15.操作系统——文件IO,page cache保证内存与磁盘一致性与设备管理

文件系统

Linux 存储系统的 I/O 软件分层，分为三个层次，分别是文件系统层、通用块层、设备层。

• 文件系统层，包括虚拟文件系统和其他文件系统的具体实现，它向上为应用程序统一提供了标准的文件访问接口，向下会通过通用块层来存储和管理磁盘数据。
• 通用块层，包括块设备的 I/O 队列和 I/O 调度器，它会对文件系统的 I/O 请求进行排队，再通过 I/O 调度器，选择一个 I/O 发给下一层的设备层。
  -设备层，包括硬件设备、设备控制器和驱动程序，负责最终物理设备的 I/O 操作。

文件I/O

常见的IO分为三类：
缓冲与非缓冲 I/O
直接与非直接 I/O
阻塞与非阻塞 I/O VS 同步与异步 I/O

阻塞 I/O、非阻塞 I/O，还是基于非阻塞 I/O 的多路复用都是同步调用。因为它们在 read 调用时，内核将数据从内核空间拷贝到应用程序空间，过程都是需要等待的，也就是说这个过程是同步的，如果内核实现的拷贝效率不高，read 调用就会在这个同步过程中等待比较长的时间。

1.缓冲与非缓冲IO
根据是否利用标准库缓冲：

• 缓冲IO：利用标准库缓存实现文件的加速范围跟，标准库则再通过系统调用访问文件。
• 非缓冲：直接通过系统调用访问文件，不经过标准库缓存

比如linux中输入密码经常看不见，是因为直到遇见换行指令，才进行IO，之前的内容都是先被标准库暂时缓存起来，这样做可以减少系统调用次数。

2.直接与非直接IO

Linux 内核为了减少磁盘 I/O 次数，在系统调用后，会把用户数据拷贝到内核中缓存起来，这个内核缓存空间也就是「页缓存」，只有当缓存满足某些条件的时候，才发起磁盘 I/O 的请求。
根据是否利用操作系统缓存：

• 直接IO，不会发送内核缓存与用户程序之间的数据复制，而是直接经过文件系统访问磁盘。
• 非直接IO，读操作时，数据从内核缓存拷贝到用户程序，进行写操作时，数据从用户程序拷贝给内核缓存，再由内核决定什么时候写入数据到磁盘。

触发内核缓存写磁盘的操作

• 调用write函数的最后 ，发现内核缓存数据太多，内核会把数据写到磁盘上。
• 用户主动sync，内核缓存写到磁盘上。
• 内存紧张，无法再分配页面
• 内核缓存数据超过某个时间。

3.阻塞与非阻塞IO 与 同步与异步IO

阻塞IO：
执行read，线程先被阻塞，一直到内核数据准备好，并把数据从内核拷贝到应用程序的缓冲区中，拷贝完成read返回。
阻塞得等1.内核准备好数据 2.数据从内核态拷贝到用户态 两个过程

非阻塞IO
read请求在数据尚未准备好就立即返回，此时应用程序不断轮询，直到数据准备好，内核将数据拷贝到应用程序缓冲区，read获取到结果。
即read发起系统调用一直轮询返回，直到数据准备好，而后从内核拷贝到应用进程。

最后一次read，获取数据是一个同步的过程，需要等待，同步指内核态数据拷贝到用户态程序缓存区的过程。

访问管道或者socket ，设置O_NONBLOCK，就表示非阻塞。

IO多路复用——使用一个进程来维护多个 Socket

socket:IP+端口；

为了解决非阻塞IO傻乎乎的轮询，通过IO事件分发select /poll，等内核数据准备好，再以事件通知应用程序操作。
这个做法大大改善了应用进程对 CPU 的利用率，在没有被通知的情况下，应用进程可以使用 CPU 做其他的事情。

1. select阻塞系统调用
2. 数据直到准备好，从内核拷贝到应用进程
3. 通知数据可读
4. read调用系统调用
5. 拷贝完成，返回结果

多进程模型：

如果服务器要支持多个客户端，其中比较传统的方式，就是使用多进程模型，也就是为每个客户端分配一个进程来处理请求。

服务器的主进程负责监听客户的连接，一旦与客户端连接完成，accept() 函数就会返回一个「已连接 Socket」，这时就通过 fork() 函数创建一个子进程，实际上就把父进程所有相关的东西都复制一份，包括文件描述符、内存地址空间、程序计数器、执行的代码等。

又因为子进程复制了父进程的文件描述符，可以直接用socket。可以发现，子进程不需要关心「监听 Socket」，只需要关心「已连接 Socket」；父进程则相反，将客户服务交给子进程来处理，因此父进程不需要关心「已连接 Socket」，只需要关心「监听 Socket」。

子进程再使用结束推出时，会变成僵尸进程，需要用wait() 和waitpid()函数回收资源。

多线程模型：
线程是运行在进程中的一个“逻辑流”，单进程中可以运行多个线程，同进程里的线程可以共享进程的部分资源的，比如文件描述符列表、进程空间、代码、全局数据、堆、共享库等，这些共享些资源在上下文切换时是不需要切换，而只需要切换线程的私有数据、寄存器等不共享的数据，因此同一个进程下的线程上下文切换的开销要比进程小得多。

当服务器与客户端 TCP 完成连接后，通过 pthread_create() 函数创建线程，然后将「已连接 Socket」的文件描述符传递给线程函数，接着在线程里和客户端进行通信，从而达到并发处理的目的。

使用线程池的方式来避免线程的频繁创建和销毁，所谓的线程池，就是提前创建若干个线程，这样当由新连接建立时，将这个已连接的 Socket 放入到一个队列里，然后线程池里的线程负责从队列中取出已连接 Socket 进程处理。

这个队列是全局的，每个线程都会操作，为了避免多线程竞争，线程在操作这个队列前要加锁。

1.select：
select 实现多路复用的方式是，将已连接的 Socket 都放到一个文件描述符集合，然后调用 select 函数将文件描述符集合拷贝到内核里，让内核来检查是否有网络事件产生，检查的方式很粗暴，就是通过遍历文件描述符集合的方式，当检查到有事件产生后，将此 Socket 标记为可读或可写， 接着再把整个文件描述符集合拷贝回用户态里，然后用户态还需要再通过遍历的方法找到可读或可写的 Socket，然后再对其处理。

所以，对于 select 这种方式，需要进行 2 次「遍历」文件描述符集合，一次是在内核态里，一个次是在用户态里 ，而且还会发生 2 次「拷贝」文件描述符集合，先从用户空间传入内核空间，由内核修改后，再传出到用户空间中。select 使用固定长度的 BitsMap，表示文件描述符集合，而且所支持的文件描述符的个数是有限制的，在 Linux 系统中，由内核中的 FD_SETSIZE 限制， 默认最大值为 1024，只能监听 0~1023 的文件描述符。

2.poll
poll 不再用 BitsMap 来存储所关注的文件描述符，取而代之用动态数组，以链表形式来组织，突破了 select 的文件描述符个数限制，当然还会受到系统文件描述符限制。
但是 poll 和 select 并没有太大的本质区别，都是使用「线性结构」存储进程关注的 Socket 集合，因此都需要遍历文件描述符集合来找到可读或可写的 Socket，时间复杂度为 O(n)，而且也需要在用户态与内核态之间拷贝文件描述符集合，这种方式随着并发数上来，性能的损耗会呈指数级增长。

3.epoll
epoll 通过两个方面，很好解决了 select/poll 的问题。

1. epoll 在内核里使用红黑树来跟踪进程所有待检测的文件描述字，把需要监控的 socket 通过 epoll_ctl() 函数加入内核中的红黑树里，红黑树是个高效的数据结构，增删改一般时间复杂度是 O(logn)。而 select/poll 内核里没有类似 epoll 红黑树这种保存所有待检测的 socket 的数据结构，所以 select/poll 每次操作时都传入整个 socket 集合给内核，而 epoll 因为在内核维护了红黑树，可以保存所有待检测的 socket ，所以只需要传入一个待检测的 socket，减少了内核和用户空间大量的数据拷贝和内存分配。
2. epoll 使用事件驱动的机制，内核里维护了一个链表来记录就绪事件，当某个 socket 有事件发生时，通过回调函数内核会将其加入到这个就绪事件列表中，当用户调用 epoll_wait() 函数时，只会返回有事件发生的文件描述符的个数，不需要像 select/poll 那样轮询扫描整个 socket 集合，大大提高了检测的效率。

异步IO aio_read

指 内核准备数据 以及 数据从内核态拷贝到用户态的应用进程 都不需要等待。

1. aio_read发起系统调用，并立即返回
2. 直到内核将数据准备好，并拷贝到应用进程，此时内核拷贝完成主动通知应用进程。

不同IO机制对比总结

在前面我们知道了，I/O 是分为两个过程的：

1.数据准备的过程
2.数据从内核空间拷贝到用户进程缓冲区的过程
阻塞 I/O 会阻塞在「过程 1 」和「过程 2」，而非阻塞 I/O 和基于非阻塞 I/O 的多路复用只会阻塞在「过程 2」，所以这三个都可以认为是同步 I/O。

例子小林总结的打饭过程蛮有意思的：

write过程

1. 应用程序调用write
2. 先到vfs,虚拟文件系统（用以屏蔽了多个文件系统的差别）
3. 页缓存page cache
4. 具体的文件系统ext4
5. block IO层
6. 驱动转化为SCSI指令，操作存储介质

page cache

本质时linux内核管理的内存区域，应用程序通过mmap以及vfs通过Buffer io将文件读取到内存空间，实际上读到了page cache

Page Cache 用于缓存文件的页数据，buffer cache 用于缓存块设备（如
磁盘）的块数据。
页是逻辑上的概念，因此 Page Cache 是与文件系统同级的；
块是物理上的概念，因此 buffer cache 是与块设备驱动程序同级的。

主要优点：1.缓存最近被访问的数据（根据时空局部性）2.预读功能

Page Cache 与 buffer cache 的共同目的都是加速数据 I/O过程：

写数据时首先写到缓存，将写入的页标记为 dirty，然后向外部存储 flush，也就是缓存写机制中的 write-back（另一种是 write-through，Linux 默认情况下不采用）；
读数据时首先读取缓存，如果未命中，再去外部存储读取，并且将读取来的数据也加入缓存。操作系统总是积极地将所有空闲内存都用作 Page Cache 和 buffer cache，当内存不够用时也会用 LRU 等算法淘汰缓存页。

预读功能：
读取磁盘数据的时候，需要找到数据所在的位置，但是对于机械磁盘来说，就是通过磁头旋转到数据所在的扇区，再开始「顺序」读取数据，但是旋转磁头这个物理动作是非常耗时的，为了降低它的影响，PageCache 使用了「预读功能」。

假设 read 方法每次只会读 32 KB 的字节，虽然 read 刚开始只会读 0 ～ 32 KB 的字节，但内核会把其后面的 32～64 KB 也读取到 PageCache，这样后面读取 32～64 KB 的成本就很低，如果在 32～64 KB 淘汰出 PageCache 前，进程读取到它了，收益就非常大。

page cache 与文件持久化的一致性、可靠性

任何系统引入缓存，就会引发一致性问题：内存中的数据与磁盘中的数据不一致
文件 = 数据 + 元数据。元数据用来描述文件的各种属性，也必须存储在磁盘上。因此，我们说保证文件一致性其实包含了两个方面：数据一致+元数据一致。

如果发生写操作并且对应的数据在 Page Cache 中，那么写操作就会直接作用于 Page Cache 中，此时如果数据还没刷新到磁盘，那么内存中的数据就领先于磁盘，此时对应 page 就被称为 Dirty page

linux 写穿和写回实现文件一致性（内存和磁盘一致）

1. write through:写穿，向用户从提供特定接口，应用程序通过主动调用接口保证文件一致性。以牺牲系统 I/O 吞吐量作为代价，向上层应用确保一旦写入，数据就已经落盘，不会丢失；
2. write back:写回，系统中存在一些内核线程作为定期任务，周期性同步文件系统中脏数据块。在系统发生宕机的情况下无法确保数据已经落盘，因此存在数据丢失的问题。不过，在程序挂了，例如被 kill -9，Page Cache 中的数据操作系统还是会确保落盘；

依赖于以下三种系统调用：

1. fsync:文件的脏数据和脏元数据全部刷新至磁盘中。
2. fdatasync:文件的脏数据刷新至磁盘，同时对必要的元数据刷新至磁盘中，这里所说的必要的概念是指：对接下来访问文件有关键作用的信息，如文件大小，而文件修改时间等不属于必要信息
3. sync:对系统中所有的脏的文件数据元数据刷新至磁盘中

进程写文件崩溃是否会丢掉已经写的数据

不会，执行write系统调用，实际上会写到内核的page cache中，其作为一块缓冲区，即使进程崩溃，文件仍会保留。而后我们再次尝试读的时候，也是从page cache读的，因此数据没有丢。

内核会找个合适的时机，将 page cache 中的数据持久化到磁盘。但是如果 page cache 里的文件数据，在持久化到磁盘化到磁盘之前，系统发生了崩溃，那这部分数据就会丢失了。

解决方法：
程序里调用 fsync 函数，在写文文件的时候，立刻将文件数据持久化到磁盘，这样就可以解决系统崩溃导致的文件数据丢失的问题。

设备管理

设备控制器

作用：屏蔽每个设备用法功能的不同，通过操作系统把IO设备统一管理。
流程：设备 到 控制器 到 接口（内部有三种寄存器，分别管状态，命令和数据） 经过总线 直接到 CPU/内存

通过写入这些寄存器，操作系统可以命令设备发送数据、接收数据、开启或关闭，或者执行某些其他操作。
通过读取这些寄存器，操作系统可以了解设备的状态，是否准备好接收一个新的命令等。

块设备与字符设备

• 块设备：数据存在固定大小的块中，硬盘、USB。块设备通常传输的数据量会非常大，于是控制器设立了一个可读写的数据缓冲区。屯够一部分才IO。Linux 通过一个统一的通用块层，来管理不同的块设备。第一个功能，向上为文件系统和应用程序，提供访问块设备的标准接口，向下把各种不同的磁盘设备抽象为统一的块设备，并在内核层面，提供一个框架来管理这些设备的驱动程序；第二功能，通用层还会给文件系统和应用程序发来的 I/O 请求排队，接着会对队列重新排序、请求合并等方式，也就是 I/O 调度，主要目的是为了提高磁盘读写的效率。
• 字符设备：以字符为单位IO一个字符流，不可寻址，没有寻道操作，鼠标。

CPU如何与设备控制器和数据缓冲区通信

• 端口IO：每个控制寄存器被分配一个IO端口，可以通过特殊汇编指令操作，如in out
• 内存映射I/O：将所有控制寄存器映射到内存中，这样就可以读内存一样读写数据缓冲区。

IO控制方式——DMA

频繁的中断对磁盘类的设备不友好，会让CPU经常被打断。
DMA：直接内存访问 使设备再CPU不参与的情况下，自行完成设备IO数据到内存。简单理解就是，在进行 I/O 设备和内存的数据传输的时候，数据搬运的工作全部交给 DMA 控制器，而 CPU 不再参与任何与数据搬运相关的事情，这样 CPU 就可以去处理别的事务。

具体过程：

1. 用户进程调用read /write，向操作系统发出IO请求，请求读数据到内存缓冲区，进程从而阻塞。
2. 操作系统收到请求，将IO请求转发给DMA，让CPU执行其他任务。
3. DMA进一步把IO请求发给磁盘，磁盘把数据督导磁盘控制器缓冲区中，当磁盘控制器的缓冲区读满，即可向DMA发起中断信号，告知自己满了。
4. DMA收到信号，将磁盘控制缓冲区中的数据拷贝到内核缓冲区中，此时不需要CPU参与，因此CPU可以处理其他任务。
5. DMA读到足够的数据，中断信号发给CPU。cpu收到DMA，知道万事俱备了，直接把数据从内核拷贝到用户空间，系统调用返回。

常问

提高IO效率（优化文件传输性能）

传输文件，需要read 一次，write一次，正常4次用户态和内核态切换，4次数据拷贝

第一次拷贝，把磁盘上的数据拷贝到操作系统内核的缓冲区里，这个拷贝的过程是通过 DMA 搬运的。
第二次拷贝，把内核缓冲区的数据拷贝到用户的缓冲区里，于是我们应用程序就可以使用这部分数据了，这个拷贝到过程是由 CPU 完成的。
第三次拷贝，把刚才拷贝到用户的缓冲区里的数据，再拷贝到内核的 socket 的缓冲区里，这个过程依然还是由 CPU 搬运的。
第四次拷贝，把内核的 socket 缓冲区里的数据，拷贝到网卡的缓冲区里，这个过程又是由 DMA 搬运的。

存储系统的 I/O 是整个系统最慢的一个环节，所以 Linux 提供了不少缓存机制来提高 I/O 的效率：
要想减少上下文切换的次数，就要减少系统调用。

1. 为了提高文件访问的效率，会使用页缓存、索引节点缓存、目录项缓存等多种缓存机制，目的是为了减少对块设备的直接调用。
2. 为了提高块设备的访问效率， 会使用缓冲区，来缓存块设备的数据
3. 在文件传输场景里，由于在用户空间并不会对数据做再加工，数据其实没有必要搬运到用户空间，这种情况不经过用户缓冲区，直接把数据从内核缓冲区拷贝到socket缓冲区就行。见下mmap+write

大文件：
在高并发的场景下，针对大文件的传输的方式，应该使用「异步 I/O（不等数据就返回，等内核准备好了通知） + 直接 I/O（不使用page cache）」来替代零拷贝技术。

总结：大文件：异步IO+直接IO。 小文件：零拷贝

零拷贝（kafka，nginx有利用）

定义：没有在内存层面去拷贝数据，也就是说全程没有通过 CPU 来搬运数据，所有的数据都是通过 DMA 来进行传输的。
零拷贝技术实现的方式通常有 2 种：

1. mmap+write：因为read（）系统调用会把内核缓冲区数据拷贝到用户缓冲区，用mmap()函数替代read()系统调用，mmap()直接把内核缓冲区数据映射到用户空间，双方共享缓冲区，即不需要数据拷贝。
2. sendfile

mmap+write具体步骤：

1. 应用调用mmap()，DMA把磁盘数据拷贝到内核缓冲区，接着应用进程和操作系统共享该内核缓冲区。
2. 应用进程再调用write(),操作系统直接将内核缓冲区的数据拷贝到socket缓冲区中，cpu只负责搬运数据
3. 最后，内核的socket缓冲区里的数据拷贝到网卡的缓冲区，由DMA负责拷贝。

我们可以得知，通过使用 mmap() 来代替 read()， 可以减少一次数据拷贝的过程。但仍然需要 4 次上下文切换，因为系统调用还是 2 次。

sendfile

#include 
ssize_t sendfile(int out_fd, int in_fd, off_t *offset, size_t count);

文件传输函数，可以替代前面的 read() 和 write() 这两个系统调用，这样就可以减少一次系统调用，也就减少了 2 次上下文切换的开销。

其次，该系统调用，可以直接把内核缓冲区里的数据拷贝到 socket 缓冲区里，不再拷贝到用户态，这样就只有 2 次上下文切换，和 3 次数据拷贝。如下图：

但这仍然有3次拷贝，如果网卡支持 SG-DMA，sendfile() 系统调用的过程发生了点变化，具体过程如下：
第一步，通过 DMA 将磁盘上的数据拷贝到内核缓冲区里；
第二步，缓冲区描述符和数据长度传到 socket 缓冲区，这样网卡的 SG-DMA 控制器就可以直接将内核缓存中的数据拷贝到网卡的缓冲区里，此过程不需要将数据从操作系统内核缓冲区拷贝到 socket 缓冲区中，这样就减少了一次数据拷贝；

只需要 2 次上下文切换和数据拷贝次数，就可以完成文件的传输，而且 2 次的数据拷贝过程，都不需要通过 CPU，2 次都是由 DMA 来搬运。零拷贝技术可以把文件传输的性能提高至少一倍以上。

键盘输入字母到显示期间发生了什么

架构：CPU的内存接口通过系统总线接入IO桥接器，桥接器另一端通过内存总线连接内存。这样CPU和内存可以通信。
从IO桥接器拉出到IO总线，IO总线通过设备控制器连接外设。

发生了什么：

1. 敲键盘，键盘控制器产生扫描码数据，将其缓存在键盘控制器的寄存器中，而控制器通过总线给CPU发送中断请求。
2. CPU收到中断请求，保存CPU上下文，调用对应的中断处理程序。该中断处理程序是安装键盘驱动就初始化注册好的。功能就是从控制器寄存器中读扫描码，然后根据扫描码找到用户输入了哪个字符，如果是显示字符，就翻译成ASCLL码。将ascll码放到内存中的读缓冲队列中。
3. 显示器驱动设备从读缓冲队列中读取数据，将其放到写缓冲队列中，显示在屏幕上。
4. CPU最后需要恢复被中断的上下文。

注：显示的过程显卡处于图形模式（如果计算机刚刚加电启动，显卡最开始处于文本模式），屏幕分辨率为 1024x768，即把屏幕分成 768 行，每行 1024 个像素点，但每个像素点占用显存的 32 位数据（4 字节，红、绿、蓝、透明各占 8 位）。我们只要往对应的显存地址写入相应的像素数据，屏幕对应的位置就能显示了。