Разделение функций на уровне ядра ОС преследует прежде всего цели повышения эффективности системы и используется на мультимикропроцессорных комплексах. Такие комплексы могут служить мощной инструментальной системой или, например, работать в качестве главных ЭВМ в рассмотренной выше многомашинной схеме.

Интерфейс ядра ИНМОС с системными и прикладными программами, оформленный в виде системных вызовов, является основой мобильности как самой ИНМОС, так и ПО, разрабатываемого на ее основе. Поэтому для сохранения программной совместимости при модификации ядра необходимо сохранить неизменными все системные вызовы.

В качестве объекта выделения в ядре ИНМОС была выбрана файловая система, поскольку расходы на ее работу составляют существенную часть времени работы программ (на типовых применениях 15-20%).

Исходя из критериев информационной прочности и минимизации обмена информацией с другим процессором, целесообразно выделить на специализированный файловый процессор следующие функции ядра:

функции, выполняющие непосредственно ввод-вывод с накопителем на магнитном диске, к ним относятся драйвер устройства и программы буферизации;

функции занятия и освобождения блоков на диске, поддержки списка свободных блоков;

программы преобразования имен файлов в индексные дескрипторы файлов.

Из-за большого объема обмена информацией между файловой системой и другими функциями ядра и пользовательскими программами связь файлового и основного процессоров организуется через двухвходовую оперативную память или высокоскоростную шину межпроцессорного обмена. При наличии двухвходовой памяти алгоритмы взаимодействия процессоров выглядят следующим образом.

В общей области оперативной памяти отводится место для таблицы, в которой хранится очередь запросов, и место для записи результатов выполнения запросов.

Шаги работы основного и файлового процессоров:

1. Вместо вызовов функций, выделенных на фай 1. По каждому прерыловый процессор, в ядре ОС ставятся вызовы прог ванию от таймера анали рамм, записывающих запрос на выполнение соответствующей функции в очередь и переводящих про цесс, выдавший запрос, в состояние ожидания

2. По прерываниям от таймера проверяется нали чие выполненных запросов и соответствующие про цессы выводятся из состояния ожидания

3. При выходе из состояния ожидания возобновляется выполнение программы, поставившей запрос в очередь. Она считывает результат, пересылает его процессу и затем освобождает общую оперативную память и элемент таблицы запросов

4. По завершении исполнения запроса его результат записывается в общую область памяти, в соответствующий элемент таблицы запросов выставляется признак завершения обработки запроса и опять анализируется очередь запросов. Переход к шагу 1.

Для исключения периодических непроизводительных просмотров очереди запросов и лишнего ожидания процессов данную схему можно дополнить организацией передачи управляющей информации между процессорами по какому-либо быстрому устройству обмена. С его помощью файловому процессору сообщается о наличии запроса, а основному - о выполнении запроса.