缓冲
无论是对于块设备还是字符设备来说，缓冲都是一个非常重要的考量标准。下面是从 ADSL(调制解调器)读取数据的过程，调制解调器是我们用来联网的设备。
用户程序调用 read 系统调用阻塞用户进程，等待字符的到来，这是对到来的字符进行处理的一种方式。每一个到来的字符都会造成中断。中断服务程序会给用户进程提供字符，并解除阻塞。将字符提供给用户程序后，进程会去读取其他字符并继续阻塞，这种模型如下
这一种方案是没有缓冲区的存在，因为用户进程如果读不到数据会阻塞，直到读到数据为止，这种情况效率比较低，而且阻塞式的方式，会直接阻止用户进程做其他事情，这对用户来说是不能接受的。还有一种情况就是每次用户进程都会重启，对于每个字符的到来都会重启用户进程，这种效率会严重降低，所以无缓冲区的软件不是一个很好的设计。
作为一个改良点，我们可以尝试在用户空间中使用一个能读取 n 个字节缓冲区来读取 n 个字符。这样的话，中断服务程序会把字符放到缓冲区中直到缓冲区变满为止，然后再去唤醒用户进程。这种方案要比上面的方案改良很多。
但是这种方案也存在问题，当字符到来时，如果缓冲区被调出内存会出现什么问题？解决方案是把缓冲区锁定在内存中，但是这种方案也会出现问题，如果少量的缓冲区被锁定还好，如果大量的缓冲区被锁定在内存中，那么可以换进换出的页面就会收缩，造成系统性能的下降。
一种解决方案是在内核中内部创建一块缓冲区，让中断服务程序将字符放在内核内部的缓冲区中。
当内核中的缓冲区要满的时候，会将用户空间中的页面调入内存，然后将内核空间的缓冲区复制到用户空间的缓冲区中，这种方案也面临一个问题就是假如用户空间的页面被换入内存，此时内核空间的缓冲区已满，这时候仍有新的字符到来，这个时候会怎么办？因为缓冲区满了，没有空间来存储新的字符了。
一种非常简单的方式就是再设置一个缓冲区就行了，在第一个缓冲区填满后，在缓冲区清空前，使用第二个缓冲区，这种解决方式如下
当第二个缓冲区也满了的时候，它也会把数据复制到用户空间中，然后第一个缓冲区用于接受新的字符。这种具有两个缓冲区的设计被称为 双缓冲(double buffering)。
还有一种缓冲形式是 循环缓冲(circular buffer)。它由一个内存区域和两个指针组成。一个指针指向下一个空闲字，新的数据可以放在此处。另外一个指针指向缓冲区中尚未删除数据的第一个字。在许多情况下，硬件会在添加新的数据时，移动第一个指针；而操作系统会在删除和处理无用数据时会移动第二个指针。两个指针到达顶部时就回到底部重新开始。
缓冲区对输出来说也很重要。对输出的描述和输入相似
缓冲技术应用广泛，但它也有缺点。如果数据被缓冲次数太多，会影响性能。考虑例如如下这种情况。
数据经过用户进程 -> 内核空间 -> 网络控制器，这里的网络控制器应该就相当于是 socket 缓冲区，然后发送到网络上，再到接收方的网络控制器 -> 接收方的内核缓冲 -> 接收方的用户缓冲，一条数据包被缓存了太多次，很容易降低性能。
错误处理
在 I/O 中，出错是一种再正常不过的情况了。当出错发生时，操作系统必须尽可能处理这些错误。有一些错误是只有特定的设备才能处理，有一些是由框架进行处理，这些错误和特定的设备无关。
I/O 错误的一类是程序员编程错误，比如还没有打开文件前就读流，或者不关闭流导致内存溢出等等。这类问题由程序员处理；另外一类是实际的 I/O 错误，例如向一个磁盘坏块写入数据，无论怎么写都写入不了。这类问题由驱动程序处理，驱动程序处理不了交给硬件处理，这个我们上面也说过。
设备驱动程序统一接口
我们在操作系统概述中说到，操作系统一个非常重要的功能就是屏蔽了硬件和软件的差异性，为硬件和软件提供了统一的标准，这个标准还体现在为设备驱动程序提供统一的接口，因为不同的硬件和厂商编写的设备驱动程序不同，所以如果为每个驱动程序都单独提供接口的话，这样没法搞，所以必须统一。
分配和释放
一些设备例如打印机，它只能由一个进程来使用，这就需要操作系统根据实际情况判断是否能够对设备的请求进行检查，判断是否能够接受其他请求，一种比较简单直接的方式是在特殊文件上执行 open操作。如果设备不可用，那么直接 open 会导致失败。还有一种方式是不直接导致失败，而是让其阻塞，等到另外一个进程释放资源后，在进行 open 打开操作。这种方式就把选择权交给了用户，由用户判断是否应该等待。
注意：阻塞的实现有多种方式，有阻塞队列等
设备无关的块
不同的磁盘会具有不同的扇区大小，但是软件不会关心扇区大小，只管存储就是了。一些字符设备可以一次一个字节的交付数据，而其他的设备则以较大的单位交付数据，这些差异也可以隐藏起来。
用户空间的 I/O 软件
虽然大部分 I/O 软件都在内核结构中，但是还有一些在用户空间实现的 I/O 软件，凡事没有绝对。一些 I/O 软件和库过程在用户空间存在，然后以提供系统调用的方式实现。
盘
盘可以说是硬件里面比较简单的构造了，同时也是最重要的。下面我们从盘谈起，聊聊它的物理构造
盘硬件
盘会有很多种类型。其中最简单的构造就是磁盘(magnetic hard disks)， 也被称为 hard disk,HDD等。磁盘通常与安装在磁臂上的磁头配对，磁头可将数据读取或者将数据写入磁盘，因此磁盘的读写速度都同样快。在磁盘中，数据是随机访问的，这也就说明可以通过任意的顺序来存储和检索单个数据块，所以你可以在任意位置放置磁盘来让磁头读取，磁盘是一种非易失性的设备，即使断电也能永久保留。
在计算机发展早期一般是用光盘来存储数据的，然而随着固态硬盘的流行，固态硬盘不包含运动部件的特点，成为现在计算机的首选存储方式。
磁盘
为了组织和检索数据，会将磁盘组织成特定的结构，这些特定的结构就是磁道、扇区和柱面
每一个磁盘都是由无数个同心圆组成，这些同心圆就好像树的年轮一样
部分树的年轮照片都要付费下载了，不敢直接白嫖，阔怕阔怕。
磁盘被组织成柱面形式，每个盘用轴相连，每一个柱面包含若干磁道，每个磁道由若干扇区组成。软盘上大约每个磁道有 8 - 32 个扇区，硬盘上每条磁道上扇区的数量可达几百个，磁头大约是 1 - 16 个。
对于磁盘驱动程序来说，一个非常重要的特性就是控制器是否能够同时控制两个或者多个驱动器进行磁道寻址，这就是重叠寻道(overlapped seek)。对于控制器来说，它能够控制一个磁盘驱动程序完成寻道操作，同时让其他驱动程序等待寻道结束。控制器也可以在一个驱动程序上进行读写草哦做，与此同时让另外的驱动器进行寻道操作，但是软盘控制器不能在两个驱动器上进行读写操作。
RAID
RAID 称为 磁盘冗余阵列，简称 磁盘阵列。利用虚拟化技术把多个硬盘结合在一起，成为一个或多个磁盘阵列组，目的是提升性能或数据冗余。
RAID 有不同的级别
- RAID 0 - 无容错的条带化磁盘阵列
- RAID 1 - 镜像和双工
- RAID 2 - 内存式纠错码
- RAID 3 - 比特交错奇偶校验
- RAID 4 - 块交错奇偶校验
- RAID 5 - 块交错分布式奇偶校验
- RAID 6 - P + Q冗余
磁盘格式化
磁盘由一堆铝的、合金或玻璃的盘片组成，磁盘刚被创建出来后，没有任何信息。磁盘在使用前必须经过低级格式化(low-levvel format)，下面是一个扇区的格式
前导码相当于是标示扇区的开始位置，通常以位模式开始，前导码还包括柱面号、扇区号等一些其他信息。紧随前导码后面的是数据区，数据部分的大小由低级格式化程序来确定。大部分磁盘使用 512 字节的扇区。数据区后面是 ECC，ECC 的全称是 error correction code ，数据纠错码，它与普通的错误检测不同，ECC 还可以用于恢复读错误。ECC 阶段的大小由不同的磁盘制造商实现。ECC 大小的设计标准取决于设计者愿意牺牲多少磁盘空间来提高可靠性，以及程序可以处理的 ECC 的复杂程度。通常情况下 ECC 是 16 位，除此之外，硬盘一般具有一定数量的备用扇区，用于替换制造缺陷的扇区。
低级格式化后的每个 0 扇区的位置都和前一个磁道存在偏移，如下图所示
这种方式又被称为 柱面斜进(cylinder skew)，之所以采用这种方式是为了提高程序的运行性能。可以这样想，磁盘在转动的过程中会经由磁头来读取扇区信息，在读取内侧一圈扇区数据后，磁头会进行向外侧磁道的寻址操作，寻址操作的同时磁盘在继续转动，如果不采用这种方式，可能刚好磁头寻址到外侧，0 号扇区已经转过了磁头，所以需要旋转一圈才能等到它继续读取，通过柱面斜进的方式可以消除这一问题。
柱面斜进量取决于驱动器的几何规格。柱面斜进量就是两个相邻同心圆 0 号扇区的差异量。如下图所示
这里需要注意一点，不只有柱面存在斜进，磁头也会存在斜进(head skew)，但是磁头斜进比较小。
磁盘格式化会减少磁盘容量，减少的磁盘容量都会由前导码、扇区间间隙和 ECC 的大小以及保留的备用扇区数量。
在磁盘使用前，还需要经过最后一道工序，那就是对每个分区分别执行一次高级格式化(high-level format)，这一操作要设置一个引导块、空闲存储管理（采用位图或者是空闲列表）、根目录和空文件系统。这一步操作会把码放在分区表项中，告诉分区使用的是哪种文件系统，因为许多操作系统支持多个兼容的文件系统。在这一步之后，系统就可以进行引导过程。
当电源通电后，BIOS 首先运行，它会读取主引导记录并跳转到主引导记录中。然后引导程序会检查以了解哪个分区是处于活动的。然后，它从该分区读取启动扇区(boot sector)并运行它。启动扇区包含一个小程序来加载一个更大一点的引导器来搜索文件系统以找到系统内核(system kernel)，然后程序被转载进入内存并执行。
这里说下什么是引导扇区：引导扇区是磁盘或者存储设备的保留扇区，其中包含用于完成计算机或磁盘引导过程所必要的数据或者代码。
引导扇区存储引导记录数据，这些数据用于在计算机启动时提供指令。有两种不同类型的引导扇区
- Master boot record 称为主引导扇区
- Volume boot record 卷启动记录
对于分区磁盘，引导扇区由主引导记录组成；
非分区磁盘由卷启动记录组成。
磁盘臂调度算法
下面我们来探讨一下关于影响磁盘读写的算法，一般情况下，影响磁盘快读写的时间由下面几个因素决定
- 寻道时间 - 寻道时间指的就是将磁盘臂移动到需要读取磁盘块上的时间
- 旋转延迟 - 等待合适的扇区旋转到磁头下所需的时间
- 实际数据的读取或者写入时间
这三种时间参数也是磁盘寻道的过程。一般情况下，寻道时间对总时间的影响最大，所以，有效的降低寻道时间能够提高磁盘的读取速度。
如果磁盘驱动程序每次接收一个请求并按照接收顺序完成请求，这种处理方式也就是 先来先服务(First-Come, First-served, FCFS) ，这种方式很难优化寻道时间。因为每次都会按照顺序处理，不管顺序如何，有可能这次读完后需要等待一个磁盘旋转一周才能继续读取，而其他柱面能够马上进行读取，这种情况下每次请求也会排队。
通常情况下，磁盘在进行寻道时，其他进程会产生其他的磁盘请求。磁盘驱动程序会维护一张表，表中会记录着柱面号当作索引，每个柱面未完成的请求会形成链表，链表头存放在表的相应表项中。
一种对先来先服务的算法改良的方案是使用 最短路径优先(SSF) 算法，下面描述了这个算法。
假如我们在对磁道 6 号进行寻址时，同时发生了对 11 , 2 , 4, 14, 8, 15, 3 的请求，如果采用先来先服务的原则，如下图所示
我们可以计算一下磁盘臂所跨越的磁盘数量为 5 + 9 + 2 + 10 + 6 + 7 + 12 = 51，相当于是跨越了 51 次盘面，如果使用最短路径优先，我们来计算一下跨越的盘面
跨越的磁盘数量为 4 + 1 + 1 + 4 + 3 + 3 + 1 = 17 ，相比 51 足足省了两倍的时间。
但是，最短路径优先的算法也不是完美无缺的，这种算法照样存在问题，那就是优先级 问题，
这里有一个原型可以参考就是我们日常生活中的电梯，电梯使用一种电梯算法
(elevator algorithm) 来进行调度，从而满足协调效率和公平性这两个相互冲突的目标。电梯一般会保持向一个方向移动，直到在那个方向上没有请求为止，然后改变方向。
电梯算法需要维护一个二进制位，也就是当前的方向位：UP(向上)或者是 DOWN(向下)。当一个请求处理完成后，磁盘或电梯的驱动程序会检查该位，如果此位是 UP 位，磁盘臂或者电梯仓移到下一个更高跌未完成的请求。如果高位没有未完成的请求，则取相反方向。当方向位是 DOWN时，同时存在一个低位的请求，磁盘臂会转向该点。如果不存在的话，那么它只是停止并等待。
我们举个例子来描述一下电梯算法，比如各个柱面得到服务的顺序是 4，7，10，14，9，6，3，1 ，那么它的流程图如下
所以电梯算法需要跨越的盘面数量是 3 + 3 + 4 + 5 + 3 + 3 + 1 = 22
电梯算法通常情况下不如 SSF 算法。
一些磁盘控制器为软件提供了一种检查磁头下方当前扇区号的方法，使用这样的控制器，能够进行另一种优化。如果对一个相同的柱面有两个或者多个请求正等待处理，驱动程序可以发出请求读写下一次要通过磁头的扇区。
这里需要注意一点，当一个柱面有多条磁道时，相继的请求可能针对不同的磁道，这种选择没有代价，因为选择磁头不需要移动磁盘臂也没有旋转延迟。
对于磁盘来说，最影响性能的就是寻道时间和旋转延迟，所以一次只读取一个或两个扇区的效率是非常低的。出于这个原因，许多磁盘控制器总是读出多个扇区并进行高速缓存，即使只请求一个扇区时也是这样。一般情况下读取一个扇区的同时会读取该扇区所在的磁道或者是所有剩余的扇区被读出，读出扇区的数量取决于控制器的高速缓存中有多少可用的空间。
磁盘控制器的高速缓存和操作系统的高速缓存有一些不同，磁盘控制器的高速缓存用于缓存没有实际被请求的块，而操作系统维护的高速缓存由显示地读出的块组成，并且操作系统会认为这些块在近期仍然会频繁使用。
当同一个控制器上有多个驱动器时，操作系统应该为每个驱动器都单独的维护一个未完成的请求表。一旦有某个驱动器闲置时，就应该发出一个寻道请求来将磁盘臂移到下一个被请求的柱面。如果下一个寻道请求到来时恰好没有磁盘臂处于正确的位置，那么驱动程序会在刚刚完成传输的驱动器上发出一个新的寻道命令并等待，等待下一次中断到来时检查哪个驱动器处于闲置状态。
错误处理
磁盘在制造的过程中可能会有瑕疵，如果瑕疵比较小，比如只有几位，那么使用坏扇区并且每次只是让 ECC 纠正错误是可行的，如果瑕疵较大，那么错误就不可能被掩盖。
一般坏块有两种处理办法，一种是在控制器中进行处理；一种是在操作系统层面进行处理。
这两种方法经常替换使用，比如一个具有 30 个数据扇区和两个备用扇区的磁盘，其中扇区 4 是有瑕疵的。
还有一种处理方式是将所有的扇区都向上移动一个扇区
上面这这两种情况下控制器都必须知道哪个扇区，可以通过内部的表来跟踪这一信息，或者通过重写前导码来给出重新映射的扇区号。如果是重写前导码，那么涉及移动的方式必须重写后面所有的前导码，但是最终会提供良好的性能。
稳定存储器
磁盘经常会出现错误，导致好的扇区会变成坏扇区，驱动程序也有可能挂掉。RAID 可以对扇区出错或者是驱动器崩溃提出保护，然而 RAID 却不能对坏数据中的写错误提供保护，也不能对写操作期间的崩溃提供保护，这样就会破坏原始数据。
我们期望磁盘能够准确无误的工作，但是事实情况是不可能的，但是我们能够知道的是，一个磁盘子系统具有如下特性：当一个写命令发给它时，磁盘要么正确地写数据，要么什么也不做，让现有的数据完整无误的保留。这样的系统称为 稳定存储器(stable storage)。稳定存储器的目标就是不惜一切代价保证磁盘的一致性。
稳定存储器使用两个一对相同的磁盘，对应的块一同工作形成一个无差别的块。稳定存储器为了实现这个目的，定义了下面三种操作：
稳定写(stable write)
稳定读(stable read)
崩溃恢复(crash recovery)
稳定写指的就是首先将块写到比如驱动器 1 上，然后将其读回来验证写入的是否正确，如果不正确，那么就会再次尝试写入和读取，一直到能够验证写入正确为止。如果块都写完了也没有验证正确，就会换块继续写入和读取，直到正确为止。无论尝试使用多少个备用块，都是在对你驱动器 1 写入成功之后，才会对驱动器 2 进行写入和读取。这样我们相当于是对两个驱动器进行写入。
稳定读指的就是首先从驱动器 1 上进行读取，如果读取操作会产生错误的 ECC，则再次尝试读取，如果所有的读取操作都会给出错误的 ECC，那么会从驱动器 2 上进行读取。这样我们相当于是对两个驱动器进行读取。
崩溃恢复指的是崩溃之后，恢复程序扫描两个磁盘，比较对应的块。如果一对块都是好的并且是相同的，就不会触发任何机制；如果其中一个块触发了 ECC 错误，这时候就需要使用好块来覆盖坏块。
如果 CPU 没有崩溃的话，那么这种方式是可行的，因为稳定写总是对每个块写下两个有效的副本，并且假设自发的错误不会再相同的时刻发生在两个对应的块上。如果在稳定写期间出现 CPU 崩溃会怎么样？这就取决于崩溃发生的精确时间，有五种情况，下面来说一下
- 第一种情况是崩溃发生在写入之前，在恢复的时候就什么都不需要修改，旧的值也会继续存在。
- 这种模式下进行任何优化和改进都是可行的，但是代价高昂，一种改进是在稳定写期间监控被写入的块，这样在崩溃后进行检验的块只有一个。
- 有一种
非易失性 RAM
- 能够在崩溃之后保留数据，但是这种方式并不推荐使用。
时钟
时钟(Clocks) 也被称为定时器(timers)，时钟/定时器对任何程序系统来说都是必不可少的。时钟负责维护时间、防止一个进程长期占用 CPU 时间等其他功能。时钟软件(clock software) 也是一种设备驱动的方式。下面我们就来对时钟进行介绍，一般都是先讨论硬件再介绍软件，采用由下到上的方式，也是告诉你，底层是最重要的。
时钟硬件
在计算机中有两种类型的时钟，这些时钟与现实生活中使用的时钟完全不一样。
- 比较简单的一种时钟被连接到 110 V 或 220 V 的电源线上，这样每个
电压周期会产生一个中断，大概是 50 - 60 HZ。这些时钟过去一直占据支配地位。
- 另外的一种时钟由晶体振荡器、计数器和寄存器组成，示意图如下所示
这种时钟称为可编程时钟 ，可编程时钟有两种模式，一种是 一键式(one-shot mode)，当时钟启动时，会把存储器中的值复制到计数器中，然后，每次晶体的振荡器的脉冲都会使计数器 -1。当计数器变为 0 时，会产生一个中断，并停止工作，直到软件再一次显示启动。还有一种模式时 方波(square-wave mode) 模式，在这种模式下，当计数器变为 0 并产生中断后，存储寄存器的值会自动复制到计数器中，这种周期性的中断称为一个时钟周期。
时钟软件
时钟硬件所做的工作只是根据已知的时间间隔产生中断，而其他的工作都是由时钟软件来完成，一般操作系统的不同，时钟软件的具体实现也不同，但是一般都会包括以下这几点
- 维护一天的时间
- 阻止进程运行的时间超过其指定时间
- 统计 CPU 的使用情况
- 处理用户进程的警告系统调用
- 为系统各个部分提供看门狗定时器
- 完成概要剖析，监视和信息收集
软定时器
时钟软件也被称为可编程时钟，可以设置它以程序需要的任何速率引发中断。时钟软件触发的中断是一种硬中断，但是某些应用程序对于硬中断来说是不可接受的。
这时候就需要一种软定时器(soft timer) 避免了中断，无论何时当内核因为某种原因在运行时，它返回用户态之前都会检查时钟来了解软定时器是否到期。如果软定时器到期，则执行被调度的事件也无需切换到内核态，因为本身已经处于内核态中。这种方式避免了频繁的内核态和用户态之前的切换，提高了程序运行效率。
软定时器因为不同的原因切换进入内核态的速率不同，原因主要有
- 系统调用
- TLB 未命中
- 缺页异常
- I/O 中断
- CPU 变得空闲
