IO调度器
当IO旅行到调度器的时候，发现自己受到的待遇竟然很不一样，有些IO倚仗着特权很快就放行了；有些IO迟迟得不到处理，甚至在有些系统中居然饿死！面对这样的现状，IO显然是很不高兴的，凭什么别人就能被很快送到下一个旅程，自己需要在调度器上耗费青春年华？这里是拼爹的时代，人家出身好，人家是读请求，人家就可以很快得到资源。咱们是写请求，出生贫寒，只能等着，但也不会让你饿死。这就是我们常见的deadline策略。在更加糟糕的地方，deadline都没有，拼的是家族血脉关系，相邻的IO可以很快处理掉，其他的等着吧，那就会出现饿死的情况。这就是我们常说的noop策略，其实就是Linus电梯。在文明一点的社会，大家会比较公平，从应用的整体来看，大家会享有相同的IO带宽，但是，从IO的个体来看，公平性还是没有的。这个社会没有绝对的公平，只要保证所有家庭的公平性，那么社会就会比较和谐。当然，我们发现有些家庭应用）不是特别合群，我们也可以对其进行惩罚，IO带宽的分配就会对其进行缩减。这就是我们常见的CFQ策略。在IO调度器层，可以有很多的策略，不同的系统可以定义不同的策略，目的都是在与更好的聚合IO，并且对不同的应用进行QOS控制。
在Linux系统中，可以注册自己的调度算法，如果不注册自己的调度器，那么可以采用上述提到的三种调度器之一。其中，deadline是在Linus电梯的基础上发展起来的，其对读写请求进行了有区别的调度，还会考虑到IO饥饿的情况。最为传统的调度器不能规避IO饥饿问题。CFQ调度器考虑了应用的公平性，在很多情况下可以得到最佳性能，有关于这三种调度器的设计比较会在下面篇章中详细阐述。
当IO请求通过generic_make_request进行转发时，如果被访问的设备是一个有queue的块设备，那么系统会调用blk_queue_bio函数进行bio的调度合并。blk_queue_bio函数说明如下：
void blk_queue_bio(struct request_queue *q, struct bio *bio)
{
const bool sync = !!(bio->bi_rw & REQ_SYNC);
struct blk_plug *plug;
int el_ret, rw_flags, where = ELEVATOR_INSERT_SORT;
struct request *req;
unsigned int request_count = 0;
/*
* low level driver can indicate that it wants pages above a
* certain limit bounced to low memory (ie for highmem, or even
* ISA dma in theory)
*/
blk_queue_bounce(q, &bio);
if (bio->bi_rw & (REQ_FLUSH | REQ_FUA)) {
spin_lock_irq(q->queue_lock);
where = ELEVATOR_INSERT_FLUSH;
goto get_rq;
}
/*
* Check if we can merge with the plugged list before grabbing
* any locks.
*/
/* 尝试将bio合并到当前plugged的请求队列中 */
if (attempt_plug_merge(q, bio, &request_count))
return;
spin_lock_irq(q->queue_lock);
/* elv_merge是核心函数，找到bio前向或者后向合并的请求 */
el_ret = elv_merge(q, &req, bio);
if (el_ret == ELEVATOR_BACK_MERGE) {
/* 进行后向合并操作 */
if (bio_attempt_back_merge(q, req, bio)) {
if (!attempt_back_merge(q, req))
elv_merged_request(q, req, el_ret);
goto out_unlock;
}
} else if (el_ret == ELEVATOR_FRONT_MERGE) {
/* 进行前向合并操作 */
if (bio_attempt_front_merge(q, req, bio)) {
if (!attempt_front_merge(q, req))
elv_merged_request(q, req, el_ret);
goto out_unlock;
}
}
/* 无法找到对应的请求实现合并 */
get_rq:
/*
* This sync check and mask will be re-done in init_request_from_bio(),
* but we need to set it earlier to expose the sync flag to the
* rq allocator and io schedulers.
*/
rw_flags = bio_data_dir(bio);
if (sync)
rw_flags |= REQ_SYNC;
/*
* Grab a free request. This is might sleep but can not fail.
* Returns with the queue unlocked.
*/
/* 获取一个empty request请求 */
req = get_request_wait(q, rw_flags, bio);
if (unlikely(!req)) {
bio_endio(bio, -ENODEV); /* @q is dead */
goto out_unlock;
}
/*
* After dropping the lock and possibly sleeping here, our request
* may now be mergeable after it had proven unmergeable (above).
* We don't worry about that case for efficiency. It won't happen
* often, and the elevators are able to handle it.
*/
/* 采用bio对request请求进行初始化 */
init_request_from_bio(req, bio);
if (test_bit(QUEUE_FLAG_SAME_COMP, &q->queue_flags))
req->cpu = raw_smp_processor_id();
plug = current->plug;
if (plug) {
/*
* If this is the first request added after a plug, fire
* of a plug trace. If others have been added before, check
* if we have multiple devices in this plug. If so, make a
* note to sort the list before dispatch.
*/
if (list_empty(&plug->list))
trace_block_plug(q);
else {
if (!plug->should_sort) {
struct request *__rq;
__rq = list_entry_rq(plug->list.prev);
if (__rq->q != q)
plug->should_sort = 1;
}
if (request_count >= BLK_MAX_REQUEST_COUNT) {
/* 请求数量达到队列上限值，进行unplug操作 */
blk_flush_plug_list(plug, false);
trace_block_plug(q);
}
}
/* 将请求加入到队列 */
list_add_tail(&req->queuelist, &plug->list);
drive_stat_acct(req, 1);
} else {
/* 在新的内核中，如果用户没有调用start_unplug，那么，在IO scheduler中是没有合并的，一旦加入到request queue中，马上执行unplug操作，这个地方个人觉得有点不妥，不如以前的定时调度机制。对于ext3文件系统，在刷写page cache的时候，都需要首先执行start_unplug操作，因此都会进行request/bio的合并操作。 */
spin_lock_irq(q->queue_lock);
/* 将request加入到调度器中 */
add_acct_request(q, req, where);
/* 调用底层函数执行unplug操作 */
__blk_run_queue(q);
out_unlock:
spin_unlock_irq(q->queue_lock);
}
}对于blk_queue_bio函数主要做了三件事情：
1）进行请求的后向合并操