作为存储业务的一个重要组成部分，block IO是非易失存储的唯一路径，它的生命历程每个阶段都直接关乎我们手机的性能、功耗、甚至寿命。本文试图通过block IO的产生、调度、下发、返回的4个阶段，阐述一个block IO的生命历程。

一、什么是块设备和块设备层

从计算机诞生开始，就有了IO设备，IO设备大致分为两类，块设备和字符设备，块设备的2个重要特性就是：块存储和可寻址。而块设备层，就是通过组织管理，使得向块设备下发的请求能够高效合理的完成的一种软件逻辑层。如上图所示，在传统的磁盘结构中，减少吊杆/磁头的移动（机械动作），容易找到目标地址，就能提升IO性能。块设备层在整个存储栈中的位置如下图所示，上承文件系统，下接具体的块设备驱动（UFS，EMMC驱动）:

(资料图片仅供参考)

通过blktrace这个开源工具可以用来分析IO轨迹和性能，从AQGP开始创建线程的plug，再到后面的AQM完成了线程内部plug的merge合并，最后IUDC完成了线程内部plug的下发和返回。

二、  block IO的产生

大到手机里面每一个应用程序的打开，小到很多人学生时代写过的一个C语言程序，都会伴随block IO的产生。究其本质，只要调用了libc库中的open, read, close,write, fsync, sync这些库函数，都可能产生blockIO。

1. 用户态常用文件操作

2.文件系统IO~预读

3.文件系统IO~脏页回写

4.文件系统IO~fsync & sync

5.文件系统IO~dm设备写

通过下面的命令获取dm设备(253:26)的轨迹：

./blktrace -d /dev/block/dm-26 -o - |./blkparse -i -

由于dm设备到真实的物理设备，有一层映射，对于同一个逻辑地址8898352通过下面的命令获取针对这个逻辑地址的block IO在其映射的物理设备(259:41)的轨迹，在物理设备中，块地址经过remap从8898352变成了33294128。

./blktrace -d /dev/block/sdc57 -o - | ./blkparse -i -

这里以verity类型的dm设备为例，其block io的产生路径：

的产生路径

上面的预读，脏页回写，sync操作，都是经过了page cache，有些跑分软件如androbench不会经过page cache，更关注直接的底层存储性能，会采用direct-IO的方式。下图是direct-IO的block IO产生路径。

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三、block IO的调度

调度整体框架

调度在我们日常生活中会经常遇到，如电梯，或者打车司机派单拼车，错峰吃饭，错峰上下班等，都是为了更好的整体性能和能耗。

前面列举了一些block IO的产生场景，当这些IO产生后，为了更好的整体性能和能耗，它们也需要合适的调度机制。从IO产生后，经过软队列，调度器，硬队列，最终完成派发。

2.关键数据结构bio,request,page,sector的关系

一个或多个bio最后合并为一个request，每个request作为面向存储器件驱动的直接数据结构，里面携带了内存页虚拟地址和存储介质逻辑地址，它是易失介质和非易失介质进行数据交互的桥梁。每个bio里面包含了一个bio_vec数组，每个数组元素指向一个内存page。每个bio里面包含了一个bvec_iter，包含了这个io指向的存储介质的sector。内存page没有连续的要求，但是存储介质的sector必须是首尾相连的，因为在驱动代码中，sglist可以包含多个离散点，而存储介质中的sector地址不连续，那么就会导致磁头反复调整，极大降低性能。而sglist由于是内存总线寻址访问，不存在性能的问题。在flash介质，虽然不涉及磁头调整，但如果不连续，编程速度也会大大降低。

-> request

一个bio经历split，plug merge，电梯merge，最后获取merge到一个已有的request或者获取一个全新的request。

IO所在dev的remap

为了更好的理解block IO的remap，merge操作，这里说一下块设备和分区表的概念。每个设备（比如LU0，LU1）都有一个gendisk的结构体，但是一个LU（Logical Unit）经常会被分割为多个分区。gendisk包含了这个设备的分区表，对于每个被分割的分区，都可以独立挂载自己的文件系统，并在文件系统内从0开始寻址。当形成IO下发到器件时，由于对于器件内部的地址管理是以LU为单位，因此，就需要通过找到先找到改分区在分区表中的偏移，再加上文件系统内部的偏移，才构成面向LU的寻址逻辑地址。

的split

一个bio有自己可以承受着的最大数据量，如果超过，则会被拆分，下图是512KB为边界的一个拆分示意图。

6.  bio的merge

bio会尝试在本线程自身plug中merge一次，如果没有merge成功，则继续尝试本队列对应的电梯队列里面进行merge，对于mq(multiqueue)，也可以在soft-queue里面尝试merge。

7.线程的plug和unplug

Merge和plug都是蓄流，减少请求向存储器件下发的频率，plug的等待也会增加merge的机会，结伴而行才能提升整体IO性能。在schedule, io_schedule,或线程显性调用blk_finish_plug的时候，才会开闸。

8.  电梯调度算法

每个队列可以配置一个io scheduler，即IO调度器，常见的有noop, deadline, cfq等，电梯调度进一步把request请求进行合并和排序，根据所选择的算法（根据时间片，进程优先级，同步异步等因素），决定下一个dispatch的request请求。

9.  queues之间的关系

Linux块设备层已逐步切换到multiqueue , 以后单队列代码已被完全移除。multiqueue核心思路是为每个CPU分配一个软件队列，为存储设备的每个硬件队列分配一个硬件派发队列，大大减少锁竞争。在整个block IO的生命历程中，有3个常见的队列类型，分别是: request_queue, blk_mq_ctx, blk_mq_hw_ctx。每个块设备有1个request_queue，包含设备相关的队列属性，可以理解为队列大管家。

每个块设备有1个或者多个硬队列，用于面向底层驱动，如tag的管理。request_queue，blk_mq_ctx,blk_mq_hw_ctx之间可以相互遍历。

四、 block IO的下发

1.生产者和消费者模型

经历过漫长的产生，调度环节，一个request终于开始向器件下发了。这里以常见的生产者消费者模型抽象一下，每个设备都有自己的生产者队列（电梯队列，software queue），但消费者队列（hardwardqueue）却可能是共享的，在单硬件队列场景中（当前UFS，eMMC）。

2. scsi子系统和ufs设备

ufs设备采用了scsi协议定义的通用的命令集（读，写，unmap等），以及scsi子系统通用的异常处理等各种流程，所以ufs驱动在初始化后注册到scsi子系统里面，作为一个scsi设备。

前面看到的sdc，sdc1，sdc2就是在上面的sd_probe函数中完成的。

sd_probe中同时也会解析出这个设备对应的分区表，并且把这个设备对应的每个分区添加到块设备里面。

3. scsi设备的关键结构

每个scsi_device共用一个host，通过这个host可以找到所有的scsi设备。   Ufs注册的scsi设备scsi_device中，所有的scsi_device共用一个hostdata，即ufs_hba。不同scsi_device有自己的request_queue。另外1个scsi_device对应1个LU，如下图的W-LUN和LUN属于不同的scsi_device。以某平台的6个scsi_device(3个LUN+3个W-LUN)为例，其数据结构对应关系：

4. IO的获取和下发

作为消费者，从生产者中获取request请求，这个获取的过程会有个优先级排序，先从哪个链表里面获取，取决于不同的策略。

5. mmc和ufs底层驱动对接

每个块设备在生成时，会设置自己的request_queue及其属性，回调函数，比如mmc和ufs设备分别设定了mmc_request_fn和scsi_request_fn作为这个request_queue的request_fn，从而实现了block层和设备驱动层的解耦。

6. scsi_device busy等异常路径处理

请求进入到scsi层时，会对scsi target和scsi host的各种状态进行判断，检查其是否满足下发的条件。当出现IO出现异常时，从block层的timeout回调开始，调用到scsi层，进一步再调到ufs驱动层的异常处理函数，如ufshcd_abort，ufshcd_eh_device_reset_handler。

五、 block IO的返回

1. 控制器的硬中断

存储器件处理完request请求后，由controller向GIC上报中断，进入中断上半部处理，再到softirq的raise，整体流程如下。有些request请求指定了某个cpu，这里会涉及当前上半部接受中断cpu和其指定cpu之间的cache共享问题，如果共享，即便两者不同，也会在当前上半部接受所在cpu触发当前cpu的softirq，主要是考虑性能问题。

2. 软中断

3.  文件系统回调

每个进程在下发IO请求后，会把自己置于wait队列，当IO请求返回时，通过自下而上的层层回调，最后调到wait_on_page_locked把当前page的waiter进程唤醒，从而完成了整个block IO的生命历程。

六、总结

性能问题中经常会遇到某个进程iowait时间过长的问题，那么这个时间的究竟是怎么统计的，涵盖了哪个范围？从cpu角度看，就是该进程被dequeue到被重新enqueue的时间范围。从block IO角度看，就是涵盖了该进程所发起的整个block IO的生命历程的时间范围。通过这个blockIO的4个生命历程阶段，可以进一步细化了解iowait这种耗时的分布。

原文作者：内核工匠