操作系统——外设

谁践踏了优雅 2024-03-31 13:10 50阅读 0赞

**一、I/O与显示器**

**CPU 通过 out 指令 将内容发送到终端设备：显示器**

**1.让外设工作起来：****CPU 给相应的硬件的控制器或者寄存器发出相应的指令**

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**对外设使用：**

*  **对控制器（对应端口）发指令：out xxx，al**
 *  **外设工作完毕，向CPU发中断处理信号**
 *  **文件视图（文件接口）：OS给用户提供简单视图，方便用户使用**

**形成文件视图（即统一文件接口）-----> CPU发出 out 指令 -----> 形成中断处理！！！！**

**2.一段操纵外设的程序**

**（1）不论什么外部设备都是open，read，write，close**

**OS为用户提供统一接口**

**（2）不同设备对应不同设备文件**

**根据设备文件找到控制器的地址、内容格式等**

**3.文件视图**

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**无论用什么外设，都从文件接口开始**

**4.printf(" Host Name : %s " , name)**

（**1）先创建缓存buf，将格式化输出写入其中，然后再****write（1，buf）：int 0x80，sys\_write**

*  **write（1，buf）中的1：dev / tty0 （终端设备）对应iNode**

![dc1e4e55e4ad49acb35affcdffe9b2d8.png][]

>  *   **write（1，buf）中的1从哪里来：从PCB来**
>     
>      *  **PCB创建：fork创建时copy\_process来的（从父进程copy来的）**
>      *  **父进程（shell进程）：系统初始化时打开 dev / tty0 文件**
>      *  **故1从哪里来：shell进程（dev / tty0 ）-----> PCB -----> write(1,buf)**
>  *  **inode：file的目的是得到iNode，显示器信息就在这里**
>     
>      *  **iNode = file ---> f\_iNode**
>  *  **iNode：存放文件信息（设备文件：哪些设备，什么类型设备）**

**open系统调用过程：****open( "dev / tty0 ")**

![3f0e20e8fb9648fc8e17770511fe9c62.png][]

>  *  **open( "dev / tty0 ") 产生write(1,buf)中的1**
>  *  **open( "dev / tty0 ")核心：把dev / tty0 这个设备文件所对应的信息写到iNode上(读进dev/tty0信息)**
>  *  **write(1,buf)中的1是找到dev/tty0对应的iNode**

（2）继续 sys\_write：判断设备是块设备还是字符设备（iNode）

几号设备（iNode里面）

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（3）假设是字符设备：转到 rw\_char ：根据几号设备**（设备表：crw\_table）**做相应处理

![ebe4fddca0a849c98e39b7d6b61162a0.png][]

（4）假设是4号设备L在 crw\_table 中找到 4 号设备对应操作 rw\_ttyx

（5）转到 rw\_ttyx：判断终端设备是写还是读**（终端设备：键盘读、显示器写）**

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（6）假设显示器写操作：tty\_write **// 实现输出的核心函数**

**tty\_write 写入队列，若队列满，sleep**

**写在显示器前是先写入缓冲设备**

**缓冲设备是平衡CPU和设备运行速度不平衡**

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**（7）调用函数 con\_write ，从缓冲区提取信息到显卡**

**何时调用中断处理程序：显存 con\_write 发现设备工作完（即写完设备）**

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**（8）tty\_write 在结构体 tty\_struct中**

**tty\_struct 中有 con\_write**

![f0d4be145de343b48bdea53ef3e24530.png][]

**con\_write 真正写显示器：out（和内存独立编址）xxxx，al**

**move（和内存统一编址）xxxx，al**

**5. printf的整个过程：文件视图**

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>  **系统调用（write）：**
> 
>  *  **在系统初始化时，shell进程初始化，进行open(" dev/tty0 ")：把 dev/tty0 这个设备文件所对应设备信息写入iNode**
>  *  **而write(1,buf)中的1 就是找到shell进程中对应设备信息的iNode**

**二、键盘**

**对于OS：敲了键盘就中断（int 0x21）**

**1.中断处理函数（keyboard\_interrupt）**

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![e439f524e67143258e5ae9880ffe4ef1.png][]

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![9dc25564ca0a4eb6948939b236409268.png][]

![94f51de8b3c24edb96ca4e7422030d45.png][]

**put\_queue将ASCII码放到 tty\_queue （缓冲队列）**

*  **CPU从 tty\_queue 中读入写的信息：con.read\_ q函数**

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**回显：**

*  **将字符放入 write\_queue 中，用 con\_write 写到显示器**

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**键盘处理、显示器处理！！！！**

![ccea059e075b40c2a495a9150e978bf8.png][]

**三、生磁盘的使用**

**磁盘的访问单位是 扇区**

**扇区的大小：512字节**

**读/写磁盘：找到磁道（磁头）---->旋转磁盘找到扇区（磁盘控制器）寻道 ---->旋转 ---->数据传输**

![d3c690a517e94df395acf72da4bfdacf.png][]

**1.通过盘快好读写磁盘（一层抽象）**

![70a4702cc5c24cbfafe0bc9140b6d44b.png][]

*   **磁盘访问时间 = 队列时间+写入控制器时间 + 寻道时间(浪费时间最多) + 旋转时间 + 传输时间(可以忽略)**
 *  **如何编址？ block相邻的盘块可以快速读出（放在相同盘块）**
    
     *  **7号扇区放在0号扇区下面**

![ea73fdaf11cb42c0875cace0f14d93b3.png][]

**OS的目的：使用户使用硬件简单、高效**

![2ba14170795e499abbc6d62adb51dad0.png][]

**S = block % Sectors**

![9a10f914908c4827a3f2f875df80ce5d.png][]

*  **盘块：连续几个扇区变成盘块（盘块是磁盘读写基本单位，空间换时间）**
 *  **Linux0.11 的盘块为2个扇区**

**2.多个进程通过队列使用磁盘（第二层抽象）**

![cee25036790d4f1da2003116e7491545.png][]

**（1）FCFS磁盘调度算法：**

*  **最直观、最公平的调度**

![6a033ec51c724621b14578f76cc4544f.png][]

**（2）SSTF（短寻道优先）：****磁头总在中间处理（存在饥饿）**

*  **总是选择最小寻找时间并不能保证平均寻找时间最小，比 FCFS 算法性能更好**

![c04eff4b948942d58d2badfdfbb806b8.png][]

**（3）SCAN磁盘调度：**

*  **SSTF + 中途不回折：每个请求都有处理机会**
 *  **SCAN 算法对最近扫描过的区域不公平，因此，它在访问局部性方面不如 FCFS 算法和 SSTF 算法好**

![720be9488aba40b59d1b8ce85da201bd.png][]

**（4）C - SCAN（电梯算法）：**

*  **SCAN + 直接移动到另一端：两端请求都能很快处理**

![3703f0263aa4430d873ec261b99e9ec9.png][]

> **多个进程使用生磁盘过程：**
> 
>  *  **进程“得到盘快号”，算出对应起始位置的扇区号（sector）**
>  *  **用扇区号make\_req，用电梯算法add\_request（形成队列）**
>  *  **进程sleep\_on**
>  *  **磁盘中断处理**
>  *  **do\_hd\_request 是算出cyl、head、sectors**
>  *  **hd\_out调用outp（……）完成端口写**
> 
> ![cd8b87f7d0a342cc8b64a021b20eae8b.png][]

**四、从生磁盘到文件（磁盘使用的第三层抽象）**

**文件：建立字符流到盘块集合的映射关系，这个映射关系对航层用户透明**

*  **用户发出请求 ----> OS根据映射关系找到相应盘块（解释） ----> OS发出读/写请求 ----> 放入电梯队列 ----> 磁盘驱动从电梯队列中取出请求，并解释出cyl，head，sec**

**1.连续结构来实现文件（不适合动态增长）**

*  6号盘块：0~99字符
 *  7号盘块：100~199字符

![ca6506066d3c4de89b9cef7e826c734b.png][]

**映射表中存放：test.c 的 FCB（文件控制块）**

![7edaa9ac75fb498ea7051aef82f1a60f.png][]

**2.链式结构（列表）（适合动态增长，存取慢）**

**映射表：test.c 的 FCB**

![5dfe96c7e8814a83b74f149df774e4a6.png][]

例： FAT 文件系统，它没有 inode，每个 block 中存储着下一个 block 的编号

![b9d3e7bf98ac404abc1d57def6bcac7d.png][]

**3.索引结构：连续结构和链式结构的折中**

*  test.c 的 FCB
 *  索引块19中存放的是 test.c 中所有字符对应的盘块号（iNode）
 *  **实际系统是多级索引**

![f7061b8061db41b09050ec195dfeded5.png][]

例： Ext2 文件系统，当要读取一个文件的内容时，先在 inode 中查找文件内容所在的所有 block，然后把所有 block 的内容读出来

![62360cb0e53744e29bae862bb4e4696c.png][]

![83fd56667a294314a2e3f0f6c52aa025.png][]

**五、文件使用的磁盘实现**

![fd0e7ff9a73b4d0a8e54a7f3fe29b42d.png][]

**1.用户发出将200~212字符删去（file\_write）**

**file\_write(inode,file,buf,count)**

*  **file中有一个读写指针，是开始地址（200），fseek（从文件开始第多少个偏移）就是修改读写指针，再加上count（12），就锁定200~212字符**
 *  **根据iNode找到盘块号（一个盘块号2个字节；一个盘块2个扇区1024字节=1K）**
 *  **用盘块号、buf等形成request放入电梯队列**

![62601df0ebe8469ba1d39b263a6a6409.png][]

**2.create\_block**

*  **调用\_bmap(m\_inode,\*inode,int block,int create)**

**block：\[0~6\]：直接数据块**

**block：if(block<512)：一级间接索引**

![d8198448191d4fac90feb9c7e9f18939.png][]

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**六、目录与文件系统**

**1.目录树：最常用文件系统**

**文件经 K 次划分后，每个集合中的文件数为 O(logkN)**

**目录：**

*  **表示一个文件集合**
 *  **建立一个目录时，会分配一个 inode 与至少一个 block，block 记录的内容是目录下所有文件的 inode 编号以及文件名**
 *  **可以看到文件的 inode 本身不记录文件名，文件名记录在目录中，因此新增文件、删除文件、更改文件名这些操作与目录的写权限有关**
 *  **如果突然断电，那么文件系统会发生错误，例如断电前只修改了 block bitmap，而还没有将数据真正写入 block 中。**
 *  **ext3/ext4 文件系统引入了日志功能，可以利用日志来修复文件系统**

**2.用“my/data/a”定位文件a**

![b268c8f72f604a97ab35ddc973db735d.png][]

![82256cf2bdc94592b969410d4935379f.png][]

![34ab071a8c8b46f7afbb96921949ed59.png][]

![d94e87f6bbcb4c34b9f63cd729b71517.png][]

**3.目录配置**

**为了使不同 Linux 发行版本的目录结构保持一致性，Filesystem Hierarchy Standard (FHS) 规定了 Linux 的目录结构。最基础的三个目录如下：**

*  **/ (root, 根目录)**
 *  **/usr (unix software resource)：所有系统默认软件都会安装到这个目录**
 *  **/var (variable)：存放系统或程序运行过程中的数据文件**

![4e7c091684ee44f4852c41a6a36d1f72.png][]

**七、目录解析代码实现**

**1.get\_dir 完成真正的目录解析**

*  **root：找到根目录**
 *  **find\_entry:从目录中读取目录项**

![bf3bd7ddfdb24310bf5a1ae2f53edff5.png][]

*   **inr：目录项中的索引节点<var,13>中的13**
 *  **iget：在读下一层目录**

*  **算出根目录所对应iNode数组中的起始盘块号，根据盘块号读入盘块，抽取iNode**

![f40a2ed70ebb409f9341ac4dc1c83a15.png][]

**3.读取iNode\_iget**

![8a9a26698eb84d78808cc1b81d62e997.png][]

**4.find\_entry:var（匹名filename）**

*  **找到iNode，再读iNode，iget，find\_entry，直到循环结束，无（“/”）**

![7fa0860ae63344a88ca4fbf25badea34.png][]

**八、文件系统琐碎知识点**

*  **inode：一个文件占用一个 inode，记录文件的属性，同时记录此文件的内容所在的 block 编号** 
 *  **block：记录文件的内容，文件太大时，会占用多个 block**
 *  **superblock：记录文件系统的整体信息，包括 inode 和 block 的总量、使用量、剩余量，以及文件系统的格式与相关信息等；**
 *  **block bitmap：记录 block 是否被使用的位图**

> **1.inode 具体包含以下信息：**
> 
>  *  **权限 (read/write/excute)；**
>  *  **拥有者与群组 (owner/group)；**
>  *  **容量；**
>  *  **建立或状态改变的时间 (ctime)；**
>  *  **最近读取时间 (atime)；**
>  *  **最近修改时间 (mtime)；**
>  *  **定义文件特性的旗标 (flag)，如 SetUID...；**
>  *  **该文件真正内容的指向 (pointer)。**
> 
> **2.inode 具有以下特点：**
> 
>  *  **每个 inode 大小均固定为 128 bytes (新的 ext4 与 xfs 可设定到 256 bytes)；**
>  *  **每个文件都仅会占用一个 inode。**
>  *  **inode 中记录了文件内容所在的 block 编号，但是每个 block 非常小，一个大文件随便都需要几十万的 block。而一个 inode 大小有限，无法直接引用这么多 block 编号。因此引入了间接、双间接、三间接引用。间接引用让 inode 记录的引用 block 块记录引用信息**
> 
> **3.挂载：**
> 
>  *  **挂载利用目录作为文件系统的进入点，也就是说，进入目录之后就可以读取文件系统的数据**

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