整理自 MIT OCW 6.004 Computation Structures（Spring 2017）L18 注解幻灯片。
源网页：18.1 Annotated Slides | Devices and Interrupts
讲师：Chris Terman。图片直接引用 OCW 原站链接。
L18：设备与中断（Devices and Interrupts）
本讲讲 OS 如何用 interrupt 与内核缓冲对接 I/O，以及 blocking SVC（ReadKey）在中断禁用下的实现演进（忙等 → 重试 SVC → Scheduler → sleep/wakeup）；后半转入 hard real-time：latency、weak/strong priority、周期性负载与截止期可满足性。
1. OS 组织：I/O 设备（OS Organization: I/O Devices）
OS 与外设交互分两层：
- 设备侧：interrupt handler + 内核缓冲，把数据搬进/搬出设备
- 用户侧：supervisor call（SVC）按用户进程请求访问这些缓冲
难点：SVC 发出时请求未必立刻能完成（缓冲空/满），需要阻塞与唤醒机制。
2. 异步 I/O 处理（Asynchronous I/O Handling）
流程：按键 → 键盘触发 interrupt → 暂停当前进程 → handler 读字符写入拥有键盘焦点进程的内核缓冲 → 恢复被中断进程。人打字远慢于指令执行，及时服务即可跟上。
缓冲满时：覆盖旧字符无意义，通常丢弃新字符并蜂鸣提示。稍后用户程序调用 ReadKey() SVC，OS 从缓冲取字符放入用户 R0。
- blocking I/O：返回时 R0 必有字符；尚无则阻塞
- non-blocking I/O：立即返回状态标志 + 结果，程序自行决定是否稍后重试
3. 基于中断的异步 I/O（Interrupt-based Asynch I/O）
用户程序不轮询键盘，而是 event-driven：设备需要服务时用 interrupt 通知 OS。职责分离优雅——有活才占 CPU，对用户程序透明。
设备访问两种常见方式：
- 专用 I/O 指令（如实验 Beta 的
RDCHAR()、CLICK()） - memory-mapped I/O：内核地址空间一段映射到设备寄存器，用普通 LD/ST 访问
示意代码用 MMIO：结构体含 status 与 data；handler 读键码写入环形缓冲。实际还要处理 press/release、Shift/Ctrl、CTRL-ALT-DEL 等特殊组合，以及 raw vs cooked 输入模式。
4. ReadKey SVC：尝试 #1（ReadKey SVC: Attempt #1）
ReadKey() 的 opcode 非法 → 异常进入 OS → 识别为 SVC 再分派子 handler。缓冲非空：从进程表找到对应键盘缓冲，字符写入保存的用户 R0，退出后恢复寄存器。
缓冲空时若在 handler 内 while 空转等待：SVC 在 supervisor 模式（PC[31]=1）运行，中断被禁用 → 键盘 interrupt 永远进不来 → 死循环，系统假死。失败。
5. ReadKey SVC：尝试 #2（ReadKey SVC: Attempt #2）
修复：返回前把保存的 XP 减 4。异常时 XP 存的是非法指令的 PC+4；正常 JMP(XP) 会执行 SVC 之后的指令。XP−4 使恢复后重新执行同一条 SVC。
关键差别：重试时有一拍在 user-mode（PC[31]=0）执行，此时若有挂起键盘 interrupt，可抢占并填满缓冲；再进 SVC 就能取到字符。能工作，但空缓冲时忙等重试，浪费 CPU，直到 timer 切到别的进程。
6. ReadKey SVC：尝试 #3（ReadKey SVC: Attempt #3）
空缓冲时：安排重试 SVC 后立刻调用 Scheduler()，主动让出时间片。轮转调度回来再试。代价是打字后重启略有延迟，但时间片通常短于击键间隔，不明显。
对照 timesharing 质疑：10 个各需 1s 的作业，无分时依次完成；有分时则几乎都在 ~10s 后才完——最坏完成时间不更短。但若多数进程在等 I/O，分时把空闲周期送给能干活的进程，整体利用率更好。真实系统里大量进程处于 I/O wait。
7. 更精细的调度（Sophisticated Scheduling）
进程状态加 status：ACTIVE（0）或 WAITING（非零，不同值表示等不同事件）。Scheduler() 只跑 ACTIVE。UNIX 风格原语：sleep(event) / wakeup(event)，参数即 status 标识。
8. ReadKey SVC：尝试 #4（ReadKey SVC: Attempt #4）
缓冲空 → sleep(kbdnum) 设 WAITING 并调度；键盘 handler 写入缓冲后 wakeup(kbdnum)，把所有等该事件的进程标为 ACTIVE。睡着的进程在事件发生前完全不占 CPU——优雅且高效。
9. 例题：Handler 与 OS 配对（Example: Match Handler to OS）
三种 ReadKey 变体 R1/R2/R3，三种系统 Model A/B/C：
- R1（似尝试 #2，但总读键盘 0）：只适合单进程 Model C（分时下会串共享输入）
- R2（似尝试 #1 的 while 空转）：只适合 Model B（SVC 内仍允许设备中断）
- R3（尝试 #3）：配对标准 Model A（内核不可中断）
10. 哪套 Handler 与 OS？#1（Which Handler and OS? #1）
用户报：“编译错误，Scheduler 与 ProcTbl 未定义。” → 非分时系统无这两符号；R2 也不调用 Scheduler → R3 跑在 Model C。
11. 哪套 Handler 与 OS？#2（Which Handler and OS? #2）
“现在总从键盘 0 读所有人输入，而且更浪费 CPU。” → 只有 R1 固定键盘 0；相对旧 handler 明显更费说明以前不是忙等的 R2 → R1 在 Model A。
12. 哪套 Handler 与 OS？#3（Which Handler and OS? #3）
“新系统工作正常，还更省 CPU！” → 排除 R1 在分时（共享键盘可察觉）、R2/R3 在无进程表的 C、R2 在不可中断内核 A → Model B 用户现跑 R3。
13. 对“实时”的需求（The Need for “Real Time”）
分时给每进程独立虚拟机的错觉，利用率好，但无法保证完成时间——取决于其他进程占用。OS 把 interrupt 事件暂存与用户态处理（经 SVC）分离，更难保证在 deadline 前处理完。
汽车 ESC（电子稳定控制）等控制系统有硬截止期：测力/转向/轮速 → 判是否失控 → 单轮制动纠正航向。错过截止期可能危及安全。
14. 中断延迟（Interrupt Latency）
Interrupt latency ：从请求运行某代码到代码真正开始执行的时间。服务时间 、截止期 时，最大允许延迟满足 。必须始终 的约束称 hard real-time constraints。
15. 延迟来源（Sources of Interrupt Latency）
贡献因素：保存进程状态、切内核、分派 handler；不可中断的长时段（复杂多周期指令如 block move——ISA 应可中断重启）；以及已在内核处理另一 interrupt（中断禁用）时的等待。
目标：界住并最小化 ——优化取中断路径、避免数据相关长指令、缩短内核态时间；必要时允许内核内仍可被更高优先级中断。
16. 多设备调度（Scheduling of Multiple Devices）
三设备服务时间：键盘 800 µs、磁盘 500 µs、打印机 400 µs。请求稀少、任意到达。FCFS 下最坏延迟 = 另两设备服务之和：键盘 900、磁盘 1200、打印机 1300 µs。长 handler 拖累他人——有无更好调度？
17. 弱（非抢占）优先级（Weak (Non-preemptive) Priorities）
Weak / nonpreemptive priority：当前任务跑完才按优先级选下一个；新到的更高优先级也不能打断。最坏延迟 ≈ 任意其他设备最长服务时间 + 所有更高优先级服务时间。
例：优先级 磁盘 > 打印机 > 键盘 → 键盘仍 900；磁盘只需等当前最长者（键盘）→ 800 µs；打印机最坏 800+500=1300 µs。
18. 设定优先级（Setting Priorities）
硬实时下：Earliest Deadline——按截止期排序，越早截止优先级越高。若存在能满足所有截止期的优先级赋值，EDF 也能满足。机场安检先办最早航班的比喻。过载时最小化“误机人数”则更复杂，超出本讲范围。
默认：未另行规定时， 取为到同一设备下一次请求的时间，避免系统越落越远。
19. 需要抢占（The Need for Preemption）
弱优先级下最坏延迟总含“当前最长其他任务”。若磁盘截止期 800 µs、 → 允许 µs，但弱优先级只能保证 800 µs → 不够。
引入 strong / preemptive priority：高优先级可打断低优先级 handler。同优先级序下：磁盘 ，打印机 500，键盘仍 900——磁盘截止期可满足。
20. 强优先级实现（Strong Priority Implementation）
Beta 改造：PC[31] 单比特 supervisor 改为 PC[31:29] 的 3-bit PRI（8 级）。设备请求带自己的优先级 ；优先级编码器选出最高请求，仅当 才接受中断。接受后旧 PC+PRI 存入 XP，新 PRI 设为 。高优先级最坏延迟不再受低优先级服务时间影响。
21. 重复中断（Recurring Interrupts）
加上最大请求频率：打印机每 1 ms、磁盘 2 ms、键盘 10 ms。强优先级下磁盘立即服务、打印机可抢占键盘。键盘开始延迟仍可 ≤900 µs，但不断被抢占，完成可能晚到请求后 3 ms——说明实时约束应用 deadline 表达，而非仅看 latency。周期需求过紧时 CPU 周期根本不够。
22. 中断负载（Interrupt Load）
周期负载：键盘 ，磁盘 25%，打印机 40%，合计 73%，剩 27% 给用户态。总负载 >100% 必失败。
截止期窗口内还要为更高优先级留预算：磁盘需 ；打印机有效截止 1000 µs 内需 500+400=900 µs。键盘若 µs 需 500+2×400+800=2100 > 2000 → 不可行； 时 2×500+3×400+800=3000 → 刚好。
23. Mr. Blue 访问 ISS（Mr. Blue Visits the ISS）
国际空间站三任务 SSG / G / CP；先分析 弱优先级：
- CP 最大服务时间：G 的 ms → 任何其他 handler ≤10 ms
- EDF 序：G > SSG > CP
- 负载：SSG 5/30≈16.7%，G 25%，CP 10% → 合计 ~51.7%，空闲 ~48.3%
- 最坏完成：SSG 等 CP+G 再加自身 → 25 ms；G 等 CP+自身 → 20 ms；CP 等 SSG+G+自身 → 25 ms
24. Mr. Blue 访问 ISS（续）（Mr. Blue Visits the ISS (cont’d.)）
改 强优先级（同序 G > SSG > CP）：
- CP 可被抢占 → 不再受高优先级 限制；100 ms 窗口内最多 4 次 SSG + 3 次 G = 50 ms，故 CP 服务可达 50 ms
- CP 占 50% + 其余 → 总约 91.7%，空闲 ~8.3%
- 最坏完成：G = 自身服务时间；SSG ≤ 一次 G + 自身 = 15 ms；CP 按设计刚好压在 100 ms 截止期
25. 小结（Summary）
- 用户与设备交互拆成：设备侧 interrupt + 内核缓冲；应用侧 SVC
- 阻塞 I/O：经 XP−4 重试、Scheduler、最终 sleep/wakeup，避免空转
- Hard real-time：latency、service time、deadline；weak vs strong priority
- 实践中常多级强优先级，同级内再用弱优先级仲裁——足以应对多数 I/O 实时约束