LINUX kernel笔记系列 :IO块参数 图

Posted 2020-08-02 zengkefu

 

 

Linux下，I/O处理的层次可分为4层：

 

 

1. 系统调用层，应用程序使用系统调用指定读写哪个文件，文件偏移是多少
2. 文件系统层，写文件时将用户态中的buffer拷贝到内核态下，并由cache缓存该部分数据
3. 块层，管理块设备I/O队列，对I/O请求进行合并、排序
4. 设备层，通过DMA与内存直接交互，将数据写到磁盘

 

下图清晰地说明了Linux I/O层次结构：

 

写文件过程

写文件的过程包含了读的过程，文件先从磁盘载入内存，存到cache中，磁盘内容与物理内存页间建立起映射关系。用于写文件的write函数的声明如下：

 

1. ssize_t write(int fd, const void *buf, size_t count);

 

其中fd对应进程的file结构， buf指向写入的数据。内核从cache中找出与被写文件相应的物理页，write决定写内存的第几个页面，例如"echo 1 > a.out"(底层调用write)写入的是a.out文件的第0个位置，write将写相应内存的第一页。

 

write函数修改内存内容之后，相应的内存页、inode被标记为dirty，此时write函数返回。注意至此尚未往磁盘写数据，只是cache中的内容被修改。

 

那什么时候内存中的内容会刷到磁盘中呢？

把脏数据刷到磁盘的工作由内核线程flush完成，flush搜寻内存中的脏数据，按设定将脏数据写到磁盘，我们可以通过sysctl命令查看、设定flush刷脏数据的策略：

 

1. linux # sysctl -a | grep centi
2. vm.dirty_writeback_centisecs = 500
3. vm.dirty_expire_centisecs = 3000
4. linux # sysctl -a | grep background_ratio
5. vm.dirty_background_ratio = 10

 

以上数值单位为1/100秒，“dirty_writeback_centisecs ＝ 500”指示flush每隔5秒执行一次，“dirty_expire_centisecs ＝ 3000” 指示内存中驻留30秒以上的脏数据将由flush在下一次执行时写入磁盘，“dirty_background_ratio = 10”指示若脏页占总物理内存10％以上，则触发flush把脏数据写回磁盘。

 

flush找出了需要写回磁盘的脏数据，那存储脏数据的物理页又与磁盘的哪些扇区对应呢？

物理页与扇区的对应关系由文件系统定义，文件系统定义了一个内存页(4KB)与多少个块对应，对应关系在格式化磁盘时设定，运行时由buffer_head保存对应关系：

 

1. linux # cat /proc/slabinfo | grep buffer_head
2. buffer_head 12253 12284 104 37 1 : tunables 120 60 8 : slabdata 332 332 0

 

文件系统层告知块I/O层写哪个设备，具体哪个块，执行以下命令后，我们可以在/var/log/messages中看到文件系统层下发到块层的读写请求：

 

1. linux # echo 1 > /proc/sys/vm/block_dump
2. linux # tail -n 3 /var/log/messages
3. Aug 7 00:50:31 linux-q62c kernel: [ 7523.602144] bash(5466): READ block 1095792 on sda1
4. Aug 7 00:50:31 linux-q62c kernel: [ 7523.622857] bash(5466): dirtied inode 27874 (tail) on sda1
5. Aug 7 00:50:31 linux-q62c kernel: [ 7523.623213] tail(5466): READ block 1095824 on sda1

 

块I/O层使用struct bio记录文件系统层下发的I/O请求，bio中主要保存了需要往磁盘刷数据的物理页信息，以及对应磁盘上的扇区信息。

 

块I/O层为每一个磁盘设备维护了一条I/O请求队列，请求队列在内核中由struct request_queue表示。每一个读或写请求都需经过submit_bio函数处理，submit_bio将读写请求放入相应I/O请求队列中。该层起到最主要的作用就是对I/O请求进行合并和排序，这样减少了实际的磁盘读写次数和寻道时间，达到优化磁盘读写性能的目的。

 

使用crash解析vmcore文件，执行"dev -d"命令，可以看到块设备请求队列的相关信息：

1. crash > dev -d
2. MAJOR            GENDISK NAME            REQUEST QUEUE TOTAL ASYNC SYNC DRV
3.     8 0xffff880119e85800  sda 0xffff88011a6a6948    10     0     0   10
4.     8 0xffff880119474800  sdb 0xffff8801195632d0     0     0     0    0

执行"struct request_queue 0xffff88011a6a6948"，可对以上sda设备相应的request_queue请求队列结构进行解析。

   

执行以下命令，可以查看sda设备的请求队列大小：

 

1. linux # cat /sys/block/sda/queue/nr_requests
2. 128

 

如何对I/O请求进行合并、排序，那就是I/O调度算法完成的工作，Linux支持多种I/O调度算法，通过以下命令可以查看：

 

1. linux # cat /sys/block/sda/queue/scheduler
2. noop anticipatory deadline [cfq]

 

块I/O层的另一个作用就是对I/O读写情况进行统计，执行iostat命令，看到的就是该层提供的统计信息：

 

1. linux # iostat -x -k -d 1
2. Device: rrqm/s wrqm/s    r/s   w/s rkB/s    wkB/s avgrq-sz avgqu-sz   await svctm %util
3.      sda     0.00 9915.00 1.00 90.00  4.00 34360.00   755.25      11.79 120.57   6.33 57.60

 

其中rrqm/s、wrqm/s分别指示了每秒写请求、读请求的合并次数。

 

task_io_account_read函数用于统计各个进程发起的读请求量， 由该函数得到的是进程读请求量的准确值。而对于写请求，由于数据写入cache后write调用就返回，因而在内核的层面无法统计到一个进程发起的准确写请求量，读时进程会等buff可用，而写则写入cache后返回，读是同步的，写却不一定同步，这是读写实现上的最大区别。

 

再往下就是设备层，设备从队列中取出I/O请求，scsi的scsi_request_fn函数就是完成取请求并处理的任务。scsi层最终将处理请求转化为指令，指令下发后进行DMA(direct memory access)映射，将内存的部分cache映射到DMA，这样设备绕过cpu直接操作主存。

 

设备层完成内存数据到磁盘拷贝后，该消息将一层层上报，最后内核去除原脏页的dirty位标志。

 

以上为写磁盘的大致实现过程，对于读磁盘，内核首先在缓存中查找对应内容，若命中则不会进行磁盘操作。若进程读取一个字节的数据，内核不会仅仅返回一个字节，其以页面为单位(4KB)，最少返回一个页面的数据。另外，内核会预读磁盘数据，执行以下命令可以看到能够预读的最大数据量(以KB为单位)：

 

1. linux # cat /sys/block/sda/queue/read_ahead_kb
2. 512

 

下面我们通过一段systemtap代码，了解内核的预读机制：

 

1. //test.stp
2. probe kernel.function("submit_bio") {
3. 　　if(execname() == "dd" && __bio_ino($bio) == 5234)
4. 　　{
5. 　　　　printf("inode %d %s on %s %d bytes start %d\\n",
6. 　　　　__bio_ino($bio),
7. 　　　　bio_rw_str($bio),
8. 　　　　__bio_devname($bio),
9. 　　　　$bio->bi_size,
10. 　　　　$bio->bi_sector)
11. 　　}
12. }

 

以上代码指示当dd命令读写inode号为5234的文件、经过内核函数submit_bio时，输出inode号、操作方式(读或写)、文件所在设备名、读写大小、扇区号信息。执行以下代码安装探测模块：

 

1. stap test.stp &

 

之后我们使用dd命令读取inode号为5234的文件(可通过stat命令取得文件inode号)：

 

1. dd if=airport.txt of=/dev/null bs=1 count=10000000

 

以上命令故意将bs设为1，即每次读取一个字节，以此观察内核预读机制。执行该命令的过程中，我们在终端中可以看到以下输出：

 

1. inode 5234 R on sda2 16384 bytes start 70474248
2. inode 5234 R on sda2 32768 bytes start 70474280
3. inode 5234 R on sda2 32768 bytes start 70474352
4. inode 5234 R on sda2 131072 bytes start 70474416
5. inode 5234 R on sda2 262144 bytes start 70474672
6. inode 5234 R on sda2 524288 bytes start 70475184

 

由以上输出可知，预读从16384字节(16KB)逐渐增大，最后变为524288字节(512KB)，可见内核会根据读的情况动态地调整预读的数据量。 

 

由于读、写磁盘均要经过submit_bio函数处理，submit_bio之后读、写的底层实现大致相同。

 

直接I/O

当我们以O_DIRECT标志调用open函数打开文件时，后续针对该文件的read、write操作都将以直接I/O(direct I/O)的方式完成；对于裸设备，I/O方式也为直接I/O。

 

直接I/O跳过了文件系统这一层，但块层仍发挥作用，其将内存页与磁盘扇区对应上，这时不再是建立cache到DMA映射，而是进程的buffer映射到DMA。进行直接I/O时要求读写一个扇区(512bytes)的整数倍，否则对于非整数倍的部分，将以带cache的方式进行读写。

 

使用直接I/O，写磁盘少了用户态到内核态的拷贝过程，这提升了写磁盘的效率，也是直接I/O的作用所在。而对于读操作，第一次直接I/O将比带cache的方式快，但因带cache方式后续再读时将从cache中读，因而后续的读将比直接I/O快。有些数据库使用直接I/O，同时实现了自己的cache方式。

 

异步I/O

Linux下有两种异步I/O(asynchronous I/O)方式，一种是aio_read/aio_write库函数调用，其实现方式为纯用户态的实现，依靠多线程，主线程将I/O下发到专门处理I/O的线程，以此达到主线程异步的目的。

 

另一种是io_submit，该函数是内核提供的系统调用，使用io_submit也需要指定文件的打开方式为O_DIRECT，并且读写需按扇区对齐。

 

Reference: Chapter 14 - The Block I/O Layer, Linux kernel development.3rd.Edition