七、输入输出和存储系统

七、输入输出和存储系统

AMDAHL定律（阿姆达尔）

计算机系统整体性能的速度提升（加速比）取决于某个特定部件本身的加速率和该部件在系统中的使用率。公式表示为

式中，S为系统整体性能的加速率，f表示待替换部件完成的工作部分，k为新部件的加速率。

例如，某计算机需要70%时间执行CPU操作和30%时间等待磁盘服务，当前有两种升级方案：10000使得处理器价格提高50%，或7000使得磁盘处理能力为当前系统的250%。若选择升级处理器，则f = 0.70，k = 1.5，S = 1 / ((1-0.7)+0.7/1.5) = 1.30；若选择升级磁盘，则f = 0.30，k = 2.5，S约为1.22。由此可看出升级处理器带来的整体性能提升更高，但考虑价格因素，对提升的每个百分点，升级CPU需要333，而升级磁盘只要318。

计算加速比：

A为200，B为100，A是B的2倍，A比B快2倍，A比B快100%，

加速比就是1+N/100，而不是N，CPU比当前的快了50%，则它的加速比就是1.5

阿姆达尔的应用：

通用编程计算修改哪里的代码，硬件更换，处理器集设计，指令集设计和并行编程，企业管理业务流程

计算机系统整体有效性影响：CPU-存储器-磁盘IO

I/O体系结构定义

• 输入/输出定义为在外部设备和由CPU、主存储器组成的主机系统之间移动编码数据的一个子系统部件。

• 输入输出子系统包括
  • 用于I/O功能的主存储器模块
  • 提供将数据从系统中移入和移出所需要的总线通道
  • 主机和外围设备中的控制模块
  • 连接外部元件的接口、连接主机系统和外围设备的电缆等
• 协议：在发送设备和接收设备之间交换的各种信号的具体形式和信号所代表的意义，包括命令信号、状态信号、数据传递信号。接收设备对命令和发送来的数据做出应答的协议交换称为握手。
• 通常处理大量数据信息的外部设备都有缓冲存储器，如打印机、磁带驱动器等，缓冲器允许主机系统以尽可能快的方式将大量数据发送到外围设备中。设备控制电路负责从系统的缓冲器中提取或输入数据
• 磁盘和磁带属于持久性存储，其相对易失性存储时间更长。数据在磁性介质中可以保存约5年，在光学介质中可保存大约100年。

I/O控制方法

解释CPU如何实现与IO的交互：

• 程序控制的I/O：系统为每个I/O设备至少分配一个专用的寄存器，CPU持续不断的监视每个寄存器，等待数据到达，该方法称为轮询。一旦CPU检测到某个“数据就绪”的条件，就为该寄存器准备指令执行等操作。优点在于：可以通过编程控制每个外部设备的行为，改变程序就可以调整系统所控制的外部设备的数目和类型，以及轮询的权限和时间间隔。缺点在于：不断对寄存器轮询使得CPU持续处于繁忙等待循环中，直到开始服务某个I/O请求。如果没有任何I/O任务要处理，CPU就无法从事任何有用的操作。因此程序控制的I/O最适合用于自动提款机等一些用来控制或监视外部事件的系统。
• 中断驱动的I/O：在有数据发送需求时由外部设备通知CPU，如果没有外部设备发出服务请求来中断CPU，则CPU继续执行其他任务。通常使用CPU的标志寄存器中的一个二进制位表示中断信号，该位称为中断标志。一旦中断标志置位，操作系统就会中断正在执行的程序，并保存该程序的状态和各种可变的信息，提取请求中断的I/O设备的地址矢量。在完成I/O操作后CPU会完全恢复到中断前状态并继续执行。该方法和程序控制I/O的相似之处为：都可以对I/O服务程序进行修改以适应外部硬件的改变。许多主流操作系统均使用中断控制的I/O，为防止病毒制造者修改I/O设备地址矢量指向恶意代码，操作系统均提供了保护机制防止这类操作

• 直接存储器存取（DMA）：CPU从I/O设备移入和移出数据过程中，会运行一些类似的指令，这些指令非常简单，可以使用一个专用芯片编程。如果一个系统使用DMA，则CPU不再需要执行冗长的I/O指令，仅需为DMA提供需要传输数据字节的地址、字节数以及目标I/O设备地址。CPU和DMA的通信由CPU上的专用I/O寄存器完成。DMA执行I/O操作的具体细节时，CPU会继续执行下一个任务，DMA完成后会发送一个中断请求通知CPU。程序控制的I/O每次传输一个字节，中断控制的I/O每次可以按字节或小数据块形式传输，具体取决于I/O设备。通常速度较慢的设备如键盘，传输相同字节数的数据要比磁盘驱动器和打印机产生更多的中断过程。DMA方法是面向数据块的I/O处理方式，只在一组字节的传输结束后才中断CPU。当DMA发出I/O完成的信号后，CPU会给出下一个要读取或写入的内存地址，而传输失败时，CPU会独自做出适当的相应，因此DMA的I/O需要很少的CPU参与。DMA控制器和CPU共享存储器总线，任一时刻只能有一个设备控制总线，通常I/O设备比CPU从内存中提取程序指令和数据的优先级高，因为很多I/O设备操作都限制在紧凑的时间参数内，如果特定的时间周期内没有检测到事件发生，这些I/O设备就会被强制超时休息，并中止当前I/O进程。为避免超时休息，DMA会利用平时由CPU使用的存储器周期完成I/O操作，称为周期窃取。因为I/O趋向于在总线上产生突发式的传输，即成块成组的发送数据，在这些突发式传输的间隙，CPU会被授权访问总线。

• 通道控制的I/O：DMA适用于小型单用户计算机，对于大型多用户计算机通常采用I/O通道的智能型DMA接口。一个或多个的I/O处理器可以控制多条不同的I/O路径，这些路径被称为通道路径。对于慢速设备如打印机，通道路径可以复用，允许几个这类设备仅通过一个控制器管理。在IBM的大型计算机中，一个多路复用的通道路径称为多路复用器通道，而服务于磁盘控制器和其他快速设备的通道称为选择器通道。I/O通道由一些被称为I/O处理器（IOP）的小CPU控制，IOP具有执行程序的能力，其与DMA的主要区别在于1）I/O处理器的智能特性：能够对协议进行协商，发出各种设备命令，独立于CPU传输，CPU只负责为其创建程序指令、通知其指令所在地址。通道控制的I/O系统都配备单独的总线，IOP只在从主存储器提取指令时才使用系统存储器总线。因此通道控制的I/O通常在高吞吐量的环境中使用。

磁盘技术

磁盘驱动器技术出现前，顺序存储介质如打孔卡片、磁带、纸带等是唯一可用的持久性存储介质。如果某个用户所需的数据写在磁带卷轴的尾部，必须读完整卷才能读取，并且每次只能阅读一个记录。

磁盘驱动器

磁盘驱动器被称为随机存储设备，或直接存储设备。磁盘上的每个存储单元被称为扇区sector，有独一无二的存取地址。这些扇区按照同心圆环的形式划分为一圈一圈的磁道track（每个同心圆环为一个磁道），每个磁道上的扇区数都相同，因此数据在磁盘中心写入的数据比磁盘边缘更加密集。有的厂商会把全部扇区制作为近似相同的容量，这样外部磁道可以放置比内部磁道更多的扇区，存储更多信息，这种方法称为分区位，现在很少被使用，因为需要更复杂的驱动控制电路。

磁道从磁盘最外的磁道0开始编号，在一条磁道分布的圆周上，扇区的分配顺序可能不连续，这样允许驱动器电路有时间在读取下一个扇区之前处理完扇区进程的内容，这种技术称为交叉存储技术。现代磁盘驱动器大多一次读取一条磁道，而不是一次读取一个扇区，因此交叉存储技术已经不再流行。

磁盘包括控制电路和一个或多个金属/玻璃盘片，称为碟片。盘片上镀有一层薄的磁性材料薄膜，碟片堆叠在转轴上，通过一个马达带动磁盘碟片旋转，磁盘的读写头安装在一个旋转的磁盘驱动臂上，磁盘驱动臂通过其转轴上缠绕的线圈的感应磁场来进行准确定位。

对于一个堆叠的磁盘结构，磁盘上的各个磁道上下一一对应，形成一个圆柱面cylinder。一组梳状的读写头每次可以访问一个柱面。通常磁盘的可用面上都有一个磁头，但对于一些老式的磁盘系统特别是移动磁盘，最上层碟片的上表面和最下层磁盘的下表面常常都是不用的。磁盘磁头从来都不会触及磁盘的表面，而是悬浮在磁盘表面的上方，之间仅仅相隔几个微米厚的空气层。当磁盘系统断电后，磁头退到一个安全的地方，这一过程称为停靠****磁头head。如果读写头接触到磁盘表面，就会损坏磁盘，称为磁头撞损。

寻道时间指磁盘驱动臂定位到指定的磁道上所需的时间。寻道时间并不包括磁头读取磁盘目录的时间。磁盘目录将逻辑文件信息如my_story.doc，映射到对应的物理扇区位置。部分高性能的磁盘会在每个可用面的每个磁道上都提供一个读写头，消除了寻道时间。旋转延迟是指读写头定位到指定的扇区所需的时间。旋转延迟和寻道时间的和为存取时间。

在每次执行读写操作前都必须读取磁盘目录，由于磁盘最外层的磁道在相同面积内有最低的位密度，因此与内层磁道相比更不容易出现位错误。为保证更高的可靠性，可以把磁盘目录存放在最外层磁道，即磁道0。因此每次存取操作驱动臂都必须向外摆动到磁道0，然后回到所需数据的磁道上。随着记录技术和纠错算法发展，目前已经允许磁盘目录放到能够提供最佳性能的位置上，即最中间的磁道上。实际情况中，操作系统以群组的形式为扇区分配地址，称为区块。每个块中扇区的数目决定了分配表的大小，如果分配的块越小，则当一个文件不能装满整个块时，浪费的空间就越小；而如果每个块中的扇区数目过少，则记录块的分配表会很大，查找速度会减慢。

软盘

软盘组织方式与硬盘相似，按照磁道和扇区寻址。区别在于软盘的磁性材料涂层附着在一个软性的聚酯塑料基片上，并且由于软盘不能像硬盘一样密封，因此软盘的数据密度和旋转速度受到很大限制。软盘的读写头必须接触到磁盘的磁表面，当读写头上有其他颗粒时，摩擦会引起磁性涂层的磨损，因此必须定期清洗磁头。软盘的组织结构和操作规范更统一。

独立磁盘冗余阵列

廉价磁盘冗余阵列 -- RAID -- 利用若干数量的廉价小磁盘替代大型机上的大型昂贵的单磁盘

更高编号的RAID层次不一定是更好的RAID系统

• RAID Level 0：简称RAID-0，将数据以条带形式存放在几个磁盘表面上，一个记录会占用几个磁盘表面的多个扇区，又称为磁盘跨区、块交错数据分带或磁盘分带。分带是简单的将逻辑顺序的数据进行分段，分段可以小到单一位，或某个特定大小的块。因为RAID-0不提供冗余，因此在各种RAID配置结构中，RAID-0有最佳性能，尤其在每个磁盘都有自己的独立控制器和高速缓存时。RAID-0非常廉价，但系统整体可靠性为单个磁盘期望性能的几分之一。如阵列由5个磁盘组成，每个磁盘设计寿命50000小时，则整个系统期望设计寿命50000/5 = 10000 小时。磁盘数增加，失效概率随之增加。没有冗余导致RAID-0没有容错能力，因此RAID-0的唯一好处在于性能，通常用于非关键的而又需要高速读取、写入的数据，或改变不太频繁和经常被分的数据，或低成本场合。

• RAID Level 1：称为磁盘镜像，是所有RAID级中失效保护最佳的方案，存储方式和RAID-0相同，但每次写入数据都会复制到另一组完全相同的磁盘上。这种方式的读取性能更优异，尤其在镜像盘（第二组磁盘）和住驱动器相差180度旋转时，减少一半反应时间。RAID-1适合于面向事务、高可用率的工作环境，以及高容错率的应用，如会计、工资表。就是成本高

• RAID Level 2：RAID-1方案成本为RAID-0的两倍，而RAID-2只是用磁盘组中的一个或几个磁盘存储其他磁盘中的数据信息。RAID-2在每个条带中只写入一位数据，而不采用任意大小的块写入数据，这样需要至少八个磁盘表面才能存放数据，另外需要一组磁盘驱动器存放纠错信息，这些纠错位由海明编码生成。如果磁盘阵列中的任何一个驱动器损坏，可以用海明驱动器重建这个驱动器。同样，如果海明驱动器出错，也可以用数据驱动器重建。然而，所有驱动器必须严格同步，并且生成海明编码的过程非常耗时。    
• RAID Level 3：RAID-3同RAID-2一样，每次按照一位的方式将数据交错分配到各个驱动器的条带中，但与RAID-2不同的是，RAID-3只使用一个驱动器来保存简单的奇偶校验位，只需对每一位进行异或即可。利用这种方法可以对一个损坏的驱动器重建，例如6号驱动器损坏并要被替换，只要对其他7个数据驱动器和奇偶校验器上的数据异或即可。RAID-3需要同步操作，比RAID-1和RAID-2更经济，不适合面向事务的应用程序，更适合读写大块数据块的情况。

• RAID Level 4：RAID-4和RAID-2一样，是理论上的RAID级。使用一个奇偶校验位驱动器和一组数据磁盘，将数据写入统一大小的条带中，奇偶校验位也存储为条带。然而RAID-4使系统性能严重下降，因为数据盘对奇偶校验盘有竞争情况。假设正在处理奇偶校验块，如果有一个条带1和条带4的写入请求，在RAID-0和RAID-1时会直接写入，而RAID-4的奇偶校验则成为了瓶颈。

• RAID Level 5：RAID-5是所有以RAID为基础的应用系统中使用数量最多的，能够以最少的成本提供最佳的保护，改进了RAID-4，将奇偶校验位写到多个磁盘上而非一个磁盘。但在所有RAID层次中，RAID-5需要的磁盘控制器是最复杂的。图中绿色方块代表奇偶校验位。

• RAID Level 6：前面所有的RAID系统只能允许最多有一个磁盘出错，但通常磁盘驱动器出错呈现成簇的倾向（寿命相同，灾难性事件）。RAID-6对每排数据使用两组纠错条带，除使用奇偶校验位外还使用Reed-Soloman纠错编码提供二层保护。RAID-6的写入性能很差，并且生成Reed-Soloman编码需要的代价很大，因此目前没有商业配置的RAID-6系统。

• RAID混合系统：如RAID-10，将RAID-0的分带和RAID-1的镜像结合。