Конспект лекций по курсу операционные системы 3 страница

3.5. Страничная организация памяти

В системах со страничной организацией основная и внешняя память главным образом дисковое пространство делятся на блоки или страницы фиксированной длины. Каждому пользователю предоставляется некоторая часть адресного пространства, которая может превышать основную память компьютера и которая ограничена только возможностями адресации, заложенными в системе команд. Эта часть адресного пространства называется виртуальной памятью пользователя. Каждое слово в виртуальной памяти пользователя определяется виртуальным адресом, состоящим из двух частей: старшие разряды адреса рассматриваются как номер страницы, а младшие — как номер слова или байта внутри страницы.

Управление различными уровнями памяти осуществляется программами ядра операционной системы, которые следят за распределением страниц и оптимизируют обмены между этими уровнями. При страничной организации памяти смежные виртуальные страницы не обязательно должны размещаться на смежных страницах основной физической памяти. Для указания соответствия между виртуальными страницами и страницами основной памяти операционная система должна сформировать таблицу страниц для каждой программы и разместить ее в основной памяти машины. При этом каждой странице программы, независимо от того находится ли она в основной памяти или нет, ставится в соответствие некоторый элемент таблицы страниц. Каждый элемент таблицы страниц содержит номер физической страницы основной памяти и специальный индикатор. Единичное состояние этого индикатора свидетельствует о наличии этой страницы в основной памяти. Нулевое состояние индикатора означает отсутствие страницы в оперативной памяти.
Для увеличения эффективности такого типа схем в процессорах используется специальная полностью ассоциативная кэш-память, которая также называется буфером преобразования адресов TLB traнсlation-lookaside buffer. Хотя наличие TLB не меняет принципа построения схемы страничной организации, с точки зрения защиты памяти, необходимо предусмотреть возможность очистки его при переключении с одной программы на другую.

Поиск в таблицах страниц, расположенных в основной памяти, и загрузка TLB может осуществляться либо программным способом, либо специальными аппаратными средствами. В последнем случае для того, чтобы предотвратить возможность обращения пользовательской программы к таблицам страниц, с которыми она не связана, предусмотрены специальные меры. С этой целью в процессоре предусматривается дополнительный регистр защиты, содержащий описатель дескриптор таблицы страниц или базово-граничную пару. База определяет адрес начала таблицы страниц в основной памяти, а граница — длину таблицы страниц соответствующей программы. Загрузка этого регистра защиты разрешена только в привилегированном режиме. Для каждой программы операционная система хранит дескриптор таблицы страниц и устанавливает его в регистр защиты процессора перед запуском соответствующей программы.

Отметим некоторые особенности, присущие простым схемам со страничной организацией памяти. Наиболее важной из них является то, что все программы, которые должны непосредственно связываться друг с другом без вмешательства операционной системы, должны использовать общее пространство виртуальных адресов. Это относится и к самой операционной системе, которая, вообще говоря, должна работать в режиме динамического распределения памяти. Поэтому в некоторых системах пространство виртуальных адресов пользователя укорачивается на размер общих процедур, к которым программы пользователей желают иметь доступ. Общим процедурам должен быть отведен определенный объем пространства виртуальных адресов всех пользователей, чтобы они имели постоянное место в таблицах страниц всех пользователей. В этом случае для обеспечения целостности, секретности и взаимной изоляции выполняющихся программ должны быть предусмотрены различные режимы доступа к страницам, которые реализуются с помощью специальных индикаторов доступа в элементах таблиц страниц.

Следствием такого использования является значительный рост таблиц страниц каждого пользователя. Одно из решений проблемы сокращения длины таблиц основано на введении многоуровневой организации таблиц. Частным случаем многоуровневой организации таблиц является сегментация при страничной организации памяти. Необходимость увеличения адресного пространства пользователя объясняется желанием избежать необходимости перемещения частей программ и данных в пределах адресного пространства, которые обычно приводят к проблемам переименования и серьезным затруднениям в разделении общей информации между многими задачами.

3.6. Ускорение работы страничной памяти

Другой подход к организации памяти опирается на тот факт, что программы обычно разделяются на отдельные области-сегменты. Каждый сегмент представляет собой отдельную логическую единицу информации, содержащую совокупность данных или программ и расположенную в адресном пространстве пользователя. Сегменты создаются пользователями, которые могут обращаться к ним по символическому имени. В каждом сегменте устанавливается своя собственная нумерация слов, начиная с нуля.

Обычно в подобных системах обмен информацией между пользователями строится на базе сегментов. Поэтому сегменты являются отдельными логическими единицами информации, которые необходимо защищать, и именно на этом уровне вводятся различные режимы доступа к сегментам. Можно выделить два основных типа сегментов: программные сегменты и сегменты данных сегменты стека являются частным случаем сегментов данных. Поскольку общие программы должны обладать свойством повторной входимости, то из программных сегментов допускается только выборка команд и чтение констант. Запись в программные сегменты может рассматриваться как незаконная и запрещаться системой. Выборка команд из сегментов данных также может считаться незаконной и любой сегмент данных может быть защищен от обращений по записи или по чтению.

Для реализации сегментации было предложено несколько схем, которые отличаются деталями реализации, но основаны на одних и тех же принципах.
В системах с сегментацией памяти каждое слово в адресном пространстве пользователя определяется виртуальным адресом, состоящим из двух частей: старшие разряды адреса рассматриваются как номер сегмента, а младшие — как номер слова внутри сегмента. Наряду с сегментацией может также использоваться страничная организация памяти. В этом случае виртуальный адрес слова состоит из трех частей: старшие разряды адреса определяют номер сегмента, средние — номер страницы внутри сегмента, а младшие — номер слова внутри страницы.

Как и в случае страничной организации, необходимо обеспечить преобразование виртуального адреса в реальный физический адрес основной памяти. С этой целью для каждого пользователя операционная система должна сформировать таблицу сегментов. Каждый элемент таблицы сегментов содержит описатель дескриптор сегмента поля базы, границы и индикаторов режима доступа. При отсутствии страничной организации поле базы определяет адрес начала сегмента в основной памяти, а граница — длину сегмента. При наличии страничной организации поле базы определяет адрес начала таблицы страниц данного сегмента, а граница — число страниц в сегменте. Поле индикаторов режима доступа представляет собой некоторую комбинацию признаков блокировки чтения, записи и выполнения.

Таблицы сегментов различных пользователей операционная система хранит в основной памяти. Для определения расположения таблицы сегментов выполняющейся программы используется специальный регистр защиты, который загружается операционной системой перед началом ее выполнения. Этот регистр содержит дескриптор таблицы сегментов базу и границу, причем база содержит адрес начала таблицы сегментов выполняющейся программы, а граница — длину этой таблицы сегментов. Разряды номера сегмента виртуального адреса используются в качестве индекса для поиска в таблице сегментов. Таким образом, наличие базово-граничных пар в дескрипторе таблицы сегментов и элементах таблицы сегментов предотвращает возможность обращения программы пользователя к таблицам сегментов и страниц, с которыми она не связана. Наличие в элементах таблицы сегментов индикаторов режима доступа позволяет осуществить необходимый режим доступа к сегменту со стороны данной программы. Для повышения эффективности схемы используется ассоциативная кэш-память.

Отметим, что в описанной схеме сегментации таблица сегментов с индикаторами доступа предоставляет всем программам, являющимся частями некоторой задачи, одинаковые возможности доступа, т. е. она определяет единственную область домен защиты. Однако для создания защищенных подсистем в рамках одной задачи для того, чтобы изменять возможности доступа, когда точка выполнения переходит через различные программы, управляющие ее решением, необходимо связать с каждой задачей множество доменов защиты. Реализация защищенных подсистем требует разработки некоторых специальных аппаратных средств. Рассмотрение таких систем, которые включают в себя кольцевые схемы защиты, а также различного рода мандатные схемы защиты, выходит за рамки данного обзора.

3.7. Принципы замещения страниц

Итак, наиболее ответственным действием менеджера памяти является выделение кадра оперативной памяти для размещения в ней виртуальной страницы, находящейся во внешней памяти. Напомним, что мы рассматриваем ситуацию, когда размер виртуальной памяти для каждого процесса может существенно превосходить размер основной памяти. Это означает, что при выделении страницы основной памяти с большой вероятностью не удастся найти свободный страничный кадр. В этом случае операционная система в соответствии с заложенными в нее критериями должна:

· найти некоторую занятую страницу основной памяти

· переместить в случае надобности ее содержимое во внешнюю память

· переписать в этот страничный кадр содержимое нужной виртуальной страницы из внешней памяти

· должным образом модифицировать необходимый элемент соответствующей таблицы страниц

· продолжить выполнение процесса, которому эта виртуальная страница понадобилась.

Заметим, что при замещении приходится дважды передавать страницу между основной и вторичной памятью. Процесс замещения может быть оптимизирован за счет использования бита модификации один из атрибутов страницы в таблице страниц. Бит модификации устанавливается компьютером, если хотя бы один байт был записан на страницу. При выборе кандидата на замещение проверяется бит модификации. Если бит не установлен, нет необходимости переписывать данную страницу на диск, ее копия на диске уже имеется. Подобный метод также применяется к read-only-страницам, они никогда не модифицируются. Эта схема уменьшает время обработки page fault.

Существует большое количество разнообразных алгоритмов замещения страниц. Все они делятся на локальные и глобальные. Локальные алгоритмы, в отличие от глобальных, распределяют фиксированное или динамически настраиваемое число страниц для каждого процесса. Когда процесс израсходует все предназначенные ему страницы, система будет удалять из физической памяти одну из его страниц, а не из страниц других процессов. Глобальный же алгоритм замещения в случае возникновения исключительной ситуации удовлетворится освобождением любой физической страницы, независимо от того, какому процессу она принадлежала.

Глобальные алгоритмы имеют ряд недостатков. Во-первых, они делают одни процессы чувствительными к поведению других процессов. Например, если один процесс в системе одновременно использует большое количество страниц памяти, то все остальные приложения будут в результате ощущать сильное замедление из-за недостатка кадров памяти для своей работы. Во-вторых, некорректно работающее приложение может подорвать работу всей системы если, конечно, в системе не предусмотрено ограничение на размер памяти, выделяемой процессу, пытаясь захватить больше памяти. Поэтому в многозадачной системе иногда приходится использовать более сложные локальные алгоритмы. Применение локальных алгоритмов требует хранения в операционной системе списка физических кадров, выделенных каждому процессу. Этот список страниц иногда называют резидентным множеством процесса. В одном из следующих разделов рассмотрен вариант алгоритма подкачки, основанный на приведении резидентного множества в соответствие так называемому рабочему набору процесса.

Эффективность алгоритма обычно оценивается на конкретной последовательности ссылок к памяти, для которой подсчитывается число возникающих page faults. Эта последовательность называется строкой обращений reference string. Мы можем генерировать строку обращений искусственным образом при помощи датчика случайных чисел или трассируя конкретную систему. Последний метод дает слишком много ссылок, для уменьшения числа которых можно сделать две вещи:

· для конкретного размера страниц можно запоминать только их номера, а не адреса, на которые идет ссылка

· несколько подряд идущих ссылок на одну страницу можно фиксировать один раз.

Как уже говорилось, большинство процессоров имеют простейшие аппаратные средства, позволяющие собирать некоторую статистику обращений к памяти. Эти средства обычно включают два специальных флага на каждый элемент таблицы страниц. Флаг ссылки reference бит автоматически устанавливается, когда происходит любое обращение к этой странице, а уже рассмотренный выше флаг изменения modify бит устанавливается, если производится запись в эту страницу. Операционная система периодически проверяет установку таких флагов, для того чтобы выделить активно используемые страницы, после чего значения этих флагов сбрасываются.

3.8. Алгоритмы замещения страниц

Алгоритм FIFO. Выталкивание первой пришедшей страницы
Простейший алгоритм. Каждой странице присваивается временная метка. Реализуется это просто созданием очереди страниц, в конец которой страницы попадают, когда загружаются в физическую память, а из начала берутся, когда требуется освободить память. Для замещения выбирается старейшая страница. К сожалению, эта стратегия с достаточной вероятностью будет приводить к замещению активно используемых страниц, например страниц кода текстового процессора при редактировании файла. Заметим, что при замещении активных страниц все работает корректно, но page fault происходит немедленно.
Аномалия Билэди Belady
На первый взгляд кажется очевидным, что чем больше в памяти страничных кадров, тем реже будут иметь место page faults. Удивительно, но это не всегда так.Как установил Билэди с коллегами, определенные последовательности обращений к страницам в действительности приводят к увеличению числа страничных нарушений при увеличении кадров, выделенных процессу. Это явление носит название аномалии Билэди или аномалии FIFO.
Система с тремя кадрами 9 faults оказывается более производительной, чем с четырьмя кадрами 10 faults, для строки обращений к памяти 012301401234 при выборе стратегии FIFO.

Рис. 10.1. Аномалия Билэди: a — FIFO с тремя страничными кадрами; b — FIFO с четырьмя страничными кадрами

Аномалию Билэди следует считать скорее курьезом, чем фактором, требующим серьезного отношения, который иллюстрирует сложность ОС, где интуитивный подход не всегда приемлем.
Оптимальный алгоритм OPT
Одним из последствий открытия аномалии Билэди стал поиск оптимального алгоритма, который при заданной строке обращений имел бы минимальную частоту page faults среди всех других алгоритмов. Такой алгоритм был найден. Он прост: замещай страницу, которая не будет использоваться в течение самого длительного периода времени.
Каждая страница должна быть помечена числом инструкций, которые будут выполнены, прежде чем на эту страницу будет сделана первая ссылка. Выталкиваться должна страница, для которой это число наибольшее.
Этот алгоритм легко описать, но реализовать невозможно. ОС не знает, к какой странице будет следующее обращение. Ранее такие проблемы возникали при планировании процессов — алгоритм SJF.
Зато мы можем сделать вывод, что для того, чтобы алгоритм замещения был максимально близок к идеальному алгоритму, система должна как можно точнее предсказывать обращения процессов к памяти. Данный алгоритм применяется для оценки качества реализуемых алгоритмов.
Выталкивание дольше всего не использовавшейся страницы. Алгоритм LRU
Одним из приближений к алгоритму OPT является алгоритм, исходящий из эвристического правила, что недавнее прошлое — хороший ориентир для прогнозирования ближайшего будущего.
Ключевое отличие между FIFO и оптимальным алгоритмом заключается в том, что один смотрит назад, а другой вперед. Если использовать прошлое для аппроксимации будущего, имеет смысл замещать страницу, которая не использовалась в течение самого долгого времени. Такой подход называется least recently used алгоритм LRU. Работа алгоритма проиллюстрирована на рис. рис. 10.2. Сравнивая рис. 10.1 b и 10.2, можно увидеть, что использование LRU алгоритма позволяет сократить количество страничных нарушений.

Рис. 10.2. Пример работы алгоритма LRU
LRU — хороший, но труднореализуемый алгоритм. Необходимо иметь связанный список всех страниц в памяти, в начале которого будут хранится недавно использованные страницы. Причем этот список должен обновляться при каждом обращении к памяти. Много времени нужно и на поиск страниц в таком списке.
В [Таненбаум, 2002] рассмотрен вариант реализации алгоритма LRU со специальным 64-битным указателем, который автоматически увеличивается на единицу после выполнения каждой инструкции, а в таблице страниц имеется соответствующее поле, в которое заносится значение указателя при каждой ссылке на страницу. При возникновении page fault выгружается страница с наименьшим значением этого поля.
Как оптимальный алгоритм, так и LRU не страдают от аномалии Билэди. Существует класс алгоритмов, для которых при одной и той же строке обращений множество страниц в памяти для n кадров всегда является подмножеством страниц для n+1 кадра. Эти алгоритмы не проявляют аномалии Билэди и называются стековыми stack алгоритмами.

Выталкивание редко используемой страницы. Алгоритм NFU
Поскольку большинство современных процессоров не предоставляют соответствующей аппаратной поддержки для реализации алгоритма LRU, хотелось бы иметь алгоритм, достаточно близкий к LRU, но не требующий специальной поддержки.
Программная реализация алгоритма, близкого к LRU, — алгоритм NFUNot Frequently Used.
Для него требуются программные счетчики, по одному на каждую страницу, которые сначала равны нулю. При каждом прерывании по времени а не после каждой инструкции операционная система сканирует все страницы в памяти и у каждой страницы с установленным флагом обращения увеличивает на единицу значение счетчика, а флаг обращения сбрасывает.
Таким образом, кандидатом на освобождение оказывается страница с наименьшим значением счетчика, как страница, к которой реже всего обращались. Главный недостаток алгоритма NFU состоит в том, что он ничего не забывает. Например, страница, к которой очень часто обращались в течение некоторого времени, а потом обращаться перестали, все равно не будет удалена из памяти, потому что ее счетчик содержит большую величину. Например, в многопроходных компиляторах страницы, которые активно использовались во время первого прохода, могут надолго сохранить большие значения счетчика, мешая загрузке полезных в дальнейшем страниц.
К счастью, возможна небольшая модификация алгоритма, которая позволяет ему забывать. Достаточно, чтобы при каждом прерывании по времени содержимое счетчика сдвигалось вправо на 1 бит, а уже затем производилось бы его увеличение для страниц с установленным флагом обращения.
Другим, уже более устойчивым недостатком алгоритма является длительность процесса сканирования таблиц страниц.

4. Управление вводом-выводом
4.1. Прерывания от внешних устройств
Смотри пункт 1.3
4.2. Классификация устройств ввода-вывода
Классификация по способу вывода

По способу ввода-вывода информации на периферийное устройство используют следующую классификацию:
1. Прямое программирование устройств. При этом способе программа сама, без помощи других программ, программирует периферийное устройство. Хотя этот способ является исторически первым и обеспечивает максимальное быстродействие, в настоящее время он не используется из-за своей практической непереносимости между компьютерами.
2. Прямое программирование через драйвер устройства. Драйвер — это такая программа, которая перехватывает обращение пользователя или операционной системы к периферийному устройству, предлагая более или менее унифицированный интерфейс функций для работы с устройством. При этом пользователю не нужно вникать в аппаратную реализацию устройства, обращаться к регистрам и портам устройства по уникальным адресам, и, в конце концов, держать всю эту информацию в своей голове. Драйвер предоставляет доступ к функциям управления устройствами либо через прерывания в MS-DOS, либо через специальные функции операционной системы Windows, Unix, либо как некоторый объект с методами Win32 и др.. Недостаток этого метода заключается в том, что написать один драйвер с интерфейсом на все случаи жизни не представляется возможным. Поэтому программирование через драйвер устройства является также сложной работой даже для профессионалов, однако такого рода ввод-вывод является: вводом-выводом среднего уровня. На практике используется ввод-вывод высокого уровня, когда с драйвером устройства будет работать одна или несколько промежуточных программ, обеспечивающих единый интерфейс ввода-вывода для прикладных программ.
3. Буферизированный потоковый ввод-вывод. Этот вывод реализован на уровне консоли в MS-DOS, Windows и UNIX. При этом способе в оперативной памяти ЭВМ создаётся буфер для записи или считывания из него символов, и непосредственным их вводом-выводом на устройство занимается операционная система.

Недостатки буферизированного ввода-вывода следующие:

· при таком вводе-выводе невозможно задать шрифтовое и абзацное оформление текста — используется только поток символов

· такой ввод-вывод ограничен консолью и консольными операциями перенаправления вывода. С его помощью нельзя реализовать WIMP, SILK и другие интерфейсы

· редактировать такой поток можно только с помощью внешних программ-редакторов.

Преимуществом же потокового способа ввода-вывода является возможность гибко перенаправлять потоки с устройства на устройство из числа тех, которые поддерживает операционная система.

4. Ввод-вывод с использованием API. Термин API расшифровывается как Application Programming Interface — интерфейс программирования приложений. С помощью этого интерфейса можно создавать программы на высоком уровне абстракции от реальной конфигурации ЭВМ и периферийных устройств. Программа описывает свои действия на языке в общем виде, все детали формирования изображения и ввода-вывода от него скрыты. Программист может задавать шрифтовое и абзацное оформление, выводить графику вместе с текстом — всё это будет реализовано одинаково на любом устройстве, которое поддерживает данное API. Недостатки такого вывода следующие:

· больший, по сравнению с буферизированным вводом-выводом, размер кода и количество подготовительных операций перед выводом

· привязка ввода-вывода к одному API, а значит — к определённой платформе ЭВМ, библиотекам и операционным системам

· невозможность оперативного, без помощи программиста, перенаправления вывода.

Этими способами реализации ввода-вывода в основном ограничиваются операции ввода-вывода в разных языках программирования и операционных системах.

Классификация по обработке

По способу обработки информации при её вводе-выводе различают форматированный и неформатированный бинарный ввод-вывод.

При форматированном вводе проводятся следующие операции:
1. Задаётся ограничение на размер строки символов, читаемых с устройства

2. Числовые данные при вводе преобразуются в двоичные в соответствии с их форматом

3. При чтении чисел проверяется их формат, а именно:
длину строки цифр

наличие и местоположение десятичной точки

наличие и значение символа порядка при чтении чисел в научном формате

4. Целые числа, в зависимости от формата чтения, могут быть десятичными, восьмеричными, шестнадцатеричными, датой, временем и т.п. Всё это указывается в опциях формата, задаваемых в операциях ввода.

При форматированном выводе производятся операции, противоположные тем, что применялись при вводе, а именно:

1. Данные из двоичной формы преобразуются в текстовую форму, в соответствии со строкой формата

2. Эти текстовые данные обрезаются до определённой длины, а также осуществляется выравнивание текстовой информации в выводимой строке.

При неформатированном текстовом выводе данные переводятся в текстовый формат, однако при этом не задаётся ни ограничение на длину, ни на выравнивание символов, ни на положение десятичной точки. Читать такие данные неудобно, а тем более — передавать их обратно машине.

Существует также неформатированный двоичный ввод-вывод, когда данные передаются на устройство или считываются с него как есть, безо всяких преобразований. Такие файлы являются, как правило, двоичными бинарными.

Кроме того, следует отметить, что записи данных, которые передаются устройству ввода-вывода за один приём, могут иметь фиксированную или переменную длину всё равно, являются они форматированными или нет. Тогда к файлу, запись которого имеет фиксированную длину, можно организовать прямой доступ, т.е. любую его запись можно прочитать, зная начало файла и номер смещение записи в файле. Это очень удобно при организации баз данных.

4.3. Основные принципы организации ввода — вывода

Каждое устройство ввода-вывода вычислительной системы — диск, принтер, терминал и т. п. — снабжено специализированным блоком управления, называемым контроллером. Контроллер взаимодействует с драйвером — системным программным модулем, предназначенным для управления данным устройством. Контроллер периодически принимает от драйвера выводимую на устройство информацию, а также команды управления, которые говорят о том, что с этой информацией нужно сделать например, вывести в виде текста в определенную область терминала или записать в определенный сектор диска. Под управлением контроллера устройство может некоторое время выполнять свои операции автономно, не требуя внимания со стороны центрального процессора. Это время зависит от многих факторов — объема выводимой информации, степени интеллектуальности управляющего устройством контроллера, быстродействия устройства и т. п. Даже самый примитивный контроллер, выполняющий простые функции, обычно тратит довольно много времени на самостоятельную реализацию подобной функции после получения очередной команды от процессора. Это же справедливо и для сложных контроллеров, так как скорость работы любого устройства ввода-вывода, даже самого скоростного, обычно существенно ниже скорости работы процессора.

Процессы, происходящие в контроллерах, протекают в периоды между выдачами команд независимо от ОС. От подсистемы ввода-вывода требуется спланировать в реальном масштабе времени в котором работают внешние устройства запуск и приостановку большого количества разнообразных драйверов, обеспечив приемлемое время реакции каждого драйвера на независимые события контроллера. С другой стороны, необходимо минимизировать загрузку процессора задачами ввода-вывода, оставив как можно больше процессорного времени на выполнение пользовательских потоков.

Данная задача является классической задачей планирования систем реального времени и обычно решается на основе многоуровневой приоритетной схемы обслуживания по прерываниям. Для обеспечения приемлемого уровня реакции все драйверы или части драйверов распределяются по нескольким приоритетным уровням в соответствии с требованиями ко времени реакции и временем использования процессора. Для реализации приоритетной схемы обычно задействуется общий диспетчер прерываний ОС.

4.4. Функции супервизора ввода-вывода

Основные задачи супервизора:
1 супервизор задач модуль супервизора ОС получает запросы от прикладных задач на выполнение тех или иных операций, в том числе на ввод-вывод. Эти запросы проверяются на корректность и, если они соответствуют спецификациям и не содержат ошибок, то обрабатываются дальше

2 супервизор ввода-вывода получает запросы на ввод-вывод от супервизора задач или от программных модулей самой операционной системы.

3 супервизор ввода-вывода вызывает соответствующие распределители каналов и контроллеров, планирует ввод-вывод Запрос на ввод-вывод либо тут же выполняется, либо ставится в очередь на выполнение.
4 супервизор ввода-вывода инициирует операции ввода-вывода и при использовании прерываний предоставляет процессор диспетчеру задач, чтобы передать его первой задаче, стоящей в очереди на выполнение

5 при получении сигналов прерываний от устройств ввода-вывода супервизор идентифицирует эти сигналы и передает управление соответствующим программам обработки прерываний

6 супервизор

ввода-вывода осуществляет передачу сообщений об ошибках, если таковые происходят в процессе управления операциями ввода-вывода.

7 супервизор ввода-вывода посылает сообщения о завершении операции ввода-вывода запросившей эту операцию задаче и снимает ее с состояния ожидания ввода-вывода, если задача ожидала завершения операции.

4.5. Режимы управления вводом-выводом

Существует 2 основных режима ввода-вывода