浅谈 Linux IO

来源于：360云计算

Linux IO是文件存储的基础。本文参考了网上博主的一些文章，主要总结了LinuxIO的基础知识。

Linux文件IO采用分层的设计。分层有两个好处：

1. 架构清晰；

2. 功能解耦；

Linux文件IO的时候，从通用性和性能的角度考虑，采用了一个折中的方案来满足我们日常写磁盘。

例如：

void foo() {    char *buf = malloc(MAX_SIZE);    strncpy(buf, src, MAX_SIZE);    fwrite(buf, MAX_SIZE, 1, fp);    fclose(fp);}

上面代码的说明如下：

malloc的buf对应图中的application buffer。调用fwrite之后，操作系统将数据从application buffer拷贝到libc buffer，即c库标准IO buffer。fwrite 返回后，数据还保存在libc buffer，如果这个时候进程退出，这些数据将会丢失，没有写到磁盘上。

当调用fclose的时候，fclose只会刷新libc buffer到page cache，如果确保数据写到磁盘，kernel buffer也必须flush。例如使用sync，fsync。除了fclose方法外，还有一个主动刷新接口fflush函数，但是fflush函数只是将数据从libc buffer拷贝到page cache，并没有刷新到磁盘上，从page cache刷新到磁盘上，可以通过调用fsync完成。

sync会告诉OS，你要将这些数据刷新到磁盘上，但并不能真正保证确实已经写到磁盘上了。属于尽力而为的操作。（ According to the standard specification (e.g., POSIX.1-2001), sync() schedules the writes, but may return before the actual writing is done. ）sync会将page cache数据送到 disk cache层，至于什么时候写入物理磁盘介质上，则由磁盘控制器自己决定。

从上面可以看到，一个常用的fwrite执行过程，需要经历多次数据拷贝才能最终到达磁盘。

如果我们不想通过fwrite+fflush这种方式，而是想直接写到page cache。这就是我们linux常用的系统调用read/write函数。调用write函数时，实际上是直接通过系统调用将数据从application buffer拷贝到page cache中。但是我们知道，系统调用read/write会触发用户态到内核态的转换这将会一定性能消耗。

如果我们想绕过page cache，直接将数据送到磁盘设备上怎么办？可以通过open的时候携带O_DIRECT属性。这时write该文件，就是直接写到设备上。

如果我们想直接写到磁盘扇区有没有办法？这就是RAW设备写，绕开了文件系统，直接写扇区，例如：fdisk，dd之类的操作就是。

fwrite是系统提供的最上层接口，也是最常用的接口。它在用户进程空间开辟了一个buffer，将多次小数据量相邻写操作先缓存起来，然后合并，最终调用write系统调用一次性写入（或者将大块数据分解多次write调用）。

write函数通过调用系统调用接口，将数据从应用层拷贝到内核，因此write会触发用户态到内核态的切换。当数据到达page cache后，内核并不会立即将数据往下传递，而是返回用户空间。数据什么时候写入磁盘，是由内核IO调度决定，所以write是个异步调用。这一点和read不同，read调用先检查page cache里面是否有数据，如果有，就取回来并返回给用户，如果没有，就同步等待下去并等待有数据再返回给用户。所以read是个同步过程。如果想把write的异步过程改成同步过程，可以将open文件的时候，携带O_SYNC。

数据到了page cache之后，内核有pdflush线程不停的检测脏页，判断是否要写回到磁盘中。然后把需要写回的页提交到IO队列（即：IO调度队列），由IO调用队列的调度策略决定何时写回。

加入IO调度队列的任务并不一定会立即执行，调度层会从全局出发，尽量让整体磁盘IO性能最大化。大致的工作方式是让磁头类似电梯那样工作，先往一个方向走，走到尽头再回来，这样磁盘效率会比较高；磁盘是单向旋转的，不会反复逆时针转动，因为磁头寻道时间比较耗时。

内核中有多种IO调度算法，例如：noop，deadline和cfg，在你机器上，通过dmesg | grep -i scheduler 命令可以查看你的linux支持的算法。当磁盘是SSD时，采用的是随机读写，并没有磁道、磁头，应用于传统机械磁盘的调度算法反而不适用。调度算法中的noop算法，适合配置SSD硬盘。

任务从IO队列出来后，就到了驱动层，驱动层通过DMA，将数据写入磁盘cache。

至于磁盘cache何时写入磁盘介质，这是由磁盘控制器自己决定。如果想确认要写到磁盘介质上，就调用fsync函数。

从上可以看到，数据没有到达磁盘介质之前，可能处于不同的物理内存cache中，那么这个时候如果出现进程退出，内核挂掉，物理机器掉电的情况，数据会丢失吗？

• 当进程退出后：在application buffer或者libc buffer的数据会丢失。如果数据到了page cache，此时进程退出，即使数据还没有到达硬盘，数据也不会丢失。

• 当内核挂掉：只要数据还没有到disk cache，都将会丢失。

• 物理机掉电：此时所有数据都会丢失。

Q：同一个进程A中，多次open同一个文件，然后write数据会怎么样？

fd1 = open("file", O_RDWR|O_TRUNC);fd2 = open("file", O_RDWR|O_TRUNC);
while (1) {    write(fd1, "hello \n", 6);    write(fd2, "world \n", 6);}

A：先写的数据是会被覆盖的。原因在于同一进程中不同的文件描述符（fd），各自对应一个独立的打开文件表，在打开文件表中有属于自己的文件位移量，开始都是0，然后各自从0开始写，每写一个字节向后移动一个字节，写的位置是重叠的，因此会覆盖。

如何解决被覆盖的问题呢？

必须为每个open指定O_APPEND。文件长度是共享的，当文件被写入数据后，文件长度就会被更新，指定O_APPEND之后，使用不同fd写数据时，都会使用文件长度更新自己的文件位移量，保证每次都是在文件的最末尾写数据，这样就不会出现覆盖。

这里补充一点：同一个进程中多次open同一个文件时，文件描述符是不同的，在同一进程中某个文件描述符被占用，在close之前，是不会被再次分配。

Q：两个进程A和进程B，open同一个文件，然后write数据会怎么样？

A：先写的数据是会被覆盖的。覆盖的原因也是各自有独立的文件位移量。同样指定O_APPEND，使用文件长度更新文件位移量，保证各自操作时，都在文件尾部操作，不会出现相互覆盖的情况。

这里补充一点：不同进程打开同一个文件时，各自使用的fd可能是相等的，之所以相同，是因为不同进程有自己单独的文件描述符池，默认是0~1023，各自分配各自的，是有可能分配到相等的fd

Q：A进程写，B进程读取会写脏吗？

A：会的。读取进程对文件内容变化毫无感知，只是按部就班的读取，直到文件结束EOF。

Linux read文件的流程大致如下：

1. lib中的read函数首先进入系统调用sys_read；

2. 接着sys_read再进入VFS中的vfs_read、generic_file_read等函数；

3. 接着VFS中的generic_file_read会判断是否缓存命中，如果命中则返回；

4. 如果没有命中，内核在page cache中分配一个新页框，发出缺页中断；

5. 内核向通用块层发起IO请求，块设备屏蔽disk、U盘等差异；

6. 通用块层将bio代表的IO请求发送到IO请求队列中；

7. IO调度层通过电梯算法来调度队列中的请求；

8. 驱动程序向磁盘控制器发出读取命令控制，DMA方式直接填充到page cache中的新页框；

9. 控制器发出中断通知；

10. 内核将用户需要的数据填充到用户内存中；

11. 然后你的进程被唤醒；

磁盘的寻道时间时相当的慢，平均寻道大概在10ms，也就是每秒只能100-200次寻道。

磁盘转速也是影响性能的关键，如果是15000rpm，大概每秒500转。一般情况下，盘片转太快，磁头跟不上，所以需要多转几圈才能完全读出磁道内容。

机械硬盘顺序写 0~30MB左右，顺序读取速率一般 0~50MB左右，性能好的可以达到100多MB；SSD读取达到0~400MB左右。

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