持久化

物理存储

• 希望更大、更多的数据能 “留下来” (并且被操作系统有效地管理起来)
• 持久存储器本质上就是一个巨大的 bit/byte array，允许按照 block 读写

磁存储

• 磁带 1 D
  • 价格低廉，容量较高，存在机械部件并且存在丢失风险可靠性一般
  • 勉强顺序读写，但是几乎不支持随机读写
  • 主要用于冷数据的存档和备份
• 
• 
  • 价格低容量高，较高数据读写性能，勉强随机读写
• 软盘
  • 价格低，容量一般，可靠性低
  • 顺序读写随机读写都很慢

坑存储

• 光盘：在反射平面上挖出粗糙的坑
  • 激光扫过表面，就能读出坑的信息来
  • 一种只读的存储介质
  • 成本极低（批量生产），容量可靠性较好
  • 顺序读取性能一般，随机读取很差
  • 主要用于数据分发，逐渐被高速网络替代

电存储

• 去除机械部件，降低延迟
• 价格低，容量极高，可靠性高，顺序读取极快，随机读取极快
• 缺点：读写寿命差
• 

• 主控负责将数据均匀的写入到不同的块

  • Page (读取的最小单位, e.g., 4KB)
  • Block (擦除和写入的最小单位, e.g., 4MB)
  • 写时拷贝

• NAND 闪存技术

  • 写入之前从事需要先擦除一大块内存，产生磨损和较大的时间代价
  • 
• FLT 负责接收逻辑块上的读写请求，并将其转化为底层物理块和物理页上的低级读取、擦除和编程命令。
  • 使用直接（固定）映射效率较低，并且存在磨损寿命问题
  • 日志模式：保存一个映射表存储系统中逻辑块对应的物理地址。提升了性能（避免每次写入都擦除将随机写入转化为顺序写入），并且提供了磨损均衡的功能

文件管理

• 数据项：文件系统中最低级数据组织形式：
  • 基本数据项：描述一个对象的某种属性的一个值（数据中最小逻辑单位）
  • 组合数据项：多个基本数据项组成
• 记录：相关数据项的集合，描述对象在某方面的属性
• 文件：具有文件名的一组相关元素的集合。即有名字的对象，是一个字节序列
  • 文件有一个 offset 指针，指向访问的位置（就不需要进程自己维护进度）
  • read 和 write 都会自动维护 offset，lseek 则可以直接修改 offset 的位置
  • open 一个文件时创建一个新的 offset
  • 所有命令（cat 等）均是基于这一系列机制和系统调用来实现的
• 文件描述符：指向操作系统对象的指针（操作系统对象的访问都需要指针）
• 文件是以硬盘为载体存储在计算机上的信息集合

• 文件系统用于实现对文件的维护管理

• 文件控制块：操作系统通过文件控制块 FCB来维护文件元数据

  • FCB 的有序集合就是文件目录，一个 FCB 就是一个文件目录项（也可以被视为文件-目录文件）
  • 存储文件的基本信息（文件名、物理位置）；基本控制信息（存取权限）；使用信息（上次修改时间）
• 目录结构：由于检索时可能不需要 FCB 完整信息，可以将文件名与文件描述信息分离，将文件描述信息单独为索引节点，文件目录中的每个目录项进包括文件名和索引节点号（这样就减少了单个条目的大小）

文件的基本操作

• 创建文件：为新文件分配外存空间；在目录中创建目录项
• 删除文件：根据文件名查找目录，删除对应的目录项和文件控制块然后回收文件占用的存储空间
• 读写文件：先根据文件名查找目录，找到指定文件的目录项后从中得到文件在外存中的地址，之后利用目录项中的指针进行读写操作
• 访问类型：读、写、执行（装入内存执行）、追加（append）、删除、列表清单（元数据）

• 访问控制

  • 根据用户身份进行控制，对用户进行分类：拥有者、组内其他成员、其他
  • 3（用户类型）*4（读、写、删除、执行）位表示

• 打开文件：

  • 多次读写一个文件时总需要检索目录，为了减少重复操作，系统维护一个包含所有打开文件信息的表（打开文件表）
  • open 打开文件后将目录项从外存复制到内存的打开文件表，并向用户返回文件描述符
  • 用户再次打开时可以直接用文件描述符从打开文件表获取信息（即只有初次打开才使用文件名）
  • close 后从打开文件表移除
• 多进程文件
  • 多个进程可以同时打开文件，使用两级表来表示：
    • 系统表：包含与进程无关的信息，如文件在磁盘上的位置、大小等
    • 进程表：进程对文件的使用信息，如读写指针等
  • 一个进程 open 时，在进程表中增加了一个条目，指向系统表的对应条目
  • 系统表会维护打开计数器，文件不再（计数器为 0）使用时自动从系统表删除
  • 

文件结构

逻辑结构

• 无结构文件：由字符串流组成（流式文件），通过读写指针以字节的形式进行访问（只能穷举搜索），源程序、可执行文件等都是。

• 有结构文件：由一个以上的记录构成

  • 定长记录：文件中所有记录长度都相同，检索较快（随机访问）
  • 变长记录：长度不一定相同，只能顺序访问，较慢

• 顺序文件

  • 文件中的记录按顺序排序，读写效率较高，但是查找、修改较慢
  • 串结构：记录之间的顺序取决于插入顺序，只能顺序查找
  • 顺序结构：按关键字排列，可以折半查找
• 索引文件
  • 解决变长记录顺序文件不能随机访问的问题
  • 索引表包含指向记录的指针和记录长度，索引表本身是一个定长记录的顺序文件
• 索引顺序文件
  • 每个索引指向的项为一组记录，通过索引找到组之后再顺序查找
  • 最佳划分 \(\sqrt{ n }\) 个索引，每个组 \(\sqrt{ n }\) 个条目，平均查找次数 \(\sqrt{ n }\)
  • 即分块查找
• 直接文件/散列文件

物理结构

• 连续分配

  • 每个文件在磁盘上占用连续的块
  • 支持顺序访问、直接访问
  • 速度较快，磁头移动距离少
  • 产生外部碎片，无法满足动态增长需求，不适合对文件进行增删

• 链接分配

  • 消除了外部碎片，提高利用率
  • 便于动态增长即管理
  • 隐式分配
    • 用链表来表示，每个盘块有指向下一个盘块的指针
    • 问题：只支持顺序访问、存在稳定性问题（一个块损坏）
    • 可以按簇（多个连续块一组）进行分配，可以加速查找并且减少指针，但是会增加内部碎片
  • 显示链接
    • 用链接表表示块之间的链接关系，即文件分配表 FAT
    • 每个表项存储盘块号和下一块的地址
    • 用-1 表示最后一块，-2 表示空闲
    • 支持顺序访问（FAT 不大，可以加入内存，处理很快）减少了磁盘访问次数
    • 

• 索引分配

  • 单级索引
    • 将每个文件的盘块号放在一起，访问时调入内存，而不需要将整个 FAT 放在内存
    • 索引也作为一个块在磁盘上
    • 问题时索引块占用空间，文件很大时还需要很多索引块链接
    • 
  • 多级索引
    • 处理索引块太多时的问题
    • 问题：需要加载很多索引块，IO 开销较大
  • 混合索引
    • 兼顾大中小文件，假设一个块 \(4KB\)
    • 对于小文件直接将每个盘块地址直接放入 FCB，直接寻址访问；比如设置 10 个直接地址（最多有 10 个块）即支持 \(40KB\)
    • 对于中型文件使用单级索引，在 FCB 指向索引表，一次间址 (一个索引块里 1024 个盘块)，即同时使用支持 \(4MB+40KB\)
    • 对于大文件使用多级索引，如同时使用到三级，就支持 \(4TB+4GB+4MB+40KB\)
    • 

目录

• FCB 作为文件目录项

• 目录提供了文件名到文件的映射（按名存取）

• 单级目录：线性目录表，通过遍历查找，并且不允许重名

• 两级目录：分为主文件目录（记录用户名和相应的用户目录文件的位置）和用户目录（用户所有文件的 FCB）多用户之间可以存在同名文件。但是还不够灵活
• 树形目录：提高目录的检索速度和文件系统的性能，通过文件路径名来访问文件，系统中每一个文件都有唯一的路径（大多操作系统现在都是使用树形目录）。为了避免反复查询，可以添加一个当前工作目录，使用相对路径进行访问（但是非初次访问还是使用文件描述符）
  • 层次结构清晰，便于分类管理，但是查询相对较慢，并且有较多磁盘 IO

• 无环图目录：在树形目录的基础上加上一些指向同一节点的有向边，得到一个 DAG，可以更方便的共享目录、文件。

  • 在想要删除节点时同样可以使用访问计数来管理

• 文件共享：多个用户共享一个文件时，系统中只需保留该文件的一个副本

  • 硬链接：基于索引节点，两个用户的文件目录指向相同的共享文件的索引节点指针
    • 
  • 软链接：利用符号链实现文件共享，创建一个 LINK 类型的新文件，指向要共享的文件（类似于快捷方式）操作系统遇到 LINK 文件后会重定位使用其中记录的路径去查询文件 F
    • 
    • 当文件所有者删除一个文件之后，其他用户通过 LINK 进行访问就会出错
• 目录的查询方式：线性法、查询法

文件系统

• 如何构建文件系统？

  • 信息具有局限性：在一个树状目录中逻辑相关的数据存放在相近的目录
  • 对于"非数据"文件：unix 中一切都是文件都在'/'中；windows 中一个驱动器一个文件树

• 

• 文件系统布局

  • 文件系统在磁盘中的结构：磁盘每个分区有一个独立的文件系统
    • 主引导记录 MBR：位于磁盘 0 号扇区，MBR 包含主引导程序和分区表（给出每个分区的起始和结束地址），通过 MBR 来确认活动分区，并读入对应的引导块
    • 引导块：MBR 执行引导块中的程序之后负责启动该分区中的操作系统
    • 超级块：包含文件系统的所有关键信息，在计算机启动时加入内存，包含：分区快的数目、大小、空闲快、空闲 FCB 等
    • 
  • 文件系统在内存中的结构：用于管理文件系统并通过缓存来提高性能
    • 安装表：安装的文件系统的分区的相关信息
    • 目录结构和缓存：包含最近访问的目录信息
    • 整个系统代开文件表
    • 每个进程打开文件表记文件描述符（句柄）

• 外存空闲空间的管理

  • 一个磁盘可以进行分区（卷），每个分区包含目录区FCB和文件区；多个磁盘也可以通过 RAID 组成一个分区
  • 存储设备管理实际上就是对外存中的空闲块进行组织和管理
  • 空闲表法：
    • 属于连续分配方式，类似于内存的动态分区分配，每个文件分配一段连续的存储空间
    • 每个空闲区对应一个空闲表项：包含序号、起始块号和数目
    • 分配上也可以使用首次、最佳适应等短发
    • 回收时同样考虑进行区间合并
    • 具有较高的分配速度
  • 空闲链表法：
    • 把所有空闲盘区组织为一个空闲链
    • 空闲盘块链：一盘块为单位拉成一条链；用户请求时从开始位置选取一定数目空闲狂进行分配；释放时将盘块插入到末尾；效率较低（单位太小了）
    • 空闲盘区链：将空闲盘区拉成链（每个盘区包含若干相邻的盘块），类似于动态分区分配，效率相对较高但是比较复杂
  • 位示图法：
    • 用二进制每一位表示磁盘中盘块的使用情况
    • 如 m 个 n 位数表示 \(m\times n\) 个盘块的使用情况
  • 成组链接法：
    • 更适用于大型文件系统
    • 将空闲盘块分组，如 100 个一组，每组第一个盘块记录下一组的数目和空闲盘块号，即由各组的第一块连接成一条链
    • 
    • 分配：移动指针进行分配，移动到栈底时切换到下一个分组继续分配
    • 回收：将回收的盘块号放入栈顶并移动指针，已满时创建新栈

• 虚拟文件系统

  • 屏蔽差异，为用户提供统一接口
  • 
• 文件系统挂载
  • 文件系统在使用之前需要先进行挂载（之后能在统一的文件系统树中进行访问，这就是目录树的拼接）
  • 挂载到目录之后就可以通过目录访问设备上的文件
  • 可以将不同的文件系统挂在到一棵文件系统树上
  • 使用：超级块对象；索引节点对象；目录项对象；文件对象；
  • 挂载镜像（虚拟磁盘），会自动创建一个新设备（loopback 设备），与镜像内容绑定

文件系统的实现

• 除了文件具体数据内容外，文件系统还需要存储文件的元数据信息，通常存储在 inode 结构中，专门存储在文件系统的一块固定区域。此外还需要位图（bit 表示块是否空闲），使用位图记录 inode 和数据区是否空闲。最后还需要超级快来存储一些文件系统相关的信息，如文件系统的组织形式等。
• 

• inode 描述的是单个文件或目录的元数据，而超级块描述的是整个文件系统的全局元数据

• 文件组织：inode（索引节点）

  • 
  • 对于较小的文件可以直接在 inode 中存储一个或多个指针分别指向属于该文件的磁盘块，对于较大文件使用多级索引
• 读取操作：不涉及块的分配，不需要使用 bitmap
  • 首先获取根目录的 inode 然后递归遍历到所需的 inode，加载到内存并分配文件描述符
  • 程序通过文件描述符来访问文件
  • 不再使用时文件描述符被释放

• 写入操作：设计空闲块的分配，涉及到对 bitmap、inode 和 data 的读写

• 大多数文件系统会使用系统内存来缓存来减少对文件的 IO 操作，通过批处理加速/避免不必要的操作

FAT 文件系统

• 物理存储设备带来的问题：本身并不能真正的随机读取，每次读取写入的都是一个固定大小的块或页
  • 问题：读写放大，被迫读写连续的一块数据
  • 解决方式：局部性+缓存
• 目录中一般只有十几个文件并且以小文件为主
• 文件的实现：链表表示文件所用的块
  • 
  • 集中存储（next 数组）性能更好，通过集中存放多份解决安全性问题
• 目录的实现也是普通文件，操作系统根据文件内容对目录解读，使用一个线性表（数组）进行存储
• 快速格式化=FAT 表丢失，但是数据还在
• 适合小文件存储，大文件的随机访问性能较差

ext/unix 文件系统

• 为大小文件区分，小文件使用数组，大文件使用平衡树
• 

快速文件系统 FSS

• 性能优化：尽可能多顺序存储，在存储文件时也要注意存储布局，避免过于碎片化。
• FSS 通过优化磁盘访问模式和减少磁盘寻道时间来提高文件系统的性能。如 FSS 会将文件的数据块尽量连续地存储在磁盘上，以减少磁盘头的移动次数。
• FSS 通过更有效的空间分配策略来提高磁盘空间的利用率。例如，使用较小的块大小来减少内部碎片，并通过延迟分配和灵活的 inode 管理来优化空间使用。

• 此外还提升了可靠性、一致性（日志机制、冗余机制）、扩展性、灵活性等

• 引入柱面组，每个柱面分别存储 inode、data 等信息而不是集中存储（这样同一文件的 inode 和 data 就位于同一个柱面）。这样 inode 和 data 直接交替访问（这是很常见的）就不需要移动很远的距离，可以提高访问的局部性和效率

• 新目录优先分配到空闲空间较大的 inode，同一目录下的文件尽可能分配在同一柱面，同一文件更是，由此提高局部性
• 大文件会占据整个块组，妨碍了随后的“相关”文件放置在该块组内，因此可能破坏文件访问的局部性。
  • 只要平衡块的大小（大文件每个部分占据块的比例）就仍然能保证大部分时间用于有效传输的较高效率
  • 

日志文件系统 LFS

• 瓶颈主要在于写入性能

• 写入磁盘时，LFS 首先将所有更新缓冲在内存段中。当段已满时，它会在一次长时间的顺序传输中写入磁盘，并传输到磁盘的未使用部分。LFS 总是写入磁盘的未使用部分，然后通过清理回 收旧空间，而不是在原来的位置覆盖文件。

• 顺序写入：不仅仅是 data，需要将所有更新（包含 inode）等全部连续顺序地写入到磁盘

  • LFS 会跟踪内存中的更新，收到足够数量（足够大的连续段）的更新时，会立即将它们写入磁盘，从而确保有效使用磁盘
  • 

• LFS 中的 inode 不再连续分布

  • 使用 inode 映射：在 inode 之间引入间接层：imap 以 inode 号作为输入并生成最新版本的 inode 的磁盘地址。每次 inode 写入磁盘是，imap 都会进行更新。
  • imap 放置在其他信息的位置旁边（inode 旁边）
    • 
  • 磁盘上有一个固定的位置，检查点区域 CR 包含了指向 imap 的指针，其定期更新（如 30 s）构成 CR-imap-inode-data 的层次结构
  • imap 记录了每个 inode 号到其在磁盘上的最新位置的映射。每次 inode 被修改后，其新位置会被记录在日志中，imap 也会随之更新，指向最新的 inode 位置。当文件系统需要访问某个 inode 时，会首先通过 imap 找到 inode 的位置。（这也避免修改目录时，一个文件该表造成递归全部需要修改，imap 的地址不变就阻断了这种现象）imap 是可以修改的

• 垃圾清理：由于总是追加写入，磁盘中存在很多已经失效的磁盘碎片

  • LFS 清理程序按段工作，从而为后续写入清理出大块空间：FS 清理程序定期读入许多旧的（部分使用的）段，确定哪些块在这些段中存在，然后写出一组新的段，只包含其中活着的块，从而释放旧块用于写入。
  • LFS 为描述每个块的每个段添加一些额外信息：包括其 inode 号（它属于哪个文件）及其偏移量，通过段摘要块找到对应的块并进行对比，从而判断是否是已经过时的“垃圾块”
  • 更好的方法：当文件被截断或删除时，LFS 会增加其版本号，并在 imap 中记录新版本号。通过在磁盘上的段中记录版本号，LFS 可以简单地通过将磁盘版本号与 imap 中的版本号进行比较，跳过上述较长的检查，从而避免额外的读取

可靠存储

• 临时失效：断电
• 部分失效：ECC 纠错失效
• 永久失效：物理损坏等

RAID 可靠磁盘

• 把多个磁盘虚拟成一块非常可靠并性能极高的虚拟磁盘
• 从虚拟块号到磁盘物理块号的映射
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• 大文件访问涉及多个块可以充分利用不同磁盘同时读取带来的加速
• 小问价只涉及单独的块，无法利用 RAID 带来的性能上的提升
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可靠文件系统

• 一次写入可能分为多个步骤，如修改 FAT 块、修改数据块等，此时发生断电就会出现问题。即对磁盘的操作不是一个原子操作。
  • 三个写入：inode、bitmap、data

• 尤其是磁盘是延迟写入的，高速操作系统已经写入时并不一定完成了物理写入，存在崩溃一致性问题

• FSCK：根据磁盘上已有的信息，恢复出 “最可能” 的数据结构，一种文件检查系统

• 文件系统的检查方法比基于日志的检查方法慢得多（日志大小小的多）
• 假设如下一个追加数据的写入场景
  • 
  • 
  • 涉及到对 inode、bitmap 和 data 的写入，如果写入部分完成时发生崩溃，就会出现问题（比如 inode 说已经完成了但是 data 实际上没有写入，或者 bitmap 没有被更新导致之后的覆盖问题）
  • 由此崩溃就导致了不一致的问题，我们希望将文件系统保证从一个一致状态转移到另一个一致状态，这就是崩溃一致性问题

• 文件系统检查：fask 就用于在出现故障之后重新启动时查找不一致并进行修复

  • 检查超级块、空闲块、inode 状态等进行检查识别可疑的问题并进行修复。
  • 由于需要扫描整个磁盘，十分耗时。

• 磁盘的三种操作：

  • bwrite、bread：为了性能优化，没有顺序保证，并且由于缓存也不一定真正存进了磁盘
  • bflush：等待已写入的数据落盘（真正存储到了磁盘）
• 预写日志检查
  • 使用 appendonly 的方式记录所有历史操作
  • 通过重新执行所有操作得到数据结构的当前状态
  • 很容易实现崩溃的一致性
  • 结合数据结构（文件系统的直观表示）和日志系统就能实现崩溃一致性。高效读写+可靠机制。
  • 
  • TxBE 表示事务的开始和结束，中间存储的是具体要进行的操作
  • 由于缓存机制，磁盘可能不会按顺序写入事务的各个部分（比如 TxE 完成但是 Db 没有正确写入，这就会造成问题）。因此分两步发出事务写入：首先将除了 TxE 之外的块写入，完成之后再发出 TxE 的写入
  • 日志写入：将事务的内容（包括 TxB、元数据和数据）写入日志，等待这些写入完成。
  • 日志提交：将事务提交块（包括 TxE）写入日志，等待写完成，事务被认为已提交
  • 加检查点：将更新内容（元数据和数据）写入其最终的磁盘位置。
  • 释放日志：由此可以循环利用日志空间

• 使用日志从崩溃中恢复

  • 如果事务还没有提交：跳过待执行的更新，重新进行操作
  • 事务已经提交：扫描日志，根据日志检查已经完成的事务，事务被重放，文件系统再次尝试将事务中的块写入它们最终的磁盘位置。即通过日志恢复已经提交的事务

• 优化

• 元数据日志：避免重复写入两次数据，对于数据部分直接先写入到目标位置，仅在日志中记录元数据
  • 在日志中存储要写入数据的完整信息的称为完整数据日志
  • 
• 批处理：多次系统调用合并为一个事务，减少日志记录的大小和频率
• 校验和，用校验和验证日志的完整性，这就不再标记事务开始（TxBegin）和事务结束（TxEnd）。

IO

IO 设备

• IO 设备就是一个能与 CPU 交换数据的接口/控制器

  • 使用几组约定好功能的线，通过握手信号从线上（寄存器中）读出/写入数据
  • 可以给设备寄存器赋予内存地址，使得 CPU 可以直接使用指令和设备交换数据
  • 
  • 状态寄存器用于读取并查看设备的当前状态
  • 命令寄存器用于通知设备执行某个任务
  • 数据寄存器用于传给设备或从设备接受数据
  • 通常的工作流程：查看状态寄存器等待就绪状态；下发数据到数据寄存器；将命令写入命令寄存器；设备开始执行命令；操作系统检查设备等待并判断设备是否执行完成命令（或者使用中断方式以及 DMA）

• 设备分类：

  • 独占设备：同一时刻只能由一个进程占用的设备，如低速设备（打印机）
  • 共享设备：同一时间段之内允许多个进程同时访问（并不是同时访问）
  • 虚拟设备：如 SPOOLing 技术将独占设备转化为共享设备，一个物理设别转化为多个逻辑设备

• 为了让计算机可以不只连接到固定的设备，引入特殊的 IO 设备：总线

  • 提供设备的虚拟化：注册、转发
  • 把收到的地址 (总线地址) 和数据转发到相应的设备上，这样 CPU 只需要直连这一个设备就可以了
  • CPU 只负责和总线交互，总线负责将数据传递给 io 设备进行地址映射等任务
  • 通过总线简化了设备的管理，实现了管理更多不同的 IO 设备
  • 

• 中断控制器

  • 负责收集各个设备产生的中断，并选择发送给 CPU（根据优先级等）
  • 以及完成对设备的应答
• DMA
  • 负责进行数据的拷贝，解放 CPU 算力
  • 位移的功能就是 memorycopy

• GPU

  • 专门画图的"CPU"做大量重复简单工作

• 设备交互方式

  • 通过特定的特权指令与设备进行交互
  • 通过内存映射 IO 的方式进行交互

设备驱动程序

• 把系统调用 “翻译” 成与设备能听懂的数据

IO 层次结构

以下是 I/O 层次结构及每一层特点和功能的表格：

层次	特点	功能
用户层（User Level）	- 用户层是程序和操作系统的接口。 - 用户应用程序通过系统调用请求 I/O 操作。	- 提供易于使用的 I/O 操作接口，例如文件读写、网络通信等。 - 将用户的 I/O 请求传递给操作系统内核。
系统调用层（System Call Interface）	- 是用户层和操作系统内核之间的桥梁。 - 提供一组标准的系统调用，用于执行各种 I/O 操作。	- 接收来自用户层的 I/O 请求并进行验证。 - 将经过验证的请求传递给内核进行处理。
设备无关软件层（Device-Independent Software）	- 提供与具体硬件设备无关的 I/O 操作。 - 处理设备独立的 I/O 管理任务。	- 缓冲区管理：实现数据的临时存储和传输，减小 I/O 操作对 CPU 的影响。 - 缓存管理：提高 I/O 操作的效率，通过缓存减少对设备的直接访问。 - 设备分配：管理系统中可用的设备资源，处理设备的分配和释放。（逻辑设备与物理设备的映射） - 错误处理：处理 I/O 操作中的错误，确保系统稳定性。
设备驱动层（Device Drivers）	- 是操作系统内核的一部分，专门负责与具体硬件设备的交互。 - 每种设备都有相应的设备驱动程序。	- 将设备无关的软件层的 I/O 请求转换为设备特定的操作。 - 与硬件设备进行通信，控制设备的操作。 - 处理设备的中断请求，确保 I/O 操作的正确完成。
中断处理层（Interrupt Handlers）	- 负责处理来自硬件设备的中断信号。 - 在硬件设备完成某个 I/O 操作时，触发中断处理。	- 保存当前 CPU 的状态，确保中断处理后系统能继续正常运行。 - 执行相应的中断处理程序，响应设备的请求。 - 恢复 CPU 状态，返回到中断前的执行状态。
硬件层（Hardware Level）	- 包含所有的物理 I/O 设备，如磁盘驱动器、网络接口卡、显示器等。 - 直接与设备驱动层进行交互。	- 执行具体的 I/O 操作，例如数据的读写、数据传输等。 - 通过中断机制通知操作系统 I/O 操作的完成情况。

设备无关软件

• 负责执行所有设备的公有操作

高速缓冲

• 利用内存来暂存磁盘中的信息，逻辑上属于磁盘，物理上属于内存
• 缓冲区同时只支持单向数据流
  • 
• 单缓冲：每当用户发出一个 io 请求，就分配一个缓冲区（一个块）设备现将数据传送到缓冲区在传送到工作区
  • 
  • T 和 C 可以并行，处理每块数据的平均时间 \(Max(C,T)+M\)
• 双缓冲: 设备输入时可以交替使用两个缓冲区
  • 
  • T 与 C、M 都可以并行 \(Max(T,C+M)\)
• 循环缓冲：
  • 包含许多大小相等的缓冲区，in 指向第一个可以输入数据（缓存）的块；out 指向第一个可以提取数据（进行运算）的块
  • 
• 缓冲池：管理多个缓冲区
  • 将缓冲区划分为：空缓冲队列；输入队列；输出队列
  • 收容输入数据的工作缓冲区 hin：从空缓冲区队列取下缓冲区作为收容输入的工作缓冲区，装满数据后挂到输入队列的队尾
  • 提取输入数据的工作缓冲区 sin：从输入队列队首取得缓冲区，作为提取输入工作缓冲区，使用数据后将缓冲区归还到空队列
  • 收容输出数据的工作缓冲区 hout
  • 提取输出数据的工作缓冲区 sout

设备分配与回收

• 根据用户的 IO 请求分配所需的设备，尽可能让设备忙碌，又要避免造成进程死锁
• 设备控制表 DCT：每个设备一张，表项为控制器的属性（如设备类型、标识符、状态、指针等）
• 控制器控制表 COCT：每个设备控制器一张，每个控制器由一个通道控制，有指针指向
• 通道控制表 CHCT：每个通道一张表，一个通道可以为多个控制器服务，可以通过表项查询

• 系统控制表 SDT：整个系统一张，记录所有已链接到系统的物理设备的情况

• 设备分配算法：FCFS（FIFO）；最高优先级优先

• 设备分配的基本过程：
  • 查找 SDT，寻找目标设备的 DCT，若忙则将进程 PCB 挂载到设备等待队列；否则分配设备
  • 分配控制器，根据 DCT 找到 COCT 同样若忙则加入控制器等待队列；否则分配
  • 分配通道；
  • 只有设备、控制器、通道全部被正确分配才算分配成功
• 为了实现设备的独立性，使用逻辑设备名替代物理名，通过配置逻辑设备表 LUT 实现转换（逻辑设备名、物理设备名、驱动程序入口）；也可以为用户也配备 LUT 表项指向系统的 LUT

SPOOLing 技术

• 假脱机技术，将独占设备改造成共享设备
• 通过将数据暂存到中间存储介质（如磁盘或内存）中，使得计算机系统可以同时处理多个输入输出任务，从而提高系统的效率和性能。
  • 需要输入时直接从磁盘读取
  • 需要输出时也是先将数据存储到磁盘
• 
• 输入输出井：模拟脱机输入输出的磁盘，用于收容数据
• 输入缓冲区和输出缓冲区：用于在内存暂存数据
• 输入输出进程：输入进程将用户数据从输入设备到缓冲区在存储在输入井，CPU 需要时再取出；输出进程将用户的数据从内存传输到输出井，等设备空闲时再交给设备

• 井管理程序：控制作业与磁盘之间的信息交互

• 提高速度：将低速 IO 操作转化为对磁盘缓冲区中数据的操作；将独占设备改造为了共享设备；实现了虚拟设备功能