前言
在计算机的世界里，我们可以将业务进行抽象简化为两种场景——计算密集型和IO密集型。这两种场景下的表现，决定这一个计算机系统的能力。数据库作为一个典型的基础软件，它的所有业务逻辑同样可以抽象为这两种场景的混合。因此，一个数据库系统性能的强悍与否，往往跟操作系统和硬件提供的计算能力、IO能力紧密相关。
除了硬件本身的物理极限，操作系统在软件层面的处理以及提供的相关机制也尤为重要。因此，想要数据库发挥更加极限的性能，对操作系统内部相关机制和流程的理解就很重要。
本篇文章，我们就一起看下Linux中一个IO请求的生命周期。Linux发展到今天，其内部的IO子系统已经相当复杂。每个点展开都能自成一篇，所以本次仅是对块设备的写IO做一个快速的漫游，后续再对相关专题进行详细分解。
从用户态程序出发
首先需要明确的是，什么是块设备？我们知道IO设备可以分为字符设备和块设备，字符设备以字节流的方式访问数据，比如我们的键盘鼠标。而块设备则是以块为单位访问数据，并且支持随机访问，典型的块设备就是我们常见的机械硬盘和固态硬盘。
一个应用程序想将数据写入磁盘，需要通过系统调用来完成：open打开文件 ---> write写入文件 ---> close关闭文件。
下面是write系统调用的定义，我们可以看到，应用程序只需要指定三个参数：
1. 想要写入的文件
2. 写入数据所在的内存地址
3. 写入数据的长度
SYSCALL_DEFINE3(write, unsigned int, fd, const char __user *, buf, size_t, count){ struct fd f = fdget_pos(fd); ssize_t ret = -EBADF; if (f.file) { loff_t pos = file_pos_read(f.file); ret = vfs_write(f.file, buf, count, &pos); if (ret >= 0) file_pos_write(f.file, pos); fdput_pos(f); } return ret;}
而剩下的工作就进入到内核中的虚拟文件系统（VFS）中进行处理。
虚拟文件系统（VFS）
在Linux中一切皆文件，它提供了虚拟文件系统VFS的机制，用来抽象各种资源，使应用程序无需关心底层细节，只需通过open、read/write、close这几个通用接口便可以管理各种不同的资源。不同的文件系统通过实现各自的通用接口来满足不同的功能。
devtmpfs
挂载在/dev目录，devtmpfs中的文件代表各种设备。因此，对devtmpfs文件的读写操作，就是直接对相应设备的操作。
如果应用程序打开的是一个块设备文件，则说明它直接对一个块设备进行读写，调用块设备的write函数：
const struct file_operations def_blk_fops = { .open = blkdev_open, ... ... .read = do_sync_read, .write = do_sync_write, ... ...};
磁盘文件系统（ext4等）
这是我们最为熟悉的文件系统类型，它的文件就是我们一般理解的文件，对应实际磁盘中按照特定格式组织并管理的区域。对这类文件的读写操作，都会按照固定规则转化为对应磁盘的读写操作。
应用程序如果打开的是一个ext4文件系统的文件，则会调用ext4的write函数：
const struct file_operations_extend ext4_file_operations = { .kabi_fops = { ... ... .read = do_sync_read, .write = do_sync_write, ... ... .open = ext4_file_open, ... ...};
buffer/cache
Linux提供了缓存来提高IO的性能，无论打开的是设备文件还是磁盘文件，一般情况IO会先写入到系统缓存中并直接返回，IO生命周期结束。后续系统刷新缓存或者主动调用sync，数据才会被真正写入到块设备中。有意思的是，针对块设备的称为buffer，针对磁盘文件的称为cache。
ssize_t __generic_file_aio_write(struct kiocb *iocb, const struct iovec *iov, unsigned long nr_segs, loff_t *ppos) ... ... if (io_is_direct(file)) { ... ... written = generic_file_direct_write(iocb, iov, &nr_segs, pos, ppos, count, ocount); ... ... } else { written = generic_file_buffered_write(iocb, iov, nr_segs, pos, ppos, count, written); } ... ...
Direct IO
当打开文件时候指定了O_DIRECT标志，则指定文件的IO为direct IO，它会绕过系统缓存直接发送给块设备。在发送给块设备之前，虚拟文件系统会将write函数参数表示的IO转化为dio，在其中封装了一个个bio结构，接着调用submit_bio将这些bio提交到通用块层进行处理。
do_blockdev_direct_IO -> dio_bio_submit -> submit_bio
通用块层
核心结构
1.bio/request
bio是Linux通用块层和底层驱动的IO基本单位，可以看到它的最重要的几个属性，一个bio就可以表示一个完整的IO操作：
struct bio { sector_t bi_sector; //io的起始扇区... ... struct block_device *bi_bdev; //对应的块设备... ... bio_end_io_t *bi_end_io; //io结束的回调函数... ... struct bio_vec *bi_io_vec; //内存page列表... ...};
request代表一个独立的IO请求，是通用块层和驱动层进行IO传递的结构，它容纳了一组连续的bio。通用块层提供了很多IO调度策略，将多个bio合并生成一个request，以提高IO的效率。
2.gendisk
每个块设备都对应一个gendisk结构，它定义了设备名、主次设备号、请求队列，和设备的相关操作函数。通过add_disk，我们就真正在系统中定义一个块设备。
3.request_queue
这个即是日常所说的IO请求队列，通用块层将IO转化为request并插入到request_queue中，随后底层驱动从中取出完成后续IO处理。
struct request_queue { ... ... struct elevator_queue *elevator; //调度器 request_fn_proc *request_fn; //请求处理函数 make_request_fn *make_request_fn; //请求入队函数 ... ... softirq_done_fn *softirq_done_fn; //软中断处理 struct device *dev; unsigned long nr_requests; ... ...};
处理流程
在收到上层文件系统提交的bio后，通用块层最主要的功能就是根据bio创建request，并插入到request_queue中。
在这个过程中会对bio进行一系列处理：当bio长度超过限制会被分割，当bio访问地址相邻则会被合并。
request创建后，根据request_queue配置的不同elevator调度器，request插入到对应调度器队列中。在底层设备驱动程序从request_queue取出request处理时，不同elevator调度器返回request策略不同，从而实现对request的调度。
void blk_queue_bio(struct request_queue *q, struct bio *bio){ ... ... el_ret = elv_merge(q, &req, bio); //尝试将bio合并到已有的request中 ... ... req = get_request(q, rw_flags, bio, 0); //无法合并，申请新的request ... ... init_request_from_bio(req, bio);}void blk_flush_plug_list(struct blk_plug *plug, bool from_schedule){ ... ... __elv_add_request(q, rq, ELEVATOR_INSERT_SORT_MERGE); //将request插入request_queue的elevator调度器 ... ...}
请求队列
Linux中提供了不同类型的request_queue，一个是本文主要涉及的single-queue，另外一个是multi-queue。single-queue是在早期的硬件设备（例如机械硬盘）只能串行处理IO的背景下创建的，而随着更快速的SSD设备的普及，single-queue已经无法发挥底层存储的性能了，进而诞生了multi-queue，它优化了很多机制使IOPS达到了百万级别以上。至于multi-queue和single-queue的详细区别，本篇不做讨论。
每个队列都可以配置不同的调度器，常见的有noop、deadline、cfq等。不同的调度器会根据IO类型、进程优先级、deadline等因素，对request请求进一步进行合并和排序。我们可以通过sysfs进行配置，来满足业务场景的需求：
#/sys/block/sdx/queuescheduler #调度器配置nr_requests #队列深度max_sectors_kb #最大IO大小
设备驱动
在IO经过通用块层的处理和调度后，就进入到了设备驱动层，就开始需要和存储硬件进行交互。
以scsi驱动为例：在scsi的request处理函数scsi_request_fn中，循环从request_queue中取request，并创建scsi_cmd下发给注册到scsi子系统的设备驱动。需要注意的是，scsi_cmd中会注册一个scsi_done的回调函数。
static void scsi_request_fn(struct request_queue *q){ for (;;) { ... ... req = blk_peek_request(q); //从request_queue中取出request ... ... cmd->scsi_done = scsi_done; //指定cmd完成后回调 rtn = scsi_dispatch_cmd(cmd); //下发将request对应的scsi_cmd ... ... }}int scsi_dispatch_cmd(struct scsi_cmnd *cmd){ ... ... rtn = host->hostt->queuecommand(host, cmd); ... ...}
IO完成
软中断
每个request_queue都会注册软中断号，用来进行IO完成后的下半部处理，scsi驱动中注册的为：scsi_softirq_done
struct request_queue *scsi_alloc_queue(struct scsi_device *sdev){ ... ... q = __scsi_alloc_queue(sdev->host, scsi_request_fn); ... ... blk_queue_softirq_done(q, scsi_softirq_done); ... ...}
硬中断
当存储设备完成IO后，会通过硬件中断通知设备驱动，此时设备驱动程序会调用scsi_done回调函数完成scsi_cmd，并最终触发BLOCK_SOFTIRQ软中断。
void __blk_complete_request(struct request *req){ ... ... raise_softirq_irqoff(BLOCK_SOFTIRQ); ... ...}
而BLOCK_SOFTIRQ软中断的处理函数就是之前注册的scsi_softirq_done，通过自下而上层层回调，到达bio_end_io，完成整个IO的生命周期。
-> scsi_finish_command -> scsi_io_completion -> scsi_end_request -> blk_update_request -> req_bio_endio -> bio_endio
总结
以上，我们很粗略地漫游了Linux中一个块设备IO的生命周期，这是一个很复杂的过程，其中很多机制和细节只是点到为止，但是我们有了对整个IO路径的整体的认识。当我们再遇到IO相关问题的时候，可以更加快速地找到关键部分，并深入研究解决。
作者：沃趣科技原型研发部
沃趣QFusion（数据库私有云）产品官网 irds.cn
