操作系统学习笔记11 | 生磁盘的使用与管理

这部分是设备驱动的最后一部分——磁盘管理,相较于上一篇的键盘和显示器要更复杂,但大致过程基本相同。磁盘管理共有4层抽象,我们将从此学习、掌握设备驱动的一般研究理念和设计方法。这部分先介绍前2层抽象。


参考资料:

  • 课程:哈工大操作系统(本部分对应 L28)

    因为太多了,所以磁盘管理4层抽象准备分成2~3篇来讲。

  • 实验:操作系统原理与实践_Linux - 蓝桥云课 (lanqiao.cn)

  • 课本:《操作系统原理、实现与实践》-李治军、刘宏伟

    2022-09-13,上了汇编与接口课,发现我校的外设驱动是在这个课上讲。


1. 磁盘工作原理

我们先让磁盘使用起来,后面再引入 “管理” 来让磁盘更好的被使用。

生磁盘就是指直接被驱动的磁盘,与之相应的,熟磁盘就是引入了文件系统抽象的磁盘。

1.1 生磁盘驱动原理的主干理解

如下图所示,像上篇笔记所讲的外设一样,磁盘工作依然基于冯·诺依曼架构:

  • CPU 通过 PCI 总线 发出 out 指令读写磁盘;
  • 磁盘工作完后向 CPU 发出中断请求;
  • 后续会将磁盘抽象为文件视图。
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1.2 磁盘结构、容量和分类

使用磁盘,当然要先理解磁盘的结构,如下图所示:

  • 磁盘是由一个柱子串起很多盘片而组成的立体结构,像一个糖葫芦串;每个盘面都由许多磁道组成,盘片上下两面都是可读写的;

    硬盘又划分为磁头(Heads)、柱面(Cylinder)、扇区(Sector);

    • 磁盘的访问单位是扇区,即每次读写的最小磁盘单元;

    • 扇区大小是 512 字节;

    • 硬盘容量=磁头数(同一柱面上的磁片数)×柱面数×扇区数×512 字节

    • 设计磁盘时,扇区大小是访问时间和碎片浪费的折衷考虑

      这个后续会提。

  • 学到后面的补充:柱面是什么?

    • 所有盘面中相对位置相同的磁道组成柱面,即同一圈空心圆柱体。
    • 我们后面所说的寻道,与寻找柱面等价。
  • 旋转时,利用电流的磁效应,对一些电信号进行磁化,保存在磁盘中,用来存储一些信息;同样的,将磁信号转化为电信号,就可以读出磁盘信息。

    磁盘的物理原理,详见:磁盘原理:从电磁感应说起

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现行磁盘可以作如下分类:

  • 固态硬盘盘

    • SSD,Solid State Disk 或 Solid State Drive;

    • SSD 不算是磁盘,实际上是一种闪存固态硬盘,其工作原理应当参见 Flash;固态硬盘能够实现随机存储,控制逻辑与机械磁盘完全不一样;

    • 下面讨论的磁盘工作原理也是机械硬盘的。

      参考资料:机械硬盘和ssd固态硬盘的原理对比分析,这篇笔记很详细。

  • 机械磁盘

    • 根据磁头是否可以移动
      • 固定头磁盘(每个磁道有一个磁头)
      • 移动头磁盘(每个盘面有一个磁头)
      • 这里我们介绍的是移动头磁盘
    • 根据盘面是否可更换
      • 固定盘磁盘;
      • 可换盘磁盘;

1.3 磁盘的 I/O 过程

1.3.1 读写磁盘

读取磁盘信息时,比如读取磁盘中的一个字节:

  • 首先是将磁头移动到指定的磁道上,此时磁头不通电(磁片一直有磁);
  • 磁道开始旋转,转到目标位置 / 目标扇区时,磁生电,磁信号变为电信号,就通过磁头导回内存缓冲区;
  • =👆读,写👇===
  • 读入内存后,我们就可以结合前面的内存管理,程序修改其中的值,比如修改此时读入的 1 字节数据;
  • 修改后的数据再导回磁盘,仍然是转动,但此时是电生磁,就将电信号/数据写入磁盘。

小总结:

  • 移动磁头到磁道->旋转磁盘到扇区->电磁读写;
  • 控制器、寻道、读写、数据传输;
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1.3.2 物理过程

注意这里的讲的磁盘工作方式都是 机械磁盘,基本原理就是电磁感应,能用到这一点真的是很厉害的设计。

  • 磁头:如下图所示,磁头是一个外面被线圈缠绕着的U型磁芯,可以看出当磁头通电时便会产生磁场,磁场的方向随电流方向的变化而变化。

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  • 磁盘:磁盘的表面涂有一层磁性物质,在未没有外部磁场影响的情况下,磁盘表面的磁性粒子的磁极方向是不会改变的。

    一般从未受到外部干扰的磁性粒子磁极方向是随机的,于是出现互相抵消的情况,这时磁盘的表现出无磁极显现。

  • 数据在磁盘上就是一些磁极方向不同的微小局部区域

  • 读取:

    • 不通电的磁头在写入数据的位置上移动,数据在磁盘上就是一些磁极方向不同的微小局部区域;
    • 由于各个域的磁极方向不完全相同,所以磁头在通过这些不同方向的区域时会产生不同方向的感应电流;
    • 这些微弱正负脉冲电流,经过 驱动/控制器 的 去噪、扩大 成为内存中的二进制数据。
  • 写入

    • 写数据时磁头移到到磁盘要写入的位置,输入 电流 / 电信号 产生感应磁场,电生磁;
    • 受磁场的影响,磁头下磁性粒子的磁极方向变为与磁场同向。通过给磁头不同的电流方向,使得磁盘局部产生不同的磁极;而这种局部磁极的特性,就是磁盘存储数据的方式;
    • 产生的磁极在未受到外部磁场干扰下是不会改变的通过这种方式就将 电信号 / 数据 持久化到磁盘上

    当然也并不是一个磁极方向代表1另一个代表0

在硬盘读写时,读操作远快于写操作,并且磁盘的 读/写操作 具有完全不同的特性,所以目前的硬盘一般都设计 读和写 两个磁头,但是原理还是上面的原理。

1.3.3 简单总结

由上述相关内容可知,上层只需要向下传递几个参数即可控制整个过程:

  1. 第几柱面;

    因为磁盘那么大,不一定只有一个糖葫芦串;

  2. 第几磁头;

    决定是第几个盘面 / 糖葫芦串上的第几个糖葫芦;

  3. 第几磁道;

    寻道,需要知道是盘面上的哪一个圆环;

  4. 第几扇区;

    旋转寻找扇区,需要知道是圆环的哪一个弧形区域;

  5. 读出 还是 写入;

    决定执行的操作

  6. 读到哪个缓存位置 / 从哪个缓存位置写入;

    可以使用 DMA 总线盗用技术,完成磁盘和内存之间的数据交流。

根据这些参数(柱面号、盘面号、扇区号),磁盘控制器 就可以 自动驱动相关机构 去执行。生磁盘的驱动也不过就是将这些参数写到磁盘控制器上,也就是 OUT 指令。

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2. 0层抽象:使用磁盘的直观方法

直观方法就是如上面1.3.3 的总结中所想的思路,拿到这些参数,就可以让磁盘控制器如我们预期的工作。

2.1 读写请求

代码图片在 1.3.3 中,首先是磁盘读写的请求函数 do_hd_request(),将参数传递给磁盘控制器。


void do_hd_request(void)
{
	..... 
	//得到dev,nsect,sec,head,cyl,WIN_WRITE,&write_intr 参数
    // dev 控制器,nsect 读写几个扇区,cyl 柱面,head 磁头,sec 扇区,WIN_WRITE 写,&write_intr 缓存位置
	//传递给磁盘控制器
	if (CURRENT->cmd == WRITE) {
		hd_out(dev,nsect,sec,head,cyl,WIN_WRITE,&write_intr);
		for(i=0 ; i<3000 && !(r=inb_p(HD_STATUS)&DRQ_STAT) ; i++)
			/* nothing */ ;
		if (!r) {
			bad_rw_intr();
			goto repeat;
		}
		port_write(HD_DATA,CURRENT->buffer,256);
	} else if (CURRENT->cmd == READ) {
		hd_out(dev,nsect,sec,head,cyl,WIN_READ,&read_intr);
	} else
		panic("unknown hd-command");
}

2.2 磁盘驱动

接着是 磁盘驱动的核心代码 hd_out(),将上述参数放到端口上,并将相关信息按照要求拼接起来,所以有一些移位,并且得到读写的内存缓冲区:

static void hd_out(unsigned int drive,unsigned int nsect,unsigned int sect,
		unsigned int head,unsigned int cyl,unsigned int cmd,
		void (*intr_addr)(void))
{
	register int port asm("dx");

	if (drive>1 || head>15)
		panic("Trying to write bad sector");
	if (!controller_ready())
		panic("HD controller not ready");
    // 计算缓存地址
	do_hd = intr_addr;
	outb_p(hd_info[drive].ctl,HD_CMD);
	port=HD_DATA; //数据寄存器端口(0x1f0)

	//outb_p 接口就是向外设传送数据的
	//这就是cpu中磁盘驱动的核心代码
	outb_p(hd_info[drive].wpcom>>2,++port);
	outb_p(nsect,++port);
	outb_p(sect,++port);
	outb_p(cyl,++port);
	outb_p(cyl>>8,++port);
	outb_p(0xA0|(drive<<4)|head,++port);
	outb(cmd,++port);
}

2.3 简单总结

这样使用很简单直接,但是需要传递的参数太多了,如果使用这种直接使用的方案,这些参数都是需要上层传递给磁盘控制器的,太麻烦了。如果我们只给出要访问的磁盘位置(一个数 / 也就是磁盘块),由操作系统自动解算柱面、磁头、磁道、扇区、扇区个数,这样就会方便很多。

既然 0 层抽象不便使用,这就引出了第 1 层抽象

3. 第1层抽象:盘块号读写磁盘

用上文知,第 1 层抽象 将柱面、磁头、扇区包装成一个磁盘块,上层用户只需向下传递磁盘块,磁盘驱动从 磁盘块 / block 解算出 CHS。

这涉及一维地址编址三维空间,下面看看如何编址。

  • CHS: cyl 柱面,head 磁头,sec 扇区。
  • 注意:CHS可以定位一个柱体里的任意位置,这里就是大学物理、高数提到过的柱面坐标系;
  • 这样封装,也是设计模式的 adapter 模式。可以让用户使用磁盘更加简单、高效

3.1 盘块号编址三维空间

基于一个常见事实,即对于 磁盘块的访问/读写 通常是连续的,我们会希望一个 block块 的相邻盘块可以快速读出。

为了达到这一效果,我们首先需要分析一下0层抽象时的磁盘访问时间,看看哪部分浪费时间最多。如下图中间所示:

  • 磁盘访问时间 = 写入控制器时间 + 寻道时间 + 旋转时间 + 传输时间;
  • 可见,大多数时间被用来 寻道。也即磁头在半径方向上的移动很慢,而旋转和信号传递的过程更快。

所以,我们连续访问相邻的磁盘块,应当减少相邻的磁盘块访问的寻道时间,即,将相邻磁盘块放在同一磁道上

  • 磁盘块是一个操作系统层次的抽象概念,操作系统与磁盘之间交流的最小单位就是磁盘块,而磁盘上的物理最小单位是扇区。
  • 操作系统可以设置磁盘块对应多少个扇区。
  • 相邻磁盘块放在同一磁道上不准确,应当是相邻磁盘块应当尽量对应同一磁道上的扇区,如若不然,那也尽量方便访问。

磁盘层面 具体扇区放置方式 如下图的下半部分所示:

  • 1号扇区 在 0号扇区 旋转方向的下一扇区;

  • 假设一个盘面有 7 个扇区,则 0-6 扇区在第一个盘面,7 号扇区就在 0 号扇区 **竖直方向的下个盘面/第2个盘面 **的对应扇区;

    也即 0号扇区的正下方,这是因为不同盘面的磁头是一同旋转的(同一磁臂),第一个盘面的磁头旋转到6号扇区的末尾时,第二个盘面的磁头也正好到达7号扇区。

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按照上面的扇区安排顺序(也就是编址方式),扇区号 LBA 用公式表示为:

  • \[LBA = C × (Heads × Sectors) + H × Sectors + S \]

    LBA 是扇区的编号, 按照柱面、磁头和磁道从小到大的顺序对扇区编号。这里理解每个磁道上的扇区数量是一样的(实际上会有所差别)。

  • C 是 柱面, H 是盘面,S是扇区;

  • 意思就是已经走过了多少柱面个扇区,多少磁面个扇区,以及同一磁面上已经过的多少扇区。

  • 可见磁盘寻址是基于扇区的。上式得到的就是从0柱面开始编址的扇区号,也就得到了 LBA

而反过来由 扇区号LBA 反推 CHS,也很好做:

  • S = LBA % Sectors;(取余)
  • H = (LBA / Sectors) % Heads;
  • C = LBA / Sectors / Heads;

到这里,通过编址建立了从 CHS 扇区地址到扇区号的一个映射,也建立了从 扇区号LBA 到 CHS 的反向计算方法;这就是第1层抽象的核心任务

而我们反复提到过,扇区号连续的多个扇区就是一个磁盘块。到了这一步,操作系统就能通过用户请求的磁盘块来自动解算访问磁盘对应扇区

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下面分析一下 第1层抽象 对于磁盘访问时间上的节省情况,如上图下半部分所示:

  • 磁盘的访问时间 = 写入控制器时间 + 寻道时间 + 旋转时间 + 传输时间
  • 操作系统可以每次读写一个盘块:
    • 每次读写1 K: 碎片0.5K;读写速度100K/秒;
    • 每次读写1 M:碎片0.5M;读写速度约40M/秒

这里的数字意义不大,只是理解:

  • 如果盘块/扇区的大小变大,读写速度变大

    因为节省了寻道时间。

  • 但是大小变大不是没有上限的,读写的单位空间越大,浪费空间也越大(碎片),空间利用率低;

    因为可能所需要的只有0.5M,但是读取单位是1M,读进来 1M 就会有 0.5M 浪费。

  • 这里体现了 空间和时间 的折衷。

但是现代存储技术不断发展,大磁盘已经广泛应用,但是磁盘的寻道、旋转时间方面没有很大的提升。因此浪费的空间可以稍微多一些,以此减少寻道时间 来换取 更快的磁盘读写速度。

3.2 代码实现

简单总结一下上述的第1层抽象:

  • 上层用户在程序中请求磁盘块;
  • 操作系统根据自身设置(一个磁盘块对应多少扇区),换算为需要读取的连续扇区;根据LBA和CHS的换算,解算出磁盘中扇区地址;
  • 操作系统将发送给磁盘控制器,访问/读写 对应扇区;

可见抽象在于,通过操作系统将磁盘扇区地址封装为磁盘块,用户只需要通过请求盘块号 blocknr 即可访问磁盘。这层抽象做到了既简单又高效。

下面就可以通过磁盘号读写磁盘:

static void make_request()
{ 
	struct requset *req;
	req=request+NR_REQUEST;
    //用 盘块号block 计算 扇区号sector
	req->sector=bh->b_blocknr<<1;
    //根据 扇区号sector 计算扇区地址
	add_request(major+blk_dev,req); 
}

void do_hd_request(void)
{ 
	unsigned int block=CURRENT->sector;
    //下面就是除法跟取余,计算 chs
	__asm__(“divl %4”:”=a”(block),”=d”(sec):”0”(block),
	“1”(0),”r”(hd_info[dev].sect));
	__asm__(“divl %4”:”=a”(cyl),”=d”(head):”0”(block),
	“1”(0),”r”(hd_info[dev].head));
    //输出对应位置的扇区,这是第0层抽象的内容
	hd_out(dev,nsect,sec,head,cyl,WIN_WRITE,...);
	... 
}

据上面代码也可以推知:Linux 0.11设置的盘块的大小是1K(左移了一位,代表盘块和扇区换算单位是2),也就是两个扇区。

3.3 参考资料

  • 如果不理解磁盘块和扇区,参考资料:

  • 如果不了解 编址方式,参考资料:

    • 机械硬盘LBA和CHS,课程没有讲,1层抽象就是 LBA( LBA就是扇区的编号,物理扇区号)。

      课程中讲解LBA与CHS的解算时(3.1部分),用的直接是block/盘块,我觉得不合适,应当是LBA扇区号,然后扇区号和磁盘块有对应关系。

4. 第2层抽象:多进程通过队列使用磁盘

第 1 层抽象中,我们屏蔽了底层磁盘的参数,上层用户程序只需要发出盘块号给操作系统处理就可以了。

但是实际操作系统中,一般有多个进程,每个进程都会提出磁盘块访问请求,这时需要用队列来管理多进程的磁盘访问请求,这就是操作系统对磁盘管理的第2层抽象

4.1 第2抽象层描述

第2层抽象的核心是:当多个磁盘访问请求出现在请求队列,需要对磁盘进行适当的调度。

磁盘中断时,再从请求队列中调度下一个磁盘访问请求。如下图所示。此时仍使用盘块号,还是生磁盘,还没有引入文件的抽象。

在这层抽象中,由于涉及选择、调度的问题,所以又需要相关调度算法的支撑。调度算法目标:平均延迟小。由于调度主要考虑时间,所以寻道时间还是主要优化的方面。

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4.2 调度算法1:FCFS

还是从最简单的 算法/想法 开始,First Come First Serve。这也最公平、最直观。

  • 如下图例子:磁头的起始位置为 53,而请求队列的磁盘请求起始位置也如下图所示;
  • 可以料想磁头长途奔袭,而磁头移动恰恰就是寻道时间,移动的多了时间就变长了。此算法磁头移动了640个磁道。
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4.3 调度算法2:SSTF

短寻道优先 Shortest-seek-time First。基于上面的一种强烈感受:再遇到65请求时,直接顺便把67请求也给执行了,这样就不必来回跑了。

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可见经过这样的优化,磁头移动236个磁道,较于调度算法1FCFS要好很多。

但是这种算法也有问题:

  • 磁盘请求总是不断地到来,由于这种算法的局部性,存在插队可能性;
  • 位置偏远的磁盘请求可能早都到达了,但是一直没有响应;
  • 这就造成了 饥饿问题

4.4 调度算法3:SCAN磁盘调度

SCAN磁盘调度 = SSTF+中途不回折,也叫电梯算法。既然SSTF存在局部震荡性,那么约束其先沿一个方向访问完所有的磁盘请求再掉头,就不会漏下一些偏远的磁盘请求。(这也很像一个电梯。)

可见磁头移动 236 次,与 SSTF 齐平;既保证了公平,也保证了效率。

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但是还是有一点点问题:由于折返跑的形式,中间的磁盘请求还是比较沾光。所以考虑磁头到头之后直接复位再滑动,见下一种调度算法:

4.5 调度算法4:C-SCAN磁盘调度

这是操作系统中真实使用的算法,也是电梯算法(可戏称为跳楼机)。

其思路就是只单向寻道,到头后直接复位再次沿同方向寻道,这样对于所有磁盘位置的请求都是公平的。

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4.6 C-SCAN 代码实现

首先是 make_request 多进程产生磁盘访问请求

static void make_request(){
    ...
    //根据用户发来的盘块号换算为扇区号
    req->sector = bh -> b_blocknr << 1;
    //将请求放入请求队列
    add_request(major+blk_dev,req);
}

将磁盘访问请求按照电梯算法放入请求队列,使用的是 add_request 函数,由于是多进程都在访问这个请求队列,所以需要加上锁 / 临界区进行保护:

锁和临界区的概念参见:操作系统学习笔记7 | 进程同步与合作 - climerecho - 博客园 (cnblogs.com)

// linux-0.11/kernel/blk_drv/ll_rw_blk.c
static void add_request(struct blk_dev_struct * dev, struct request * req){
	struct request * tmp = dev->current_request;
    //请求队列
	req->next = NULL;
    // 开启临界区保护
	cli();   
	if (req->bh)
		req->bh->b_dirt = 0;
	if (!(tmp = dev->current_request)) {
		dev->current_request = req;
		sti();
		(dev->request_fn)();
		return;
	}
	/*
	当符合以下两种情况时就跳出循环,并将req 插入tmp和next之间
	(1)当tmp的扇区号小于req的扇区号,且req小于next的扇区号
	这种是正常定向扫描
	(2)当tmp的扇区号小于next的扇区号,且req小于next的扇区号
	这种是折回从头处理
	符合上述条件其一,下一步磁盘读写(目前在tmp上)都会进入req这个对象上;
    否则就按照原有的,队列进行磁盘读写,这样就实现了电梯队列
    */
	for ( ; tmp->next ; tmp=tmp->next)
        //这几句是核心代码:磁盘请求按跳楼机算法放入队列
		if ((IN_ORDER(tmp,req) || 
		    !IN_ORDER(tmp,tmp->next)) &&
		    IN_ORDER(req,tmp->next))
			break;
	req->next=tmp->next;
	tmp->next=req;
	sti();
}

接着是按照跳楼机算法 C-SCAN 将磁盘请求放入请求队列,这里需要先比较两个磁盘请求的柱面号大小(换算后):

/*
核心思想是比较s1与s2中的sector扇区号大小,也就是比较s1与s2中的柱面号的大小
因为柱面的寻找是耗时最长的,所以要保证
寻找柱面也即寻道的时间不能太长,就要在
寻道上面做优化处理
*/
#define IN_ORDER(s1,s2) \
((s1)->cmd<(s2)->cmd || ((s1)->cmd==(s2)->cmd && \
((s1)->dev < (s2)->dev || ((s1)->dev == (s2)->dev && \
(s1)->sector < (s2)->sector))))
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5. 生磁盘层次抽象管理的梳理

至此,生磁盘层面的两层抽象就讲完了,连起来就是:

  • 多进程“得到盘块号”,计算出扇区号。

    • 至于这里的盘块号怎么得到,就是下面 文件系统的工作
    • 生磁盘假定盘块号已知 / 由用户给出。
  • 得到起始扇区号,访问磁盘产生请求(make_request),将其按照电梯算法放到请求队列中(add_request);

    注意,此处 make_request 也涉及了内存缓冲区的申请,此处代码使用了很多优化技巧,但此处不细讲这段代码了。

  • 放入请求队列后,请求访问磁盘的进程睡眠 / 切到睡眠队列,因为接下来也是外设的工作了。这也是多进程同步合作的一个例子。

  • 磁盘中断,处理磁盘请求,调用 do_hd_request;

    具体代码见2.1.

  • do_hd_request 将 磁盘请求 / 扇区号 换算为CHS;

  • 用 hd_out 将CHS发给相应的磁盘控制器,启用总线进行磁盘读写。

  • 完成读写工作后,进行中断处理,结束请求,唤醒相应进程,此时内存中就有该进程需要的数据了,进程继续工作。

    接上后面的文件系统、目录,使用磁盘的完整图像就完成了。

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posted @ 2022-09-13 22:58  climerecho  阅读(385)  评论(2编辑  收藏  举报