Linux 块层 IO 子系统｜最核心的逻辑是什么？

坚持思考，就会很酷

读者朋友的交流

本系列分享来自读者朋友的分享交流，在之前分享过一些 Linux 文件系统相关的知识，很多童鞋对块层也挺好奇的。

后续可能会有几篇关于 Linux 块存储的分享。今天先分享个简单的知识脉络。

块存储没那么神秘！

之前一直跟大家聊文件系统，文件系统提供一层文件到物理块层的映射转换。这层逻辑可能非常复杂，依赖于文件系统的实现。今天则跟大家聊聊块层，块层位于 fs 层之下，大家可能平时不怎么接触，看不见摸不着。其实没有那么神秘，来看下块设备的使用姿势， Linux 经常看见的 sda，sdb 这样的盘符文件其实就是块设备。

我们来试一下对一个块设备进行读写（注意，千万找一个不用的块设备，有写操作）：

func main () {
   // 千万注意：/dev/sdx1 盘，注意一定是要是不用的新盘哦。这里有写操作，可千万不要写坏数据哦
   f, err := os.OpenFile("/dev/sdx1", os.O_RDWR, 0666)
   if err != nil {
      log.Fatalf("err: %v\n", err)
   }
   // 写
   content := "hello world"
   _, err = f.WriteAt([]byte(content), 0)
   if err != nil {
      log.Fatalf("err:%v\n", err)
   }
   // 读
   buffer := make([]byte, len(content))
   n, err := f.ReadAt(buffer, 0)
   if err != nil {
      log.Fatalf("err: %v\n", err)
   }

   fmt.Printf("content= %s, n=%v \n", buffer, n)
}

以上就完成了对块设备的一次读写，大家看用户态操作一下块设备是不是非常简单呀。说白了，就是把它当一个线性的文件来使用即可。用户态的文件系统经常喜欢这样去管理块设备，来看一下块层的架构。

块块层架构

块设备的逻辑集中在 Linux 的块层子系统中。由于块设备有多种的类型，并且内部关于不同的场景可能会有不同的调度需求，所以它的设计也必须满足一定的抽象，块层内一般分为三层：

• 通用层 ：抽象不同的块设备，为上层建立统一的块设备模型；
• IO 调度层 ：IO 请求入队、出队，并且按照特定的策略去调度（可配置）；
• 块设备驱动层 ：针对不同的块设备类型有着不同驱动程序。比如 SCSI 设备，逻辑设备等；

聊聊这三层：

• 通用层：给上层一个叫做 submit_bio 的函数，并且和上层对齐的 IO 类型叫做 bio ，所有的块 IO 请求封装成 bio ，然后通过 submit_bio 递交即可。这是统一的抽象界面；
• IO 调度层：无非就是上层请求怎么入队，然后怎么派发给底层。整体的块 IO 调度器叫做电梯，它的架子也是电梯算法的架子，调度算法允许配置，常见的就是 cfq，deadline，noop 这三种算法；
• 块设备驱动层：针对不同块设备的封装，比如有顺序访问的块设备，还有随机访问的，还有逻辑栈式设备；

块层 IO 流程

今天走一小段代码，省略复杂逻辑，只撸主干逻辑。

下面涉及到代码，配合 Linux 3.10.1

1 抽象界面 submit_bio块层的入口是 submit_bio 函数，上层填装 bio 结构之后，调用 submit_bio 递交到块层。一切的开始都是从这个函数。bio 就是块层和上层约定好的参数结构。块层的核心工作就是对这个结构做处理，做变形，最终做转发。

块设备的读写都是通过这个接口和参数来表达。来看一下 submit_bio 的逻辑：

void submit_bio(int rw, struct bio *bio) 
{
   // 打上读写标记
   bio->bi_rw |= rw;
   // ...
   // 构造 request
   generic_make_request(bio);
}

一个小信息：FS 和 块层交互的是 bio 类型，但是块层内部用的是 request 结构，由 bio 转换而来。

2 IO 请求入队 make_request_fn

来看下 generic_make_request 中 实现：

void generic_make_request(struct bio *bio) 
{
   // 保证 make_requst 核心的逻辑在同一个进城内是串行之行的
   if (current->bio_list) {
      bio_list_add(current->bio_list, bio);
      return;
   }

   bio_list_init(&bio_list_on_stack);
   current->bio_list = &bio_list_on_stack;
   // 循环处理 bio_list 里的内容
   do {
      // 获取到该块设备的队列
      struct request_queue *q = bdev_get_queue(bio->bi_dev);
      // 执行 make_request_fn 回调
      q->make_request_fn(q, bio);
      bio = bio_list_pop(current->bio_list);
   } while (bio);
   current->bio_list = NULL;
}

块设备都会有个 request_queue 结构体。队列这个很容易理解，用来挂请求的。排序、合并之后 IO 请求总得放在一个地方。

上面的核心是 request queue 的 make_request_fn 函数回调。合并和排序就是在该函数中实现。

思考：make_request_fn 又是什么呢？什么时候赋值的呢？

其实是设备创建之初，初始化结构体的时候赋值好的。比如 SCSI 设备，那么 make_request_fn 就是 blk_queue_bio 。

注意：这里我们看到还有一个 request_fn 的回调，SCSI 设备是初始化成 scsi_request_fn ，记住这个，后面会讲。

// 分配并初始化一个 scsi 设备
scsi_alloc_sdev
 scsi_alloc_queue
  // 创建、初始化请求队列, 回调 request_fn
  __scsi_alloc_queue(sdev->host, scsi_request_fn);
   blk_init_queue
    blk_init_queue_node
     blk_init_allocated_queue
      // 回调 make_request_fn
      blk_queue_make_request(q, blk_queue_bio);

排序、合并的逻辑则是在 make_request_fn 中完成，也就是 IO 请求入队的过程就完成了。

思考：合并、排序究竟是什么意思？

• 合并：将磁盘上扇区连续的多个请求合并成一个，然后作为一个 SCSI 请求命令下发
• 排序：将多个 IO 请求按照磁盘扇区的位置进行排序，以便磁头能够尽可能的往一个方向摆动

合并和排序在 make_request_fn 中完成。来看一看调度器的逻辑：

void blk_queue_bio(struct request_queue *q, struct bio *bio)
{
   el_ret = elv_merge(q, &req, bio);
   if (el_ret == ELEVATOR_BACK_MERGE) {
      // 往后合并
   } else if (el_ret == ELEVATOR_FRONT_MERGE) {
      // 往前合并
   }

get_rq:
   // 没合并的新请求走这里

   plug = current->plug
   if (plug) {
      list_add_tail(&req->queuelist, &plug->list);
   } else {
      add_acct_request(q, req, where);
      __blk_run_queue(q);
   }
}

elv_merge 会返回一个常量来标识向前或者向后合并。如果是向前或者向后合并，那么返回对应的已经存在的 request 结构体。如果是不能合并，那么就创建的一个新的 request 请求。

思考：IO 请求在 make_request_fn 入队，那什么时候派发呢？

是通过 request_fn 回调函数（往前看，设备初始化的时候赋值的）来处理。SCSI 设备的 request_fn 回调是 scsi_request_fn 函数。函数中有个 for 循环，会按照策略逐个取出请求，封装处理一下，然后丢到底层去执行 （ 使用 scsi_dispatch_cmd ）。

思考：有没有想过能够合并和排序的基础条件是啥？

基础是：有足够多的请求。这个依赖于 Linux 的一个叫做蓄流/泄流的机制（Plugging / Unplugging）。蓄流/泄流什么意思？

Linux 块层为了增加吞吐能力，对于来的请求，并不是立即下发，而是 hold 一段时间，攒一会儿，超时了或者超阈值了，再一次性处理请求下发。类似于用塞子堵住一下（蓄流）池子，水满了再拔掉塞子（泄流）。

很容易理解，块层之所以不将每个请求都立马下发，就是为了实现 IO 的调度。这种短暂的 hold 请求本质上是优化的基础。如果每一个请求都不聚合，不把大家聚在一起，那么是无法找到优化的时机的。

3 IO 请求派发 request_fn

request 的派发逻辑则是在 request_fn 中完成，SCSI 是 scsi_request_fn 函数。Unplug 的时候就会走到这里来。

static void scsi_request_fn(struct request_queue *q) 
{
   for (;;) {
      // 按照 IO 调度策略取请求出来
      req = blk_peek_request(q);

      // 派发命令到 SCSI 驱动层
      rtn = scsi_dispatch_cmd(cmd);
   }
}

这里的逻辑则是集中在 ”怎么取请求出来？“ 。

IO 调度算法的主要发挥时机就是在这里！（还有一个时机就是入队的时候）

把 request 选出来之后，封装成 scsi cmd 命令，通过 scsi_dispatch_cmd 函数下发到 SCSI 驱动层即可。这样一个请求的派发就算完成了。

块层 IO 调度器

接着上面，聊聊块层 IO 调度器。首先块层整体的 IO 调度器是一个电梯算法的架子，你会发现 elevator 的缩写到处都是。随着 Linux 系统的持续发展还是衍生了不同于真正简单电梯算法的调度算法。这个就是我们常见的 noop，deadline，cfq 等算法。这部分则是被抽象成一个界面，可以让用户来配置选择。这个统一界面类型叫做 elevator_type ：

struct elevator_type {
   // 最重要的是这个
   struct elevator_ops ops;
}

最重要就是 ops 字段，以 noop 算法为例：

static struct elevator_type elevator_noop = {
   .ops = {
      .elevator_merge_req_fn = noop_merged_requests,
      .elevator_dispatch_fn = noop_dispatch,
      .elevator_add_req_fn = noop_add_request,
      .elevator_former_req_fn = noop_former_request,
      .elevator_latter_req_fn = noop_latter_request,
      .elevator_init_fn = noop_init_queue,
      .elevator_exit_fn = noop_exit_queue,
   }
   .elevator_name = "noop",
   .elevator_owner = THIS_MODULE,
}

也就是说，不同的调度算法只要实现了这个 elevator_type ，就可以在"电梯"的大框架里运行了。所以，其实“电梯”已经不是“电梯”了。

调度算法主要做好两个事情：

1. bio 请求入队：合并、排序？随你。比如 noop 就没有合并和排序
2. request 请求出队：电梯不电梯？随你，目前就看 deadline 是变形的“电梯”。

调度算法的实现在：

• noop 的实现在 block/noop-iosched.c ，及其简单
• deadline 的实现在 block/deadline-iosched.c ，主要加了一个超时，饥饿的考虑
• cfq 的实现在 block/cfq-iosched.c ，号称绝对公平算法，考虑到不同进程的性能公平，逻辑是最复杂的

今天先不给大家展开调度策略的实现，只简要梳理其作用。说白了，无论哪种调度策略，都只是选出一个 request 出来而已。

思考：linux 怎么查看调度策略？

cat /sys/block/{块设备符}/queue/scheduler

1 noop它自身不带任何逻辑。没有合并、排序。请求按照 fifo 的方式入队出队。谁先进的谁先出，不区分请求。

这种简单的算法，反而适用于超高性能的介质，比如 ssd ，因为 ssd 的性能已经足够高了，自身提供的并发能力也是够的。不需要上层做顺序化，批量化，它没有磁头摆动的问题。合并和排序等多余的逻辑对它来讲就是累赘。

2 deadline最像电梯算法的 IO 调度算法。在电梯算法的基础上，再加上请求超时的考虑，起到防止饥饿请求的作用。它内部有两部电梯：读写。读请求优先，但也会考虑写饥饿，同一时间只有一部电梯在运行。

3 cfq完全公平队列，为每个进程单独创建一个队列来管理该进程所产生的请求，试图给不同的进程分配相同的块设备使用时间片，以此来保证每个进程都能被很好的分配到 IO 带宽。该算法就属于万金油，通用场景用它是最保险的，是最通用的 IO 调度算法。它的逻辑实现也是最复杂的。noop 100 行代码，deadline 460 行，cfq 4600 行代码，由此可见。

总结

• submit_bio 是块层的统一接口函数，bio 是统一 IO 结构体
• request 是块层内部的 IO 请求的结构体，bio 到 request 有一层转换，这层转换就是排序、合并的时候；
• make_request_fn 就是 bio 转换成 request 的时机，IO 的排序、合并时机就在于此；
• request_fn 是 request 派发的时机，IO 的调度算法也在此发挥作用。从 request 队列中按照策略选一个 req 出来，封装成底层想要的样子，下发下去
• IO 调度器合并、排序，包括按照电梯直上直下派发请求的目的是减少磁盘寻址时间，从而提高整体性能；
• noop，cfq，deadline 三种派发请求的算法都有适用自己的场景。noop 是几乎 bypass 请求，没有重拍、合并。deadline 是电梯算法衍生了一下。cfq 是全新的一种公平算法，跟电梯没啥关系；
• 块层最核心的逻辑是：bio 请求怎么入队，request 请求怎么出队而已，它远比文件系统要简单；

后记

今天先梳理一下块层的架子，后面准备详细分享一下它的调度算法。

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