https://blog.csdn.net/m0_45922575/article/details/106262920
IO栈整体认知
简化后的IO栈如下图：
1.用户空间：除了用户自己的APP之外，也隐含了所有的库，例如常见的C库。我们常用的IO函数，例如open()/read()/write()是系统调用，由内核直接提供功能实现，而fopen()/fread()/fwrite()则是C库实现的函数，通过封装系统调用实现更高级的功能。
2.虚拟文件系统：屏蔽具体文件系统的差异，向用户空间提供统一的入口。具体的文件系统通过register_filesystem()向虚拟文件系统注册挂载钩子，在用户挂载具体的文件系统时，通过回调挂载钩子实现文件系统的初始化。虚拟文件系统提供了inode来记录文件的元数据，dentry记录了目录项。对用户空间，虚拟文件系统注册了系统调用，例如SYSCALL_DEFINE3(open, const char __user *, filename, int, flags, umode_t, mode)注册了open()的系统调用。
3.具体的文件系统：文件系统要实现存储空间的管理，换句话说，其规划了哪些空间存储了哪些文件的数据，就像一个个收纳盒，A文件保存在这个块，B文件则放在哪个块。不同的管理策略以及其提供的不同功能，造就了各式各样的文件系统。除了类似于vfat、ext4、btrfs等常见的块设备文件系统之外，还有sysfs、procfs、pstorefs、tempfs等构建在内存上的文件系统，也有yaffs，ubifs等构建在Flash上的文件系统。
4.页缓存：可以简单理解为一片存储着磁盘数据的内存，不过其内部是以页为管理单元，常见的页大小是4K。这片内存的大小不是固定的，每有一笔新的数据，则申请一个新的内存页。由于内存的性能远大于磁盘，为了提高IO性能，我们就可以把IO数据缓存在内存，这样就可以在内存中获取要的数据，不需要经过磁盘读写的漫长的等待。申请内存来缓存数据简单，如何管理所有的页缓存以及如何及时回收缓存页才是精髓。
5.通用块层：通用块层也可以细分为bio层和request层。页缓存以页为管理单位，而bio则记录了磁盘块与页之间的关系，一个磁盘块可以关联到多个不同的内存页中，通过submit_bio()提交bio到request层。一个request可以理解为多个bio的集合，把多个地址连续的bio合并成一个request。多个request经过IO调度算法的合并和排序，有序地往下层提交IO请求。
6.设备驱动与块设备：不同块设备有不同的使用协议，而特定的设备驱动则是实现了特定设备需要的协议以正常驱使设备。对块设备而言，块设备驱动需要把request解析成一个个设备操作指令，在协议的规范下与块设备通信来交换数据。
发起一次IO读请求的过程：
用户空间通过虚拟文件系统提供的统一的IO系统调用，从用户态切到内核态。虚拟文件系统通过调用具体文件系统注册的回调，把需求传递到 具体的文件系统中。紧接着 具体的文件系统根据自己的管理逻辑，换算到具体的磁盘块地址，从页缓存寻找块设备的缓存数据。读操作一般是同步的，如果在 页缓存没有缓存数据，则向通用块层发起一次磁盘读。 通用块层合并和排序所有进程产生的的IO请求，经过 设备驱动从 块设备读取真正的数据。最后是逐层返回。读取的数据既拷贝到用户空间的buffer中，也会在页缓存中保留一份副本，以便下次快速访问。
如果 页缓存没命中，同步读会一路通到块设备，而对于异步写，则是把数据放到页缓存后返回，由内核回刷进程在合适时候回刷到块设备。
优化的核心思路是尽可能多的使用内存缓存数据，尽可能减小不必要的开销。
交换分区
交换分区的存在，可以让内核在内存压力大时，把内核认为一些不常用的内存置换到交换分区，以此腾出更多的内存给系统。
在物理内存容量不足且运行吃内存的应用时，交换分区的作用效果是非常明显的。
1
2
服务器总内存达到15G，从内存的使用情况来看，绝大部分内存都是被cache/buff占用，是可丢弃的文件缓存，因此内存是充足的，不需要通过交换分区扩大虚拟内存。
交换分区也是磁盘的空间，从交换分区置入置出数据可也是要占用IO资源的，如果单纯考虑优化IO资源是需要取消swap分区。
通过如下截图命令可查看系统及swap使能状态：
文件系统
用户发起了一次读写，经过虚拟文件系统（VFS）后交给了实际文件系统。
分区挂在情况：
1
2
此服务器主要有两个块设备，分别是 sda和 vda。sda 是常见的 SCSI/IDE 设备，我们个人PC上如果使用的机械硬盘，往往就会是 sda 设备节点。vda 是 virtio 磁盘设备。由于本服务器是 KVM 提供的虚拟机，不管是 sda 还是 vda，其实都是虚拟设备，差别在于前者是完全虚拟化的块设备，后者是半虚拟化的块设备。从网上找到的资料来看，使用半虚拟化的设备，可以实现Host与Guest更高效的协作，从而实现更高的性能。在此例子中，sda 作为根文件系统使用，vda 则是用于存储用户数据，在编译时，主要看得是 vda 分区的IO情况。
vda 使用 ext4 文件系统。ext4 是目前常见的Linux上使用的稳定的文件系统，查看其超级块信息：
使用的默认参数格式化的分区，为其分配了块大小为4K，inode数量达到19660万个且使能了日志。块大小设为4K，适用于当前源文件偏小的情况，这里为了更紧凑的空间降低块大小，空闲 inode 达到 14522万，空闲占比达到 73.86%；当前 74% 的空间使用率，inode只使用了26.14%。一个inode占256B，那么10000万个inode占用23.84G，inode 太多造成大量的空间浪费。inode数量在格式化时指定，后期无法修改，这种情况不能简单粗暴地重新格式化，要考虑从日志和挂载参数下手。
日志是为了保证掉电时文件系统的一致性，(ordered日志模式下)通过把元数据写入到日志块，在写入数据后再修改元数据，如果此时掉电，通过日志记录可以回滚文件系统到上一个一致性的状态，即保证元数据与数据是匹配的（服务器有备用电源确定没有掉电风险可以取消日志）。
由于时刻有任务在执行，直接umount或者-o remount,ro，无法在挂载时取消日志（修改挂在参数，减少日志损耗）。
ext4挂在参数：data
ext4有3种日志模式：
1. jorunal：把元数据与数据一并写入到日志块，性能差不多折半，因为数据写了两次，但最安全
2. writeback：把元数据写入日志块，数据不写入日志块，但不保证数据先落盘；性能最高，但由于不保证元数据与数据的顺序，也是掉电最不安全的
3. ordered：与writeback相似，但会保证数据先落盘，再是元数据；折中性能以保证足够的安全，这是大多数PC上推荐的默认的模式
1
2
3
4
在不需要担心掉电的服务器环境，我们完全可以使用writeback的日志模式，以获取最高的性能。
不能动态修改，需要写入/etc/fstab中，重启生效。
ext4挂在参数：noatime
Linux上对每个文件都记录了3个时间戳
编译执行的Make可以根据修改时间来判断是否要重新编译，atime记录的访问时间其实在很多场景下都是多余的，不记录atime可以大量减少读造成的元数据写入量，而元数据的写入往往产生大量的随机IO，因此noatime应运而生。
ext4挂在参数：nobarrier
主要是决定在日志代码中是否使用写屏障(write barrier)，对日志提交进行正确的磁盘排序，使易失性磁盘写缓存可以安全使用，但会带来一些性能损失。从功能来看，跟writeback和ordered日志模式非常相似,禁用写屏障毫无疑问能提高写性能。
ext4挂在参数：delalloc
delalloc是 delayed allocation 的缩写，如果使能，则ext4会延缓申请数据块直至超时。*为什么要延缓申请呢？*在inode中采用多级索引的方式记录了文件数据所在的数据块编号，如果出现大文件，则会采用 extent 区段的形式，分配一片连续的块，inode中只需要记录开始块号与长度即可，不需要索引记录所有的块。这除了减轻inode的压力之外，连续的块可以把随机写改为顺序写，加快写性能。连续的块也符合局部性原理，在预读时可以加大命中概率，进而加快读性能。
ext4挂载参数：inode_readahead_blks
ext4从inode表中预读的indoe block最大数量。访问文件必须经过inode获取文件信息、数据块地址，如果需要访问的inode都在内存中命中，就不需要从磁盘中读取，毫无疑问能提高读性能。其默认值是32，表示最大预读 32 × block_size 即 64K 的inode数据，在内存充足的情况下，我们毫无疑问可以进一步扩大，让其预读更多。
# mount -o ...inode_readahead_blks=4096... /home
1
ext4挂载参数：journal_async_commit
commit块可以不等待descriptor块，直接往磁盘写。这会加快日志的速度。
ext4挂载参数：commit
ext4一次缓存多少秒的数据。默认值是5，表示如果此时掉电，你最多丢失5s的数据量。设置更大的数据，就可以缓存更多的数据。
# mount -o ...commit=1000... /home
1
相对的掉电也有可能丢失更多的数据，在不怕掉电的情况，把数值加大可以提高性能。
页缓存
页缓存在FS与通用块层之间，其实也可以归到通用块层中。为了提高IO性能，减少真实的从磁盘读写的次数，Linux内核设计了一层内存缓存，把磁盘数据缓存到内存中。由于内存以4K大小的**页**为单位管理，磁盘数据也以页为单位缓存，因此也称为页缓存。在每个缓存页中，都包含了部分磁盘信息的副本。
如果因为之前读写过或者被预读加载进来，要读取数据刚好在缓存中命中，就可以直接从缓存中读取，不需要深入到磁盘。不管是同步写还是异步写，都会把数据copy到缓存，差别在于异步写只是copy且把页标识脏后直接返回，而同步写还会调用类似fsync()的操作等待回写，详细可以看内核函数generic_file_write_iter()，异步写产生的脏数据会在“合适”的时候被内核工作队列writeback进程回刷。
那么，什么时候是合适的时候呢？最多能缓存多少数据呢？毫无疑问延迟回刷可以在频繁的删改文件中减少写磁盘次数，缓存更多的数据可以更容易合并随机IO请求，有助于提升性能。
在/proc/sys/vm中有以下文件与回刷脏数据密切相关：
对上述的配置文件，有几点要补充的：
1. XXX_ratio 和 XXX_bytes 是同一个配置属性的不同计算方法，优先级 XXX_bytes > XXX_ratio
2. 可用内存并不是系统所有内存，而是free pages + reclaimable pages
3. 脏数据超时表示内存中数据标识脏一定时间后，下次回刷进程工作时就必须回刷
4. 回刷进程既会定时唤醒，也会在脏数据过多时被动唤醒
5. dirty_background_XXX与dirty_XXX的差别在于前者只是唤醒回刷进程，此时应用依然可以异步写数据到Cache，当脏数据比例继续增加，触发dirty_XXX的条件，不再支持应用异步写
1
2
3
4
5
更完整的功能介绍，可以看内核文档Documentation/sysctl/vm.txt。
Request层
在异步写的场景中，当脏页达到一定比例，就需要通过通用块层把页缓存里的数据回刷到磁盘中。bio层记录了磁盘块与内存页之间的关系，在request层把多个物理块连续的bio合并成一个request，然后根据特定的IO调度算法对系统内所有进程产生的IO请求进行合并、排序。那么都有什么IO调度算法呢？
请参考IO调度算法，本文不在赘述；
这里简述下Block Layer ，对其描述形象阐述单队列与多队列的差异：
单队列的架构，一个块设备只有一个全局队列，所有请求都要往这个队列里面塞，这在多核高并发的情况下，尤其像服务器动则32个核的情况下，为了保证互斥而加的锁就导致了非常大的开销。此外，如果磁盘支持多队列并行处理，单队列的模型不能充分发挥其优越的性能。
多队列的架构下，创建了Software queues和Hardware dispatch queues两级队列。Software queues是每个CPU core一个队列，且在其中实现IO调度。由于每个CPU一个单独队列，因此不存在锁竞争问题。Hardware Dispatch Queues的数量跟硬件情况有关，每个磁盘一个队列，如果磁盘支持并行N个队列，则也会创建N个队列。在IO请求从Software queues提交到Hardware Dispatch Queues的过程中是需要加锁的。理论上，多队列的架构的效率最差也只是跟单队列架构持平。
在/sys/block/vda/queue中有两个可写的文件nr_requests和read_ahead_kb，前者是配置块层最大可以申请的request数量，后者是预读最大的数据量，在无法修改IO算法的情况下可以考虑修改这两个参数，例如加大Request队列的长度，加大预读的数据量。
————————————————
版权声明：本文为CSDN博主「@tiger_mu」的原创文章，遵循CC 4.0 BY-SA版权协议，转载请附上原文出处链接及本声明。
原文链接：https://blog.csdn.net/m0_45922575/article/details/106262920