Архитектура Аудит Военная наука Иностранные языки Медицина Металлургия Метрология
Образование Политология Производство Психология Стандартизация Технологии


Как работает оборудование: шины, мосты, порты и интерфейсы





отображении ввода-вывода в память устройствам назначаются регионы адресного про­странства для связи и управления.

Например, на архитектуре х86 регистры данных первого параллельного порта нахо­дятся в порту ввода-вывода (I/O port) 0x378, тогда как на РРС в зависимости от реали­зации он может находиться в памяти по адресу ОхГООООЗОО. Для чтения из регистра дан­ных первого последовательного порта на х86 мы исполняем ассемблерную инструкцию in al, 0x378. В этом случае мы активизируем линию управления для контроллера параллельного порта. Для шины это означает, что 0x378 - это не адрес в памяти, а порт ввода-вывода. Для чтения регистра данных первого последовательного порта на РРС мы выполняем ассемблерную инструкцию lbz гЗ, 0 (Oxf 0000300). Контроллер парал­лельного порта следит за шиной адресов1 и отвечает только на запросы от определенного диапазона адресов, при которых ОхГООООЗОО будет неудачным.

С развитием персональных компьютеров все больше дискретных устройств ввода-вывода объединялось в единственный интегрированный Superio чипсет. Функции Superio обычно берет на себя южный мост (как в ALI M1543C). В качестве примера типичной функциональности, которую можно обнаружить в Superio-устройстве, рассмотрим SMSC FDC37C932. Он включает контроллер клавиатуры, таймер реального времени, устройство управления питанием, контролер гибких дисков, контроллер последовательного порта, параллельный порт, интерфейс IDE и ввод-вывод общего назначения. Другие южные мос­ты содержат интегрированный контроллер локальной сети, PCI Express, аудиоконтроллер и т. д.

Новая архитектура систем Intel перешла к концепции хабов (hubs). Северный мост стал называться хабом контроллеров графики и памяти (Graphics and Memory Controller Hub, GMCH). Он поддерживает высокопроизводительные AGR- и DDR-контроллеры. С появлением PCI Express чипсеты Intel превратились в хаб-контроллер памяти (Memory Controller Hub) (MCH) для контроллеров графики и памяти DDR2. Южный мост стал на­зываться хабом контроллера ввода-вывода (I/O Controller Hub, ICH). Эти хабы связаны через проприетарную шину точка-точка, называемую хабом архитектуры Intel (Intel Hub Architecture, ША). Более подробную информацию можно найти в описании чипсетов Intel 865G2 и 925ХЕ3. Рис. 5.2 иллюстрирует ICH.

AMD перешла от старого стиля Intel с северным и южным мостами к технологии упа­ковки HyperTransport между основными компонентами чипсета. Для операционной сис­темы HyperTransport является PCI-совместимым4. (См. описание чипсета AMD для серии чипсетов 8000.) Рис. 5.3 иллюстрирует технологию HyperTransport.

1 Наблюдение за шиной адресов также часто связывают с декодированием шины адресов.

2 http: //www.intel.com/design/chipsets/datashts/25251405.pdf.

3 http: //www.intel.com/design/chipsets/datashts/30146403.pdf.

4 См. описание чипсетов AMD серии 8000: http: //www.amd.com/us-en/Processors/ProductIn-
formation/0, 30_118_6291_4886, 00.html.



Глава 5* Ввод-Вывод


Рис. 5.2. Новый хаб Intel

Apple, в PowerPC, использует проприетарный дизайн, называемый универсальной архитектурой материнской платы (Universal Motherboard Architecture, UMA). Целью UMA является использование одинаковых чипсетов на всех Мас-системах.

Чипсет G4 включает «UniNorth-контроллер памяти и мост шины PCI» в качестве се­верного моста и «Key Largo I/O и контроллер дисковых устройств» в качестве южного моста. UniNorth поддерживает SDRAM, Ethernet и AGP. Южный мост Key Largo связан с UniNorht с помощью моста PCI-to-PCI, поддерживает шины ATA, USB, беспроводную локальную сеть (WLAN) и звук.

Чипсет G5 включает системный контроллер программно-специфическую интегриро­ванную цепь (Application Specific Intergated Circuit, ASIC), поддерживающую AGP и па­мять DDR. Он связан с системным контроллером через шину HyperTransport с контрол­лером PCI-X и высокопроизводительным устройством ввода-вывода. Более подробно об этой архитектуре можно прочитать на страницах Apple для разработчиков.

Имея этот базовый обзор основных системных архитектур, мы можем теперь сфо­кусироваться на интерфейсах, предоставляемых устройствами ядру. В гл. 1, «Обзор»,


Устройства



 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

                 
  Hammer Processor   DDR  
 
HyperTransport J Г      
  Graphics Tunnel   AGP  
 
HyperTransport J Г      
  PCI-X Tunnel   PCI-X  
 
    HyperTransport J Г      
  IDE   I/O Hub   PCI  
   
                     
  USB Serial   PAR  
             
                     

Рис. 5.3. AMD HyperTransport

говорилось, что устройства представлены файлами в файловой системе. Разрешение фай­ла, режимы и связанные с файловой системой системные вызовы, такие, как open () и read () применяются к этим специальным файлам точно так же, как и к обычным. Значение каждого вызова отличается в зависимости от обрабатываемого устройства и из­меняется для обработчиков каждого типа устройств. Тем не менее детали обработки устройства сделаны прозрачными для программиста приложений и скрыты в ядре. Стоит сказать, что, когда процесс применяет системный вызов к файлу устройства, он приводит­ся к одному из типов функций обработки устройства. Эти функции-обработчики опреде­ляются в драйвере устройства. Рассмотрим основные типы устройств.

Устройства

Существует два типа файлов устройств: файлы блочных устройств и файлы символьных устройств. Блочные устройства передают данные порциями, а символьные устройства (как следует из названия) передают данные по символу за один раз. Третий тип устройств, сетевые устройства, является специальным случаем, наследующим свойства как блочных, так и символьных устройств. При этом сетевые устройства не представ­ляются файлами.



Глава 5 • Ввод-Вывод


Старый метод назначения устройствам номеров, когда старшие номера обычно свя­зывались с драйверами устройств или контроллерами, а младшие номера были отдельны­ми устройствами внутри контроллера, уступил место новому, динамическому методу, называемому devf s. Исторически эти старшие и младшие номера были 8-битовыми, что позволяло иметь немногим больше 200 статически выделенных главных устройств на всей планете. Блочные и символьные устройства представлялись списками по 256 вхож­дений. (Вы можете найти официальный список выделяемых чисел для основных и допол­нительных устройств в /Documentation/devices. txt.)

Файловая система устройств Linux (Linux Device Filesystem, devfs) присутствовала до версии ядра 2.3.46; devfs не включена по умолчанию в сборку ядра 2.6.7, но может быть включена через файл настройки с помощью CONFIG_DEVFS=Y. При включении devfs модуль может регистрировать устройство по его имени, а не по паре старшего и младшего номеров. Для совместимости devfs позволяет использовать старые старшие и младшие номера или генерировать уникальные 16-битовые номера устройств на любой конкретной системе.

Обзор блочных устройств

Как говорилось ранее, операционная система Linux рассматривает все устройства в каче­стве файлов. Любые полученные элементы от блочного устройства могут быть связаны случайным образом. Хорошим примером блочного устройства является дисковый при­вод. Файловая система для диска IDE называется /dev/hda. С /dev/hda. связан старший номер 3 и младший номер 0. Сам дисковый привод обычно обладает контрол­лером и по своей сути является электромеханическим устройством (т. е. имеющим дви­жущиеся части). Раздел «Общая концепция файловых систем» в гл. 6, «Файловые сис­темы», рассматривает основы конструкции жесткого диска.

5.2.1.1 Обобщенный слой блочных устройств

Драйвер устройства регистрируется во время инициализации драйверов. При этом драй­вер добавляется в таблицу драйверов ядра (driver table), а номер драйвера отображается в структуру block_device_operations. Структура block_device__operations хранит функции для запуска и остановки данного блочного устройства в системе:

include/linux/fs.h

7 60 struct block_device_operations {

761 int (*open) (struct inode *, struct file *);

762 int (*release) (struct inode *, struct file *);

763 int (*ioctl) (struct inode *, struct file *,

unsigned, unsigned long);

764 int (*media_changed) (struct gendisk *);

765 int (*revalidate_disk) (struct gendisk *);


Устройства



766 struct module *owner;

767 };

Интерфейс блочных устройств похож на интерфейсы других устройств. Функции open () (строка 761) и release () (строка 762) - синхронные (т. е. запускаются сразу после завершения вызова). Наиболее важные функции, read () и write (), реализованы для блочных устройств особым способом из-за их механической натуры. Рассмотрим дос­туп к блоку данных с дискового привода. Время, требуемое на позиционирование головки над соответствующей дорожкой, и то, чтобы диск повернулся на требуемый блок, с точки зрения процессора является достаточно долгим. Эта задержка (latency) привела к идее создания системной очереди запросов (system request queue). Когда файловой системе требуется один или несколько блоков данных и они не находятся в локальном кеше страниц (page cache), она помещает запрос в очередь запросов и передает очередь на слой обобщенного блочного устройства. Слой обобщенного блочного устройства определяет наиболее эффективный способ механического получения (или сохранения) информации и передает ее драйверу жесткого диска.

Очень важно, что в момент инициализации драйвер блочного устройства регистриру­ет обработчик очереди запросов в ядре (с помощью специального менеджера блочного устройства) для выполнения операций чтения-записи блочного устройства. Слой обоб­щенного блочного устройства работает как интерфейс между файловой системой и ин­терфейсом уровня регистров и позволяет с помощью оптимизации в очереди запросов на чтение и запись наилучшим образом использовать новые и более разумные устройства. Это достигается с помощью вспомогательных утилит запросов. Например, если устройст­во для данной очереди поддерживает команды очередей, операции чтения и записи опти­мизируются для использования на данном оборудовании с помощью перераспределения запросов. В качестве примера оптимизации очереди может служить возможность установ­ки того, сколько запросов могут находиться в очереди ожидания. Связь уровня приложе­ний, слоя файловой системы, слоя обобщенного блочного устройства и драйвера устрой­ства показана на рис. 5.4. Файл biodoc. txt в /Documentation/block содержит до­полнительную информацию об этом слое и информацию об изменениях со времен старых версий ядра.

5.2.2 Очереди запросов и планировщик ввода-вывода

Когда запросы на чтение и запись передаются по слоям через VFS, они проходят драй­веры файловой системы и кеш страниц1 и заканчиваются входом в драйвер блокового устройства для выполнения настоящих операций ввода-вывода на устройстве, хранящем требуемые данные.

1 Этот переход описывается в гл. 6



Глава 5» Ввод-Вывод


 



ИМЯ ФАЙЛА?

КЕШ БУФЕРА

ПРОПАДАНИЕ? Я

БЛОК?

ОБРАБОТЧИК ЗАПРОСА ФАЙЛОВОЙ СИСТЕМЫ

ПРОМАХ БЛОК? УТИЛИТЫ ОЧЕРЕДИ ЗАПРОСОВ

ЗАПРОС (очередь frpm)

ИНИЦИАЛИЗАЦИЯ BkJnit-queue Register_blk_dev ч_________ >

  <
ЩЕННОГО СТРОЙСТВ
из > •
о о
   
о о
СЛОЙ локов
  LQ

ПРИЛОЖЕНИЕ fopen() fclose() fwrite() fread()

БЛОКИ ЧТЕНИЯ БЛОКИ ЗАПИСИ

Ореп() close()


Рис. 5.4. Чтение-запись блоков

Как упоминалось ранее, драйвер блочного устройства создает и инициализирует очередь запросов во время инициализации. Также во время инициализации определяется алгоритм планировки ввода-вывода, используемого для чтения и записи с обслуживаемо­го блочного устройства. Алгоритм планирования ввода-вывода также называется ал­горитмом лифта (elevator algorithm).

По умолчанию алгоритм планировки ввода-вывода определяется ядром во время за­грузки и по умолчанию выбирается предварительный планировщик ввода-вывода


Устройства



(anticipatory I/O scheduler)1. Установкой параметра ядра elevator вы можете изменять тип планировщика ввода-вывода:

deadline. Предельный планировщик ввода-вывода.

поор. Безоперационный планировщик ввода-вывода.

as. Преждевременный планировщик ввода-вывода.

На момент написания этой книги существует патч, делающий планировщик ввода-вывода полностью модульным. Применяя modprobe, пользователь может загружать мо­дули и переключаться между ними на лету2. С этим патчем как минимум один планиров­щик должен быть откомпилирован с самим ядром.

Перед тем как приступить к описанию работы планировщика ввода-вывода, нам нуж­но коснуться основ очередей запросов.

Блочные устройства используют очереди запросов для упорядочения запросов ввода-вывода на блоки устройства. Некоторые блочные устройства, такие, как виртуаль­ный диск в памяти, не испытывают большой нужды в упорядочении запросов на ввод-вывод, так как это только тормозит работу. Другие блочные устройства, такие, как жест­кие диски, нуждаются в сортировке запросов, так как для них операции чтения и записи обладают большой задержкой. Как говорилось ранее, головка жесткого диска должна переместиться на нужную дорожку, что с точки зрения процессора происходит слишком медленно.

Очереди запросов решают эту проблему, пытаясь организовать последовательность запросов чтения и записи блоков с помощью отсрочки запросов. Простой и понятной ана­логией планировщика ввода-вывода является работа лифта3. Если приказ на остановку лифта получен через отданный приказ, вы получите лифт, эффективно перемещающийся с этажа на этаж; он может спуститься с верхнего этажа на нижний без промежуточных ос­тановок. Отвечая на запросы, поступающие с той стороны, куда движется лифт, он уве­личивает свою эффективность и удовлетворенность пассажиров. Аналогично запросы ввода-вывода к жестокому диску группируются вместе, чтобы избежать лишних задержек при перемещении головки взад-вперед. Все упомянутые планировщики ввода-вывода (безоперационный, предельный и преждевременный) реализуют эту базовую функцио­нальность лифта. Следующий раздел рассматривает лифты подробнее.

1 Некоторые драйверы блочных устройств могут изменять свой планировщик ввода-вывода во время работы,
если они отображаются в sysfs.

2 Более подробную информацию можно найти в сети по запросам «Jens Axboe» и «Modular 10 Shedulen>.

3 Именно благодаря этой аналогии планировщики ввода-вывода связаны с лифтами.



Глава 5 • Ввод-Вывод


5.2.2.1 Безоперационный планировщик ввода-вывода

Безоперационный планировщик ввода-вывода1 получает запросы и сканирует очередь, определяя, можно ли объединить их с уже существующими запросами. Это возможно, если новый запрос близок к существующему. Если новый запрос необходим для блока перед тем, для которого уже есть запрос, он добавляется в начало существующего запро­са. Если новый запрос существует для блока после того, для которого уже есть запрос, он добавляется в конец существующего запроса. При нормальном вводе-выводе мы читаем файл с начала до конца, и поэтому большинство запросов сливаются с уже сущест­вующими запросами.

Если безоперационный планировщик обнаруживает, что новый запрос нельзя слить с уже существующим, так как он находится недостаточно близко, планировщик ищет за­прос между этими двумя позициями. Если новый запрос вызывает операции ввода-вывода для секторов между существующими запросами, он вставляется в очередь на найденную позицию. Если он не может быть помещен между существующими запросами, он добав­ляется в конец.

5.2.2.2 Предельный планировщик ввода-вывода

Безоперационный планировщик2 страдает одним недостатком: при достаточно близких запросах новый запрос никогда не будет обработан. Многие новые запросы, близкие к су­ществующим, будут слиты или вставлены между существующими элементами, а новый запрос будет отброшен и помещен в конец очереди ожидания. Предельный планировщик пытается решить эту проблему с помощью назначения каждому запросу предельного времени и, кроме того, использует две дополнительные очереди для эффективной обра­ботки времени, а в остальном он похож по эффективности на безоперационный алгоритм для работы с диском.

Когда приложение делает запрос на чтение, оно обычно ожидает выполнения за­проса перед продолжением выполнения. Запрос на запись, наоборот, обычно не застав­ляет приложение ожидать; запись можно выполнить в фоновом режиме, когда приложе­ние займется другими своими делами. Предельный планировщик ввода-вывода использу­ет эту информацию для предпочтения операций чтения операциям записи. Очереди чте­ния и записи хранятся отдельно и сортируются по близости секторов. В очередях чтения и записи запросы сортируются по времени (FIFO).

При поступлении нового запроса он помещается в очередь безоперационного пла­нировщика. Затем запрос помещается в очередь чтения или записи в зависимости от типа операции ввода-вывода. Затем запрос обрабатывает предельный планировщик ввода-вывода, проверяя сперва предельное время обработки головы очереди чтения. Анало­гично если голова очереди чтения не достигла своего предела, планировщик проверяет

1 Код безоперационного планировщика находится в drivers/block/noop-iosched. с.

2 Код предельного планировщика ввода-вывода находится в drivers/block/deadline-iosched.c.


Устройства



голову очереди записи; если предел достигнут, голова очереди обрабатывается. Стандарт­ная очередь проверяется, только когда нет достигнувших предела элементов очередей чте­ния и записи, и обрабатывается как и для безоперационного алгоритма.

Запросы на чтение истекают быстрее, чем запросы на запись: S с против 5 с по умолчанию. Эта разница в достижении предела операциями чтения и записи может при­вести к тому, что множество операций чтения могут вызвать голод обработки операций записи. Поэтому предельному планировщику с помощью параметров указывается макси­мальное количество операций чтения, которые можно обработать до обработки операции записи; по умолчанию это 2, но, так как последовательные запросы можно трактовать как один запрос, может произойти 32 операции чтения перед тем, как запрос на запись будет считаться испытывающим голод1.

5.2.2.3 Предварительный планировщик ввода-вывода

Главной проблемой предварительного планировщика ввода-вывода является интенсив­ное поступление операций записи. Так как он нацелен на максимизацию эффективности чтения, запрос на запись может предваряться чтением, из-за чего головка диска перейдет на новую позицию, а затем для выполнения операции записи будет возвращаться назад, в начальную позицию. Предварительный планировщик ввода-вывода2 пытается преду­предить следующую операцию и таким образом повысить производительность ввода-вывода.

Структурно предварительный планировщик ввода-вывода похож на предельный пла­нировщик ввода-вывода. У него есть очереди чтения и записи, организованные по прин­ципу FIFO, и очередь по умолчанию, упорядоченная по близости секторов. Основная раз­ница заключается в том, что после запроса на чтение планировщик не начинает сразу обрабатывать другие запросы. В течение 6 мс он ничего не делает, выполняя дополнитель­ное предварительное чтение. Если поступает новый запрос к прилежащей области, он сра­зу обрабатывается. После периода предсказания планировщик возвращается к обычным операциям, как описано для предельного планировщика ввода-вывода.

Этот период предсказания позволяет минимизировать задержку ввода-вывода с по­мощью переноса головки диска от одного сектора к другому.

Как и для предельного планировщика ввода-вывода, алгоритм предварительного пла­нировщика ввода-вывода настраивается несколькими параметрами. По умолчанию время ожидания для запроса на чтение равно 1/8 с, а время ожидания для запроса на запись -1/4 с. Два параметра управляют тем, когда следует выполнять проверки переключения между потоками чтения и записи3. Поток чтения проверяет истекшие запросы на запись каждые 1/4 секунды, а поток записи проверяет запросы на чтение каждые 1/16 секунды.

1 См. параметры функции в строках 24-27 deadline-iosched. с.

2 Код предварительного планировщика ввода-вывода находится в drivers/block/as-iosched. с.

3 См. определение параметров в строках 30-60 as-iosched. с.



Глава 5* Ввод-Вывод


По умолчанию планировщиком ввода-вывода является предварительный планиров­щик ввода-вывода, потому что он оптимизирован для большинства приложений и блочных устройств. Предельный планировщик ввода-вывода иногда лучше подходит для работы с базами данных или приложений, требующих высокой производительности при работе с жестким диском. Безоперационный планировщик ввода-вывода обычно ис­пользуется в системах, где важно время поиска, таких, как встроенные системы, рабо­тающие с операционной памятью.

Теперь перенесем свое внимание с различных планировщиков ввода-вывода в ядре Linux на саму очередь запросов и способ, которым блочные устройства инициализируют очереди прерываний.

Очередь запросов

В Linux 2.6 каждое блочное устройство имеет собственную очередь запросов, обрабаты­вающую запросы ввода-вывода к устройству. Процесс может обновлять очередь запро­сов устройства только в том случае, если заблокирует очередь запросов. Давайте рас­смотрим структуру request__queue.

include/linux/blkdev.h

270 struct reguest_queue

271 {

 

272 /*

273 * Объединение с головой очереди для разделения кеша

274 */

275 struct list_head queue__head;

276 struct request *last_merge;

277 elevator_t elevator; 278

 

279 /*

280 * очередь запрашивает свободный список для записи и для чтения

281 */

282 struct request_list rq;

Строка 275


Поделиться:



Популярное:

  1. E) Воспитание сознательного отношения, склонности к труду как основной жизненной потребности путем включения личности в активную трудовую деятельность.
  2. I. Драма одаренного ребенка, или как становятся психотерапевтами.
  3. I. Философия как мировоззрение, основной круг проблем
  4. I.1 Творчество как средство социализации и развития личности
  5. II.1 Досуг как средство творческой самореализации личности
  6. III. Презрение как заколдованный круг .
  7. MS Word. Как поменять начертание шрифта на полужирный?
  8. Non Role-Play (сокращение NonRP) - нереальная игра, действие, как данный персонаж не поступил бы в жизни. Нарушение RP режима.
  9. PAGE7. ЭКСПЕРИМЕНТ КАК МЕТОД ПЕДАГОГИЧЕСКОЙ ПСИХОЛОГИИ
  10. Role-Play(сокращение RP) - реальная игра, реальное поведение, как в жизни, игра по ролям.
  11. VI.3.3. Наследственная патология как результат наследственной изменчивости
  12. А как же незаменимые аминокислоты?


Последнее изменение этой страницы: 2016-03-25; Просмотров: 839; Нарушение авторского права страницы


lektsia.com 2007 - 2024 год. Все материалы представленные на сайте исключительно с целью ознакомления читателями и не преследуют коммерческих целей или нарушение авторских прав! (0.076 с.)
Главная | Случайная страница | Обратная связь