Linux IO系统的架构图

一．设备-------- 影响磁盘性能的因素

硬盘的转速影响硬盘的整体性能。一般情况下转速越大，性能会越好。

硬盘的性能因素主要包括两个：1.平均访问时间2传输速率。

平均访问时间包括两方面因素：

平均寻道时间(Average Seek Time)是指硬盘的磁头移动到盘面指定磁道所需的时间。一般在3ms至15ms之间。

平均旋转等待时间(Latency)是指磁头已处于要访问的磁道，等待所要访问的扇区旋转至磁头下方的时间。一般在2ms至6ms之间。

传输速率(Data Transfer Rate) 硬盘的数据传输率是指硬盘读写数据的速度，单位为兆字节每秒（MB/s）。磁盘每秒能传输80M~320M字节。

传输速率包括内部传输速率和外部传输速率。

内部传输率(Internal Transfer Rate) 也称为持续传输率(Sustained Transfer Rate)，它反映了硬盘缓冲区未用时的性能。内部传输率主要依赖于硬盘的旋转速度。

外部传输率（External Transfer Rate）也称为突发数据传输率（Burst Data Transfer Rate）或接口传输率，它标称的是系统总线与硬盘缓冲区之间的数据传输率，外部数据传输率与硬盘接口类型和硬盘缓存的大小有关。STAT2 的传输速率在300MB/s级别。

因此在硬件级上，提高磁盘性能的关键主要是降低平均访问时间。

二．设备驱动

内存到硬盘的传输方式：poll，中断，DMA

DMA：当 CPU 初始化这个传输动作，传输动作本身是由 DMA 控制器 来实行和完成。

DMA控制器获得总线控制权后，CPU即刻挂起或只执行内部操作，由DMA控制器输出读写命令，直接控制RAM与I/O接口进行DMA传输。DMA每次传送的是磁盘上相邻的扇区。Scatter-gather DMA允许传送不相邻的扇区。

CPU性能与硬盘与内存的数据传输速率关系不大。

设备驱动内有一个结构管理着IO的请求队列

structrequest_queue（include/linux/Blkdev.h）

这里不仅仅有读写请求的数据块，还有用于IO调度的回调函数结构。每次需要传输的时候，就从队列中选出一个数据块交给DMA进行传输。

所以IO调度的回调函数这是降低平均访问的时间的关键。

三．OS

IO调度器

Linux kernel提供了四个调度器供用户选择。他们是noop,cfq,deadline,as。可以在系统启动时设置内核参数elevator=<name>来指定默认的调度器。也可以在运行时为某个块设备设置IO调度程序。

下面来简要介绍这四个调度器的电梯调度算法。

Noop：最简单的调度算法。新的请求总是被添加到队头或者队尾，然后总是从队头中选出将要被处理的请求。

CFQ：（Complete FarinessQueueing）它的目标是在所有请求的进程中平均分配IO的带宽。因此，它会根据进程创建自己的请求队列，然后将IO请求放入相应的队列中。在使用轮转法从每个非空的队列中取出IO请求。

Deadline：使用了四个队列，两个以磁盘块序号排序的读写队列，两个以最后期限时间排序的读写队列。算法首先确定下一个读写的方向，读的优先级高于写。然后检查被选方向的最后期限队列：如果最后期限时间的队列中有超时的请求，则将刚才的请求移动至队尾，然后在磁盘号排序队列中从超时请求开始处理。当处理完一个方向的请求后，在处理另一个方向的请求。（读请求的超时时间是500ms，写请求的超时时间是5s）

Anticipatory：它是最复杂的IO调度算法。和deadline算法一样有四个队列。还附带了一些启发式策略。它会从当前的磁头位置后的磁盘号中选择请求。在调度了一个由P进程的IO请求后，会检查下一个请求，如果还是P进程的请求，则立即调度，如果不是，同时预测P进程很快会发出请求，则还延长大约7ms的时间等待P进程的IO请求。

Write/Read函数

以ext3的write为例：

系统调用write()的作用就是修改页高速缓存内的一些页的内容，如果页高速缓存内没有所要的页则分配并追加这些页。

当脏页达到一定数量或者超时后，将脏页刷回硬盘。也可以执行相关系统调用。

为什么要达到一定数量，是因为延迟写能在一定层度上提高系统的性能，这也使得块设备的平均读请求会多于写请求。

在程序中调用write函数，将进入系统调用f_op->write。这个函数将调用ext3的do_sync_write。这个函数将参数封装后调用generic_file_aio_write。由参数名可以看出同步写变成了异步写。如果没有标记O_DIRECT，将调用函数generic_file_buffered_write将写的内容写进kernel的高速页缓存中。Buffer是以page为单位即4k。之后当调用cond_resched()进行进程的调度，DMA会将buffer中的内容写进硬盘。

所以当每次以4k为单位写入硬盘时效率会达到最高。下面是UNIX环境高级编程的实验结果：

下图是linux 的块设备的数据操作层次：

Sector扇区：是设备驱动和IO调度程序处理数据粒度。

Block块：是VFS和文件系统处理数据的粒度。其大小不唯一，可以是512,1024,2048,4096字节。内核操作的块大小是4096字节。

Segment段：是DMA传送的单位。每一个段包含了相邻的扇区，它能使DMA传送不相邻的扇区。

四．用户程序

根据以上的分析，我们的write buffer一般设置为4K的倍数。

在程序中有意识的延迟写。这个是os的策略，当然也可以应用到程序的设计中。当然也会有缺点：1.如果硬件错误或掉电，则会丢失内容（做额外的备份）2.需要额外的内存空间。（牺牲内存来提高IO的效率）

我们还需根据系统的IO调度器的调度策略，设计出不同的IO策略。尽量降低磁盘的平均访问时间，降低请求队列，提高数据传输的速率。

五．监控硬盘的工具和指标

Iostat–x –k 1

 -x显示更多的消息 -k数据以KB为单位 1每秒显示一次

输出显示的信息

Iowait：cpu等待未完成的IO请求而空闲的时间的比例。

Idle：cpu空闲且无IO请求的比例。

rrqm/s：每秒这个设备相关的读取请求有多少被Merge了。

wrqm/s：每秒这个设备相关的写入请求有多少被Merge了。

rsec/s：每秒读取的扇区数；

wsec/：每秒写入的扇区数。

r/s：每秒完成的读 I/O 设备次数。即 delta(rio)/s

w/s：每秒完成的写 I/O 设备次数。即 delta(wio)/s

await：每一个IO请求的处理的平均时间（单位是毫秒）。包括加入请求队列和服务的时间。

svctm:   平均每次设备I/O操作的服务时间。

avgrq-sz: 平均每次设备I/O操作的数据大小 (扇区)。即 delta(rsect+wsect)/delta(rio+wio)
avgqu-sz: 平均I/O队列长度。即 delta(aveq)/s/1000 (因为aveq的单位为毫秒)。

%util：在统计时间内所有处理IO时间，除以总共统计时间。例如，如果统计间隔1秒，该设备有0.8秒在处理IO，而0.2秒闲置，那么该设备的%util = 0.8/1 = 80%，所以该参数暗示了设备的繁忙程度。一般地，如果该参数是100%表示设备已经接近满负荷运行了（当然如果是多磁盘，即使%util是100%，因为磁盘的并发能力，所以磁盘使用未必就到了瓶颈）。

下面我们做一个实验来分析一下

我们使用命令

time dd if=/dev/zero of=/home/zhouyuan/mytest bs=1M count=3000

向mytest写入数据，写入3G。

截取部分的状态监控：

如图2，当两条数据 iowait 达到了 99% 以上，写入的数据是0，这是因为DMA将内存的中的数据传输给设备。结合图1的前两条数据，利用率达到了99%+却没有写入的磁盘块。

如图3，iowait下降，说明cpu开始执行相关程序，而此时块设备开始写入的数据。这两个操作是异步进行的。

Vmstat–k –n 1

Swap

　　si: 从磁盘交换到内存的交换页数量，单位：KB/秒

　　so: 从内存交换到磁盘的交换页数量，单位：KB/秒

IO

　　bi: 从块设备接受的块数，单位：块/秒

　　bo: 发送到块设备的块数，单位：块/秒

从图中我们可以看出系统的延迟写。

    之前没接触过这个编译宏，现在来认真学习之。

    首先google之~~

    原来#pragma pack有几种形式，我所接触到的是#pragma pack(n)，即变量以n字节对齐。

    变量对齐在每个系统中是不一样的，默认的对齐方式能有效的提高cpu取指取数的速度，但是可能会浪费一定的空间。在网络程序中采用#pragma pack(1),即变量紧缩，不但可以减少网络流量，还可以兼容各种系统，不会因为系统对齐方式不同而导致解包错误。

    了解了概念和优点，现在我们就来测试之~

    平台：CPU—Pentium E5700 内存—2G

     1.操作系统：ubuntu 11.04 32bit   编译器：G++ 4.5.2

     2.操作系统：windows xp              编译器：VS2010

    先看第一个测试。

    结构体在正常情况和紧缩情况在以上不同环境下占用的内存大小。

  
   测试结果为：

    1：
   

    2：
    
  
    测试结果分析：

    可以看出紧缩后结构体的大小为15，是结构体内置类型大小的和。但是在默认情况下，结构体的大小都是对齐字节数的倍数。ubuntu下pack只需要20个字节，而windows要24个字节。这是因为ubuntu是以4字节对齐，而windows则是以最大的内置类型的字节数对齐，在结构体内最大的内置类型为double，其大小为8个字节。他们在内存中的对齐方式如下图：

    1：

    2：

   还需注意的是，在对齐类型的内部都是以2字节对齐的。

   结论：在默认情况下，linux操作系统是以4字节对齐，windows操作系统则是以最大的内置类型对齐。

   第二个测试

   一个结构体内包含另外一个结构体，其大小的情况。

   内部的结构体为

   外部的结构体为

   1 struct complex _pack{

    我们有四种情况：

     1.      pack紧缩，complex _pack紧缩

     2.      pack紧缩，complex _pack默认

     3.      pack默认，complex _pack紧缩

     4.      pack默认，complex _pack默认

    以下的排列均按此顺序。

     测试的结果

      1：

     2：

    测试结果分析：

    在两个操作系统下，除了第一种情况----内结构体和外结构体都紧缩----相同之外，其他三种情况都不相同。我们可以根据偏移画出结构体在内存中的情况。第一种情况省略。

     1：

     2：

    结论：#pragma pack只影响当前结构体的变量的对齐情况，并不会影响结构体内部的结构体变量的排列情况。或者说#pragma pack的作用域只是一层。我们由第三种情况，内部结构体正常，外部结构体紧缩，可以得出结构体的对齐是按偏移计算的。

    这里还有一个问题没解决，为什么第二种情况内部结构体的偏移都是1?不是4或者8？