I/O管理

执行I/O的三种技术

	无中断	使用中断
通过处理器实现I/O和内存间的传送	程序控制I/O	中断驱动I/O
I/O和内存间直接传送		直接存储器访问/通道

程序控制：进入忙等待，即CPU不断试探状态寄存器，查看设备是否可以使用。设备空闲后先读入CPU的寄存器，再把CPU寄存器中的内容放入内存，如scanf/printf。CPU干预频率很频繁，需要不断轮询检查。CPU和I/O设备只能串行工作。按字存取数据。
中断驱动：（若I/O指令非阻塞，处理器继续执行其后续指令，若阻塞则操作系统将其设为阻塞态并调度其他进程，这里讨论后者）CPU中断后不进行轮检而是中断，当目标设备设备完成后向CPU发出中断信号，CPU检测到后就回去执行。（每个指令周期结束后都会检查一次中断）数据同样需要存到CPU寄存器后再存到内存或I/O设备。每次只能读/写一个字
DMA：是操作系统必须支持的主要数据传送方式，使得处理可以不再参与I/O处理，主要用于块设备。数据传送单位是块。

I/O模块的发展实际上就是将CPU逐步从I/O任务中解脱出来，为其设立了单独的处理器/指令集/局部存储器，即DMA。DMA可以模拟处理器，并有系统总线的控制权。
- 请求读或写操作的信号通过在处理器和DMA模块之间使用读写控制线发送。
- 相关的IO设备地址，通过数据线传送。
- DMA获得存储器的读或者写的起始地址，在数据线上传送，并由DMA保存其地址寄存器中。
- 读或者写的数据长度（字数），由DMA保存在其数据计数寄存器DC中。
以上是CPU的工作，之后就交给DMA了。DMA要完成的：
- 直接从存储器中或向存储器中逐字传送整块数据。（读入时是以字为单位，只是传送给I/O是整块进行，每次如果读写多个块只能是连续的多个块，并且存放内存后也需要是连续的，如果要不连续的块，需要CPU重新给指令，这就是缺点，离散数据块会导致多条CPU指令）
- 传送结束后向CPU发送中断信号。
通道控制方式：根据DMA改进的，为了解决读取不连续块的问题

通道作为一种硬件，需要和CPU共享主机内存，可以识别一系列通道指令，CPU可以一次性写入通道一堆信息，每次读写一组数据块。DMA传输单位是块。
DMA的配置
- （a）中DMA模块充当代理处理器，使用程序控制I/O通过DMA模块在存储器和I/O模块之间交换数据。
- （c）是对（b）概念的拓展。将DMA与处理器/内存共享的系统总线仅用于DMA与内存交换数据以及与处理器交换控制信号，DMA与I/O模块之间的数据交换是脱离系统总线的。
为了满足通用性（隐藏大部分I/O设备低层例程中的细节），需要考虑I/O功能的逻辑结构。

用户进程⬅➡逻辑I/O（通信架构）⬅➡设备I/O⬅➡调度和控制⬅➡硬件（逻辑外部设备/通信端口）
- 逻辑I/O：不关系底层细节，允许用户进程根据设备标识符及打开，关闭，读写等简单命令与设备打交道。负责接收和识别CPU的各种命令。
- 设备I/O：请求的操作和数据转换为适当的I/O指令序列，通道命令和控制器命令（缓冲技术）
- 调度和控制：处理中断，收集报告I/O状态，与设备真正打交道。
缓冲区：存储区域（一般利用内存）。CPU把要输出的快速放入缓冲区
缓冲机制
- 无缓冲：死锁（策略：参与I/O操作的用户存储空间必须立即锁定于内存中，即使在排队）/效率低/影响交换策略（数据块传送期间，相应的虚拟地址必须保留在内存中，否则数据可能丢失。如果使用分页机制，至少需要将目标地址单元的页锁定在内存中。）（DMA算是无缓冲？）
- 单缓冲：一个I/O请求分配一个位于内存中的系统部分的缓冲区（默认一个缓冲区大小就是一个块）
  - 当缓冲区数据非空时不能写入数据，只能传出，缓冲区为空时才可以写入数据（I/O设备只能以字节为单位传输），但必须充满后才能从缓冲区将数据传出。
  - 时间：max{C,T}+M。C和M只能串行执行，C和T可以并行
  - 面向流的I/O单缓冲能以传送一行（输入时用户进程挂起，输出时则同样将一行输出放在缓冲区，但不需要挂起）或每次传送一个字节的方式使用。
- 双缓冲/缓冲交换
  - max(C+M,T)：C和M串行，和T并行。可确保进程不需要等待I/O。
  - 面向流时用户进程不需要为了输入输出挂起，除非进程运行速度超过了双缓冲速度。
- 环形缓冲/循环缓冲
  - 将多个大小相等的缓冲区链接成一个循环队列，in指针指向下一个可充入的缓冲区，out/move指向下一个可输出的缓冲区。
- 缓冲池：系统中公用的缓冲区。
  
  (7条消息) 缓冲池(buffer pool)，这次彻底懂了！！！_58沈剑的博客-CSDN博客

磁盘调度

为了读写，磁头必须定位于指定的磁道和该磁道中指定扇区的开始处
- 排队延迟：发出I/O请求后需要在一个队列中等待该设备可用（RPS技术：多转一圈）
- 寻道时间 seek time ：磁头定位到磁道的时间，很难减少。Ts：平均寻道时间（<10ms)
- 旋转延迟 rotational delay ：磁头到达扇区开始位置的时间。
- 存取时间 access time ：寻道时间和旋转延迟的总和。
- 传送时间：磁头通过下面旋转的扇区，开始执行读操作或写操作，传输所需的时间。
Ta=Ts+12r+brNT_a = T_s + \frac{1}{2r} +\frac{b}{rN} Ta=Ts+2r1+rNb

r：旋转速度（转/秒，故1/r是磁盘转一圈的时间）N：一个磁道中的字节数；b：要传送的字节数；RPM是Revolutions Per Minute的缩写，即一分钟转的圈数
时序比较：假设文件尽可能紧凑地保存，即占据了5个相邻磁道所有扇区（5*500=2500个）
- 读第一个磁道时间：平均寻道4ms + 旋转延迟4ms（r=8ms）+读500个扇区（8ms）=16ms
- 假设现在可以不需要寻道时间读取其他磁道，则总时间16+12*4=64ms
- 如果是随机访问一个扇区需要：4ms+4ms+0.016ms=8.016ms，总时间8.016*1500=20040ms
说明：磁盘读取扇区顺序对I/O性能影响非常大！
磁盘调度策略：现在假设磁盘有200个磁道，被请求的磁道按照磁盘调度程序接收顺序分别为55、58、39、18、90、160、150、38、184（从磁道100处开始）

仅基于队列或请求者的属性：
- 先进先出FIFO：先来先处理，公平，适合请求大多是访问簇聚的文件扇区，不适合大量进程时。
- 优先级PRI：通常较短的批作业和交互作业的优先级高，而较长计算时间的长作业的优先级较低，可以迅速处理大量短作业，提供比较好的交互响应时间；长作业可能不得不等待过长的时间（饥饿）；可能会导致部分用户采用对抗手段：把作业分成小块。对于数据库系统这类策略往往导致性能较差。
- 后进先出LIFO：提高局部吞吐量，可能饥饿。
如果调度程序直到当前轨道位置，可以采用以下基于请求项的调度：
- 最短服务时间优先SSTF（Short Service Time First）：总是选择导致最小寻道时间的请求，并不能保证平均寻道时间最小，但是优于FIFO。用随机算法解决距离相等的情况。
- 电梯/扫描算法SCAN：磁头臂仅沿1个方向移动，途中满足未完成的所有请求，直到到达这个方向上的最后一个磁道，或该方向上没有别的请求为止，接着反转服务方向反方向扫描。
  
  对最近横跨过的区域不公平（局部性不如SSTF和LIFO）—— C-SCAN；偏爱请求接近最靠里或靠外的磁道的作业，且偏爱最近的作业 —— N-step-SCAN
- 循环SCAN C-SCAN：扫描限定在一个方向上，因此当访问到最后一个磁道时，磁头臂返回到磁盘相反方向磁道的末端，并再次开始扫描。减少了新请求的最大延迟：对于SCAN，如果从最里面的磁道扫描到最外面的磁道的期望时间为t，则这个外设的扇区期望服务间隔为2t。而对于C-SCAN，间隔约为t+s，其中s为最大寻道时间。
- N-step-SCAN和FSCAN：
  - 磁头臂的粘性：SSTF、SCAN和C-SCAN的磁头臂可能在很长一段时间内不会移动。例如，如果一个或多个进程对一个磁道有较高的访问速度，那么它们可通过重复地请求这个磁道以垄断整个设备。
  - 解决方案：将磁盘请求队列分成段，一次只有一段被完全处理
  - N-step-SCAN策略：把磁盘请求队列分成长度为N的的几个子队列，每次用SCAN处理一个子队列。在处理某个队列时，新请求必须添加到其他某个队列中。如果在扫描的最后剩下的请求数小于N，则它们全都将在下一次扫描处理。
  - FSCAN：一种使用两个子队列的策略。扫描开始时，所有请求都在一个队列中，另一个队列为空。在扫描过程中所有新到的请求都被放入另一个队列中。对新请求的服务延迟到处理完所有老请求之后。
独立磁盘冗余阵列RAID
磁盘高速缓存cache memory：比内存小且比内存快的存储器，位于内存和处理器之间（利用局部性原理）

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