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1. 背景
本系列文章整体脉络回顾，
- Linux Block Driver - 1 介绍了一个只有 200 行源码的 Sampleblk 块驱动的实现。
- Linux Block Driver - 2 中，在 Sampleblk 驱动创建了 Ext4 文件系统，并做了一个
fio顺序写测试。 测试中我们利用 Linux 的各种跟踪工具，对这个fio测试做了一个性能个性化分析。 - Linux Block Driver - 3 中，利用 Linux 跟踪工具和 Flamegraph 来对文件系统层面上的文件 IO 内部实现，有了一个概括性的了解。
- Linux Block Driver - 4 里，在之前同样的
fio顺序写测试下，分析 Sampleblk 块设备的 IO 性能特征，大小，延迟，统计分布，IOPS，吞吐等。
本文将继续之前的实验，围绕这个简单的 fio 测试，探究 Linux 块设备驱动的运作机制。除非特别指明，本文中所有 Linux 内核源码引用都基于 4.6.0。其它内核版本可能会有较大差异。
2. 准备
阅读本文前，可能需要如下准备工作，
- 参考 Linux Block Driver - 1 中的内容，加载该驱动，格式化设备，装载 Ext4 文件系统。
- 按照 Linux Block Driver - 2 中的步骤，运行
fio测试。
本文将在与前文完全相同 fio 测试负载下，使用 blktrace 在块设备层面对该测试做进一步的分析。
3. 使用 blktrace
blktrace(8) 是非常方便的跟踪块设备 IO 的工具。我们可以利用这个工具来分析前几篇文章中的 fio 测试时的块设备 IO 情况。
首先，在 fio 运行时，运行 blktrace 来记录指定块设备上的 IO 操作，
$ sudo blktrace /dev/sampleblk1
[sudo] password for yango:
^C=== sampleblk1 ===
CPU 0: 1168040 events, 54752 KiB data
Total: 1168040 events (dropped 0), 54752 KiB data
退出跟踪后，IO 操作的都被记录在日志文件里。可以使用 blkparse(1) 命令来解析和查看这些 IO 操作的记录。 虽然 blkparse(1) 手册给出了每个 IO 操作里的具体跟踪动作 (Trace Action) 字符的含义，但下面的表格，更近一步地包含了下面的信息，
- Trace Action 之间的时间顺序
- 每个
blkparse的 Trace Action 对应的 Linux block tracepoints 的名字，和内核对应的 trace 函数。 - Trace Action 是否对块设备性能有正面或者负面的影响
- Trace Action 的额外说明，这个比 blkparse(1) 手册里的描述更贴近 Linux 实现
| Order | Action | Linux block tracepoints | Kernel trace function | Perf impact | Description |
|---|---|---|---|---|---|
| 1 | Q | block:block_bio_queue | trace_block_bio_queue | Neutral | Intent to queue a bio on a given reqeust_queue. No real requests exists yet. |
| 2 | B | block:block_bio_bounce | trace_block_bio_bounce | Negative | Pages in bio has copied to bounce buffer to avoid hardware (DMA) limits. |
| 3 | X | block:block_split | trace_block_split | Negative | Split a bio with smaller pieces due to underlying block device’s limits. |
| 4 | M | block:block_bio_backmerge | trace_block_bio_backmerge | Positive | A previously inserted request exists that ends on the boundary of where this bio begins, so IO scheduler merges them. |
| 5 | F | block:block_bio_frontmerge | trace_block_bio_frontmerge | Positive | Same as the back merge, except this i/o ends where a previously inserted requests starts. |
| 6 | S | block:block_sleeprq | trace_block_sleeprq | Negative | No available request structures were available (eg. memory pressure), so the issuer has to wait for one to be freed. |
| 7 | G | block:block_getrq | trace_block_getrq | Neutral | Allocated a free request struct successfully. |
| 8 | P | block:block_plug | trace_block_plug | Positive | I/O isn’t immediately dispatched to request_queue, instead it is held back by current process IO plug list. |
| 9 | I | block:block_rq_insert | trace_block_rq_insert | Neutral | A request is sent to the IO scheduler internal queue and later service by the driver. |
| 10 | U | block:block_unplug | trace_block_unplug | Positive | Flush queued IO request to device request_queue, could be triggered by timeout or intentionally function call. |
| 11 | A | block:block_rq_remap | trace_block_rq_remap | Neutral | Only used by stackable devices, for example, DM(Device Mapper) and raid driver. |
| 12 | D | block:block_rq_issue | trace_block_rq_issue | Neutral | Device driver code is picking up the request |
| 13 | C | block:block_rq_complete | trace_block_rq_complete | Neutral | A previously issued request has been completed. The output will detail the sector and size of that request. |
如下例，我们可以利用 grep 命令，过滤 blkparse 解析出来的所有有关 IO 完成动作 (C Action) 的 IO 记录，
$ blkparse sampleblk1.blktrace.0 | grep C | head -n20
253,1 0 71 0.000091017 76455 C W 2488 + 255 [0]
253,1 0 73 0.000108071 76455 C W 2743 + 255 [0]
253,1 0 75 0.000123489 76455 C W 2998 + 255 [0]
253,1 0 77 0.000139005 76455 C W 3253 + 255 [0]
253,1 0 79 0.000154437 76455 C W 3508 + 255 [0]
253,1 0 81 0.000169913 76455 C W 3763 + 255 [0]
253,1 0 83 0.000185682 76455 C W 4018 + 255 [0]
253,1 0 85 0.000201777 76455 C W 4273 + 255 [0]
253,1 0 87 0.000202998 76455 C W 4528 + 8 [0]
253,1 0 89 0.000267387 76455 C W 4536 + 255 [0]
253,1 0 91 0.000283523 76455 C W 4791 + 255 [0]
253,1 0 93 0.000299077 76455 C W 5046 + 255 [0]
253,1 0 95 0.000314889 76455 C W 5301 + 255 [0]
253,1 0 97 0.000330389 76455 C W 5556 + 255 [0]
253,1 0 99 0.000345746 76455 C W 5811 + 255 [0]
253,1 0 101 0.000361125 76455 C W 6066 + 255 [0]
253,1 0 108 0.000378428 76455 C W 6321 + 255 [0]
253,1 0 110 0.000379581 76455 C W 6576 + 8 [0]
例如，上面的输出中，第一条记录的含义是，
它是序号为 71 的 IO 完成 (C) 操作。是进程号为 76455 的进程，在 CPU 0，对主次设备号 253,1 的块设备，发起的起始地址为 2488，长度为 255 个扇区的写 (W) 操作。 该 IO 完成 （C）时被记录，当时的时间戳是 0.000091017，是精确到纳秒级的时间戳。利用 IO 操作的时间戳，我们就可以计算两个 IO 操作之间的具体延迟数据。
上面的例子中，可以看到，前 20 条跟踪记录，恰好是一共 4096 字节的数据。本文中 fio 测试是 buffer IO 测试，因此，块 IO 是出现在 fadvise64 使用 POSIX_FADV_DONTNEED 来 flush 文件系统页缓存时的。
这时，文件系统对块设备发送的 IO 是基于 4K 页面的大小。而这些 4K 的页面，在块设备层被拆分成如上 20 个更小的块 IO 请求来发送。
4. IO 流程分析
在 blktrace 的每条记录里，都包含 IO 操作的起始扇区地址。因此，利用该起始扇区地址，可以找到针对这个地址的完整的 IO 操作过程。 前面的例子里，如果我们想找到所有起始扇区为 2488 的 IO 操作，则可以用如下办法，
$ blkparse sampleblk1.blktrace.0 | grep 2488 | head -n6
253,1 0 1 0.000000000 76455 Q W 2488 + 2048 [fio]
253,1 0 2 0.000001750 76455 X W 2488 / 2743 [fio]
253,1 0 4 0.000003147 76455 G W 2488 + 255 [fio]
253,1 0 53 0.000072101 76455 I W 2488 + 255 [fio]
253,1 0 70 0.000075621 76455 D W 2488 + 255 [fio]
253,1 0 71 0.000091017 76455 C W 2488 + 255 [0]
可以直观的看出，这个 fio 测试对起始扇区 2488 发起的 IO 操作经历了以下历程，
Q -> X -> G -> I -> D -> C
如果对照前面的 blkparse(1) 的 Trace Action 的说明表格，我们就可以很容易理解，内核在块设备层对该起始扇区做的所有 IO 操作的时序。
下面，就针对同一个起始扇区号为 2488 的 IO 操作所经历的历程，对 Linux 块 IO 流程做简要说明。
4.1 Q - bio 排队
本文中的 fio 测试程序由于是同步的 buffer IO 的写入，因此，在 write 系统调用返回时，fio 的数据其实并没有真正写在块设备上，而是写到了文件系统的 page cache 里。
如前面几篇文章所述，最终的块设备的 IO 触发，是由 fadvise64 flush 脏的 page cache 引起的。
因此，fadvise64 的系统调用会调用到 Ext4 文件系统的 page cache 写入函数，然后由 Ext4 将内存页封装成 bio 来提交给块设备。
和大多数块设备的提交函数一样，函数的入口是 submit_bio，该函数会调用 generic_make_request，随后代码进入到 generic_make_request_checks 对 bio 进行检查。
在该函数结尾，通过了检查后，内核代码调用了 trace_block_bio_queue 来报告自己意图将 bio 发送到设备的队列里。
需要注意的是，此时，bio 只是打算要被插入到队列里，而不是已经放在队列里。而且，这时提交的 bio 的 bio->bi_next 是 NULL 值，并未形成链表。
Q 操作对应的具体代码路径，请参考 perf 命令对 block:block_bio_queue 的跟踪结果，
100.00% 100.00% fio [kernel.vmlinux] [k] generic_make_request_checks
|
---generic_make_request_checks
generic_make_request
|
|--88.24%-- blk_queue_split
| blk_queue_bio
| generic_make_request
| submit_bio
| ext4_io_submit
| |
| |--56.38%-- ext4_writepages
| | do_writepages
| | __filemap_fdatawrite_range
| | sys_fadvise64
| | do_syscall_64
| | return_from_SYSCALL_64
| | posix_fadvise64
| | 0
| |
| --43.62%-- ext4_bio_write_page
| mpage_submit_page
| mpage_process_page_bufs
| mpage_prepare_extent_to_map
| ext4_writepages
| do_writepages
| __filemap_fdatawrite_range
| sys_fadvise64
| do_syscall_64
| return_from_SYSCALL_64
| posix_fadvise64
| 0
|
--11.76%-- submit_bio
ext4_io_submit
|
|--58.95%-- ext4_writepages
| do_writepages
| __filemap_fdatawrite_range
| sys_fadvise64
| do_syscall_64
| return_from_SYSCALL_64
| posix_fadvise64
| 0
|
--41.05%-- ext4_bio_write_page
mpage_submit_page
mpage_process_page_bufs
mpage_prepare_extent_to_map
ext4_writepages
do_writepages
__filemap_fdatawrite_range
sys_fadvise64
do_syscall_64
return_from_SYSCALL_64
posix_fadvise64
0
4.2 X - bio 拆分
文件系统提交 bio 时，generic_make_request 会调用 blk_queue_bio 将 bio 缓存到设备请求队列 (request_queue) 里。
而在缓存 bio 之前，blk_queue_bio 会调用 blk_queue_split，此函数根据块设备的请求队列设置的 limits.max_sectors 和 limits.max_segments 属性，来对超出自己处理能力的大 bio 进行拆分。
而这里请求队列的 limits.max_sectors 和 limits.max_segments 属性，则是由块设备驱动程序在初始化时，根据自己的处理能力设置的。
当 bio 拆分频繁发生时，这时 IO 操作的性能会受到影响，因此，blktrace 结果中的 X 操作，需要做进一步分析，来搞清楚 Sampleblk 驱动如何设置请求队列属性，进而影响到 bio 拆分的。
X 操作对应的具体代码路径，请参考 perf 命令对 block:block_split 的跟踪结果，
100.00% 100.00% fio [kernel.vmlinux] [k] blk_queue_split
|
---blk_queue_split
blk_queue_bio
generic_make_request
submit_bio
ext4_io_submit
|
|--55.73%-- ext4_writepages
| do_writepages
| __filemap_fdatawrite_range
| sys_fadvise64
| do_syscall_64
| return_from_SYSCALL_64
| posix_fadvise64
| 0
|
--44.27%-- ext4_bio_write_page
mpage_submit_page
mpage_process_page_bufs
mpage_prepare_extent_to_map
ext4_writepages
do_writepages
__filemap_fdatawrite_range
sys_fadvise64
do_syscall_64
return_from_SYSCALL_64
posix_fadvise64
0
4.3 M - 合并 IO 请求
如前所述，文件系统向通用块层提交 IO 请求时，使用的是 struct bio 结构，并且 bio->bi_next 是 NULL 值，并未形成链表。
在 blk_queue_bio 代码中，这个被提交的 bio 的缓存处理存在以下几种情况，
- 如果当前进程 IO 处于 Plug 状态，那么尝试将
bio合并到当前进程的 plugged list 里，即current->plug.list里。 - 如果当前进程 IO 处于 Unplug 状态，那么尝试利用 IO 调度器的代码找到合适的 IO
request，并将bio合并到该request中。 - 如果无法将
bio合并到已经存在的 IOrequest结构里，那么就进入到单独为该bio分配空闲 IOrequest的逻辑里。
不论是 plugged list 还是 IO scheduler 的 IO 合并，都分为向前合并和向后合并两种情况，
- ELEVATOR_BACK_MERGE 由
bio_attempt_back_merge完成 - ELEVATOR_FRONT_MERGE 由
bio_attempt_front_merge完成
细心的读者会发现，前面 fio 测试对起始扇区 2488 发起的下面顺序的 IO 操作里，并未包含 M 操作，
Q -> X -> G -> I -> D -> C
但是，整个 fio 测试过程中，还是有部分 IO 被合并了，因为我们并没有用 blktrace 捕捉全部 IO 操作，因此没有跟踪到这些合并操作。
当合并操作发生时，其时序如下，
Q -> X -> M -> G -> I -> D -> C
如果用 perf 命令去跟踪 block:block_bio_backmerge 和 block:block_bio_frontmerge 的事件，会发现都是向后合并操作，测试全程没有向前合并操作。
这是由于本例中的 fio 测试是文件顺序写 IO，因此都是向后合并这种情况，所以只有 M 操作，而不会有 F 操作。
M 操作对应的具体代码路径，请参考 perf 命令对 block:block_bio_backmerge 的跟踪结果，
100.00% 100.00% fio [kernel.vmlinux] [k] bio_attempt_back_merge
|
---bio_attempt_back_merge
blk_attempt_plug_merge
blk_queue_bio
generic_make_request
submit_bio
ext4_io_submit
|
|--94.23%-- ext4_writepages
| do_writepages
| __filemap_fdatawrite_range
| sys_fadvise64
| do_syscall_64
| return_from_SYSCALL_64
| posix_fadvise64
| 0
|
--5.77%-- ext4_bio_write_page
mpage_submit_page
mpage_process_page_bufs
mpage_prepare_extent_to_map
ext4_writepages
do_writepages
__filemap_fdatawrite_range
sys_fadvise64
do_syscall_64
return_from_SYSCALL_64
posix_fadvise64
0
4.4 G - 分配 IO 请求
如前面小结所述，在 blk_queue_bio 代码中，若无法合并 bio 到已存在的 IO request 里， 该函数会为 bio 分配一个 IO 请求结构，即 struct request。
G 操作对应的具体代码路径，请参考 perf 命令对 block:block_getrq 的跟踪结果，
100.00% 100.00% fio [kernel.vmlinux] [k] get_request
|
---get_request
blk_queue_bio
generic_make_request
submit_bio
ext4_io_submit
|
|--54.41%-- ext4_writepages
| do_writepages
| __filemap_fdatawrite_range
| sys_fadvise64
| do_syscall_64
| return_from_SYSCALL_64
| posix_fadvise64
| 0
|
--45.59%-- ext4_bio_write_page
mpage_submit_page
mpage_process_page_bufs
mpage_prepare_extent_to_map
ext4_writepages
do_writepages
__filemap_fdatawrite_range
sys_fadvise64
do_syscall_64
return_from_SYSCALL_64
posix_fadvise64
0
4.5 I - 请求插入队列
如前面小结所述，在 blk_queue_bio 代码中，当已经为不能合并的 bio 分配了 request，下一步则有如下两种可能，
- 如果当前进程 IO 已经被 Plug，这个新的
request将会被加到当前进程的plug->list里来。 - 如果当前进程的 IO 已经或者马上处于 unplug 状态，那么
request将被插入到 IO 调度器的内部队列里。
blk_queue_bio 会通过触发 Unplug 操作，最终调用 __elv_add_request 函数负责将 request 插入到 IO 调度器内部队列，其中牵涉到下面两种情况，
-
ELEVATOR_INSERT_SORT_MERGE
将
request合并到 IO 调度器队列已存在的request里，并释放新分配的request。 -
ELEVATOR_INSERT_SORT
将
request插入到 IO 调度器经过排序的队列里。例如，将request插入到 deadline 调度器排序过的红黑树里。
I 操作对应的具体代码路径，请参考 perf 命令对 block:block_rq_insert 的跟踪结果，
100.00% 100.00% fio [kernel.vmlinux] [k] __elv_add_request
|
---__elv_add_request
blk_flush_plug_list
|
|--74.74%-- blk_queue_bio
| generic_make_request
| submit_bio
| ext4_io_submit
| ext4_writepages
| do_writepages
| __filemap_fdatawrite_range
| sys_fadvise64
| do_syscall_64
| return_from_SYSCALL_64
| posix_fadvise64
| 0
|
--25.26%-- blk_finish_plug
ext4_writepages
do_writepages
__filemap_fdatawrite_range
sys_fadvise64
do_syscall_64
return_from_SYSCALL_64
posix_fadvise64
0
4.6 D - 发起 IO 请求
有两种常见的触发 Unplug IO 的时机，
- 文件系统通过调用
blk_finish_plug显式地触发 - 当
blk_queue_bio检测到当前进程plug->list的请求数目超过了 BLK_MAX_REQUEST_COUNT
当 Unplug 发生时，__blk_run_queue 最终会被调用，然后块驱动程序的策略函数就会被调用，进而进入块设备 IO 流程。本例中，sampleblk 驱动的策略函数 sampleblk_request 开始被调用，
D 操作对应的具体代码路径，请参考 perf 命令对 block:block_rq_issue 的跟踪结果，
100.00% 100.00% fio [kernel.vmlinux] [k] blk_peek_request
|
---blk_peek_request
blk_fetch_request
sampleblk_request
__blk_run_queue
queue_unplugged
blk_flush_plug_list
|
|--72.41%-- blk_queue_bio
| generic_make_request
| submit_bio
| ext4_io_submit
| ext4_writepages
| do_writepages
| __filemap_fdatawrite_range
| sys_fadvise64
| do_syscall_64
| return_from_SYSCALL_64
| posix_fadvise64
| 0
|
--27.59%-- blk_finish_plug
ext4_writepages
do_writepages
__filemap_fdatawrite_range
sys_fadvise64
do_syscall_64
return_from_SYSCALL_64
posix_fadvise64
0
4.7 C - bio 完成
块驱动在处理完 IO 请求后，可以通过调用 blk_end_request_all 来通知通用块层 IO 操作完成。
通知通用块层完成的函数还有 blk_end_request。两者的区别主要是，blk_end_request 是为 partial complete 设计实现的，但是blk_end_request_all 缺省就是完整的 bio 完成来设计的。
因此，调用 blk_end_request 时，需要指定 IO 操作完成的字节数。因此，如果块设备驱动支持 IO 部分完成特性，则可以使用 blk_end_request 来支持。
此外，还存在 __blk_end_request_all 和 __blk_end_request 形式的 IO 完成通知函数。这两个函数必须在获取 request_queue 队列的锁以后才开始调用。
而 blk_end_request_all 和 blk_end_request 则不需要拿队列锁。
C 操作对应的具体代码路径，请参考 perf 命令对 block:block_rq_complete 的跟踪结果,
100.00% 100.00% fio [kernel.vmlinux] [k] blk_update_request
|
---blk_update_request
|
|--99.99%-- blk_update_bidi_request
| blk_end_bidi_request
| blk_end_request_all
| sampleblk_request
| __blk_run_queue
| queue_unplugged
| blk_flush_plug_list
| |
| |--76.92%-- blk_queue_bio
| | generic_make_request
| | submit_bio
| | ext4_io_submit
| | ext4_writepages
| | do_writepages
| | __filemap_fdatawrite_range
| | sys_fadvise64
| | do_syscall_64
| | return_from_SYSCALL_64
| | posix_fadvise64
| | 0
| |
| --23.08%-- blk_finish_plug
| ext4_writepages
| do_writepages
| __filemap_fdatawrite_range
| sys_fadvise64
| do_syscall_64
| return_from_SYSCALL_64
| posix_fadvise64
| 0
--0.01%-- [...]
5. 小结
本文在与前几篇文章相同的 fio 测试过程中，使用 blktrace 和 perf 追踪的块设备层的 IO 操作，解释了 Linux 内核块设备 IO 的基本流程。
第三小节中的 blkparse(1) trace action 的表格对理解 blktrace 的输出含义也做了简单的总结，有助于熟悉 blktrace 的使用和结果分析。