный поток октетов.

Рис. 6.12. Установ ление связи, переда ча данных и заверше ние TCP сеанса Завершение сеанса в TCP происходит в несколько этапов. Любая из сто рон может завершить передачу данных, отправив сегмент с установленным флагом FIN (рис. 6.12). Получение такого сегмента подтверждается другой стороной и эквивалентно достижению конца файла при его чтении. Одна ко другая сторона может продолжать передавать данные, также впоследст вии завершив передачу сегментом FIN. Подтверждение этого сегмента полностью разрушает канал и завершает сеанс. Для того чтобы гарантиро вать синхронизацию завершения сеанса, сторона, отправившая подтвер ждение на последний сегмент FIN, должна поддерживать сеанс достаточно долго, чтобы иметь возможность вновь подтвердить повторные сегменты FIN данного сеанса в случае, когда подтверждение не было получено дру гой стороной.

www.books-shop.com Протоколы транспортного уровня На рис. также проиллюстрированы состояния коммуникационных уз лов TCP канала.

Как видно из рисунка, начальное состояние узла (сервера или клиента) — состояние CLOSED. Готовность сервера к обработке инициирующих запро сов от клиента определяется переходом его в состояние LISTEN. С этого момента сервер может принимать и обрабатывать инициирующие сеанс сег менты SYN. При отправлении такого сегмента клиент переходит в состояние SYN SENT и ожидает ответного запроса от сервера. Сервер при получении сегмента также отправляет сегмент SYN с подтверждением АСК и переходит в состояние SYN RECEIVED. Подтверждение от клиента завершает "рукопожатие" и сеанс переходит в состояние ESTABLISHED. После завер шения обмена данными одна из сторон (например, клиент) отправляет сег мент FIN, переходя при этом в состояние Приняв этот сегмент другая сторона (например, сервер) отправляет подтверждение АСК и перехо дит в состояние CLOSE WAIT, при этом канал становится симплексным — передача данных возможна только в направлении от сервера к клиенту. Ко гда клиент получает подтверждение он переходит в состояние FIN WAIT 2, в котором находится до получения сегмента FIN. После подтверждения по лучения этого сегмента канал окончательно разрушается.

Расшифровка состояний приведена в табл. 6.5.

Таблица 6.5. Состояния TCP сеанса LISTEN Готовность узла к получению запроса на соединение от лю бого удаленного узла.

SYN SENT Ожидание ответного запроса на соединение.

SYN RECEIVED Ожидание подтверждения получения ответного запроса на соединение.

ESTABLISHED Состояние канала, при котором возможен дуплексный обмен данными между клиентом и сервером.

CLOSE WAIT Ожидание запроса на окончание связи от локального про цесса, использующего данный коммуникационный узел.

LAST ACK Ожидание подтверждения запроса на окончание связи, от правленного удаленному узлу. Предварительно от удаленно го узла уже был получен запрос на окончание связи и канал стал симплексным.

FIN WAIT 1 Ожидание подтверждения запроса на окончание связи, от правленного удаленному узлу (инициирующий запрос, канал переходит в симплексный режим).

FIN WAIT 2 Ожидание запроса на окончание связи от удаленного узла CLOSING Ожидание подтверждения от удаленного узла на запрос окончания связи.

piracy@books-shop.com 4/0 Глава 6. в операционной системе UNIX Таблица 6.5 (продолжение) TIME WAIT Таймаут перед окончательным разрушением канала, доста точный для того, чтобы удаленный узел получил подтвержде ние своего запроса окончания связи. Величина тайм аута составляет 2 MSL (Maximum Segment CLOSED Фиктивное состояние, при котором коммуникационный узел и канал фактически не существуют.

Для обеспечения правильной обработки данных для каждого логического TCP канала хранится полная информация о его состоянии, различных таймерах и о текущих порядковых номерах переданных и принятых окте тов. Это необходимо, например, для корректной обработки служебных сегментов SYN и Передача данных После создания виртуального канала взаимодействующие процессы полу чают возможность обмениваться данными в дуплексном режиме.

Хотя фактически передача данных осуществляется в виде сегментов, ее логический вид представляет собой последовательный поток октетов, каж дый из которых адресуется порядковым номером. Каждый сегмент хранит в заголовке порядковый номер первого октета данных. Данные буферизи руются обоими коммуникационными узлами TCP канала. Как правило, модуль TCP самостоятельно принимает решение, когда именно сформиро вать сегмент для отправки и когда передать полученные данные процессу адресату.

В случае, когда требуется немедленная передача данных, без ожидания за полнения сегмента определенного размера, протокол верхнего уровня (приложение) устанавливает флаг PSH, который указывает модулю TCP на необходимость немедленной доставки данных, находящихся в очереди на отправление. Это может потребоваться, например, при передаче пользова тельского ввода при удаленном доступе (протокол Telnet).

Как уже говорилось, протокол TCP обеспечивает надежный последова тельный виртуальный канал передачи данных между приложениями.

Значение MSL, рекомендованное в RFC 793 "Transmission Control Protocol", составляет 2 минуты. Однако в реальных системах типичными значениями MSL являются 30 секунд, 1 или 2 минуты.

Эта информация представлена соответствующими структурами данных, называемыми ТСВ (Transmission Control Block). Как правило, коммуникационный узел, представляющий се тевой интерфейс для взаимодействующих процессов, хранит указатель на эти управляю щие данные. Более подробно архитектура сетевых интерфейсов UNIX описана в следую щих разделах.

www.books-shop.com транспортного уровня скольку нижележащий сетевой протокол IP является по определению не надежным, а среда передачи вносит дополнительные ошибки, переданные данные могут быть утеряны, продублированы или испорчены, при этом порядок их доставки может быть нарушен. В случае ошибочности полу ченного сегмента модуль TCP узнает об этом, проверив контрольную сум му. Другие ошибки являются более сложными, и TCP должен обеспечить их определение и исправление.

Рассмотренные выше порядковый номер и номер подтверждения играют ключевую роль в обеспечении надежности доставки. По существу поряд ковый номер адресует каждый октет логического потока данных между источником и получателем, позволяя последнему определить правильность доставки (порядок доставки и потерю отдельных октетов). TCP является протоколом с позитивным подтверждением и повторной передачей (Positive Acknowledgement and Retransmission, PAR). Это означает, что если данные доставлены без ошибок, получатель подтверждает это сегментом АСК. Если отправитель не получает подтверждения в течение некоторого времени, он повторно посылает данные. В любом случае отсутствует нега тивное подтверждение (NAK).

В качестве примера рассмотрим передачу данных между двумя хостами сети А и В, проиллюстрированную на рис. 6.13. Для простоты предполо жим симплексную передачу большого количества данных от хоста А к В.

Начиная с хост А посылает хосту В 200 октетов. Первый послан ный сегмент доставлен без ошибок и подтвержден хостом В (АСК=301). Следующий сегмент передан с ошибкой и не доставлен полу чателю. Таким образом, хост А не получает подтверждения на второй сег мент и повторно посылает его после определенного В конеч ном итоге все данные, переданные хостом А будут получены и подтвер ждены хостом В.

Говоря об управлении потоком данных, следует отметить, что TCP пред ставляет собой протокол со скользящим окном. Окно определяет объем данных, который может быть послан (send window — окно передачи) или получен (receive window — окно приема) TCP модулем. Размеры окон фактически отражают состояние буферов приема коммуникационных уз лов. Так окно приема свидетельствует о количестве данных, которое при нимающая сторона готова получить, а окно передачи определяет количе ство данных, которое отправителю позволяется послать, не ожидая под тверждения о получении. Несомненно, между этими двумя параметрами существует связь — окно передачи одного узла отражает состояние буфе На самом деле ситуация, скорее всего, окажется более печальной, поскольку хост А про должит отправку последующих сегментов в пределах окна отправки, не дожидаясь под тверждений. Не получив подтверждения на второй сегмент, хост А по вынужден будет повторно передать все сегменты, начиная со второго. Более подробно мы рассмот рим этот аспект в разделе "Стратегии реализации TCP" далее в этой главе.

www.books-shop.com Глава 6. в операционной системе UNIX ров другого (его окно приема) и наоборот. Принимающая сторона имеет возможность изменять окно передачи отправителя помощью подтвер ждения или явного обновления значения окна в поле Window заголовка передаваемого сегмента), и, таким образом, регулировать трафик.

Рис. 6.13. Повторная передача Интерпретация отправителем окна передачи показана на рис. 6.14. Размер окна передачи отправителя в данном случае покрывает с 4 по 8 байт. Это означает, что отправитель получил подтверждения на все байты, включая 3, а получатель анонсировал размер окна равным 5 байтам. Это также оз начает, что отправитель может еще передать 2 байта (7 и 8). По мере под тверждения получения данных окно будет смещаться вправо, открывая новые "горизонты" для передачи. Однако окно может изменять свои раз меры, при этом имеет значение, смещение какого края окна (правого или левого) приводит к изменению размера.

Окно закрывается по мере смещения левого края вправо. Это проис ходит при отправлении данных.

Окно открывается по мере смещения правого края вправо. Это про исходит в соответствии с освобождением буфера приема получателя данных.

www.books-shop.com Протоколы транспортного уровня Окно сжимается, когда правый край смещается влево. Хотя такое поведение не рекомендуется, модуль TCP должен быть готов к обра ботке этой ситуации.

Если левый край окна достигает правого, размер окна становится равным нулю, что запрещает дальнейшую передачу данных.

Рис. 6.14. Окно передачи TCP Суммируя вышесказанное, можно отметить, что размер окна, сообщаемый получателем данных отправителю, является предлагаемым окном (offered window), которое в случае равно размеру свободного места в буфере приема. При получении этого значения отправитель данных вы числяет фактическое, доступное для окно (usable window), ко торое равно предлагаемому за вычетом объема отправленных, но не под твержденных данных. Таким образом, доступное для использования, или просто доступное, окно меньше или равно предлагаемому. Неэффективная стратегия подтверждений может привести к чрезвычайно малым значени ям доступного окна и, как следствие, к низкой производительности пере дачи данных. Это явление, известное под названием синдром "глупого окна" (Silly Window Syndrome, SWS), будет рассмотрено ниже.

Стратегии реализации TCP Рассмотренный стандарт протокола TCP определяет взаимодействие между удаленными объектами, достаточное для обеспечения совместимых реали заций. Другими словами, модуль протокола, в точности следующий спе цификации стандарта, является гарантированно совместимым с модулями TCP, разработанными другими производителями. Тем не менее ряд во просов функционирования протокола остается за рамками стандарта и допускает различные реализации, в конечном итоге влияющие не на со вместимость, а на производительность приложений, использующих этот протокол. В данном разделе мы рассмотрим различные подходы к реали зации TCP, направленные на повышение его производительности.

www.books-shop.com Глава 6. в операционной системе UNIX Синдром "глупого окна" Механизм подтверждения получения данных является ключевым в прото коле TCP. Стандарт указывает, что подтверждение должно быть передано без задержки, но не определяет конкретно, насколько быстро данные должны быть подтверждены, и объем подтверждаемых данных. К сожале нию, корректная с точки зрения спецификации протокола, но неопти мальная реализация стратегии подтверждения приводит к неудовлетвори тельной работе механизма управления потоком данных (оконного меха низма), что приводит к синдрому "глупого окна" (SWS).

Для иллюстрации этого явления рассмотрим передачу файла большого размера между двумя приложениями, использующими протокол TCP. До пустим, что модуль протокола осуществляет передачу сегментами, размер которых составляет 200 октетов. В начале передачи предлагаемое окно от правителя — 1000 октетов. Он полностью использует этот кредит, послав пять сегментов по 200 октетов каждый. После обработки первого получен ного сегмента адресат отправляет подтверждение (сегмент которое также содержит обновленное значение предлагаемого окна. Предположим, что адресат передал полученные данные приложению, и таким образом его буфер приема вновь содержит 1000 байтов свободного места. Поэтому об новленное значение окна будет также равным 1000 октетов. Эта ситуация показана на рис. 6.15.

При получении подтверждения отправитель вычисляет доступное окно.

Поскольку получение 800 октетов данных еще не подтверждено, значение доступного окна получается равным 200.

Pages:     | 1 |   ...   | 4 | 5 || 7 | 8 |



© 2011 www.dissers.ru - «Бесплатная электронная библиотека»

Материалы этого сайта размещены для ознакомления, все права принадлежат их авторам.
Если Вы не согласны с тем, что Ваш материал размещён на этом сайте, пожалуйста, напишите нам, мы в течении 1-2 рабочих дней удалим его.