Linux实现原理 — I/O 处理流程与优化手段

Linux I/O 接口

Linux I/O 接口可以分为以下几种类型：

文件 I/O 接口：用于对文件进行读写操作的接口，包括 open()、read()、write()、close()、lseek() 等。

网络 I/O 接口：用于网络通信的接口，包括 socket()、connect()、bind()、listen()、accept() 等。

设备 I/O 接口：用于对设备（e.g. 字符设备、块设备）进行读写操作的接口，包括 ioctl()、mmap()、select()、poll()、epoll() 等。

其他 I/O 接口：如管道接口、共享内存接口、信号量接口等。

Linux I/O 处理流程

下面以最常用的 read() 和 write() 函数来介绍 Linux 的 I/O 处理流程。

read() 和 write()

read() 和 write() 函数，是最基本的文件 I/O 接口，也可用于在 TCP Socket 中进行数据读写，属于阻塞式 I/O（Blocking I/O），即：如果没有可读数据或者对端的接收缓冲区已满，则函数将一直等待直到有数据可读或者对端缓冲区可写。

函数原型：

fd 参数：指示 fd 文件描述符。

buf 参数：指示 read/write 缓冲区的入口地址。

count 参数：指示 read/write 数据的大小，单位为 Byte。

函数返回值：

返回实际 read/write 的字节数。
返回 0，表示已到达文件末尾。
返回 -1，表示操作失败，可以通过 errno 全局变量来获取具体的错误码。

#include <unistd.h>ssize_t read(int fd, void *buf, size_t count);
ssize_t write(int fd, const void *buf, size_t count);

处理流程

下面以同时涉及了 Storage I/O 和 Network I/O 的一次网络文件下载操作来展开 read() 和 write() 的处理流程。

read() 的处理流程：

Application 调用 read()，CPU 模式从用户态切换到内核态。
Kernel 根据 file fd 查表（进程文件符表），找到对应的 file 结构体（普通文件），从而找到此文件的 inode 编号。
Kernel 将 buf 和 count 参数、以及文件指针位置等信息传递给 Device Driver（磁盘驱动程序）。
Driver 将请求的数据从 Disk Device 中 DMA Copy 到 Kernel PageCache Buffer 中。
Kernel 将数据从 Kernel PageCache Buffer 中 CPU Copy 到 Userspace Buffer 中（Application 不能直接访问 Kernel space）。
read() 最终返回读取的字节数或错误代码给 Application，CPU 模式从内核态切换到用户态。

write() 的处理流程：

Application 调用 write()，CPU 模式从用户态切换到内核态。
Kernel 根据 socket fd 查表，找到对应的 file 结构体（套接字文件），从而找到该 Socket 的 sock 结构体。
Kernel 将 buf 和 count 参数、以及文件指针位置等信息传递给 Device Driver（网卡驱动程序）。
Driver 将请求的数据从 Userspace Buffer 中 CPU Copy 到 Kernel Socket Buffer 中。
Kernel 将数据从 Kernel Socket Buffer 中 DMA Copy 到 NIC Device。
write() 最终返回写入的字节数或错误代码给 Application，CPU 模式从内核态切换到用户态。

可见，在一次常规的 I/O（read/write）操作流程中处理流程中，总共需要涉及到：

4 次 CPU 模式切换：当 Application 调用 SCI 时，CPU 从用户态切换到内核态；当 SCI 返回时，CPU 从内核态切换回用户态。
2 次 CPU Copy：CPU 执行进程数据拷贝指令，将数据从 User Process 虚拟地址空间 Copy 到 Kernel 虚拟地址空间。
2 次 DMA Copy：CPU 向 DMA 控制器下达设备数据拷贝指令，将数据从 DMA 物理内存空间 Copy 到 Kernel 虚拟地址空间。

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I/O 性能优化机制

I/O buff/cache

Linux Kernel 为了提高 I/O 性能，划分了一部分物理内存空间作为 I/O buff/cache，也就是内核缓冲区。当 Kernel 接收到 read() / write() 等读写请求时，首先会到 buff/cache 查找，如果找到，则立即返回。如果没有则通过驱动程序访问 I/O 外设。

查看 Linux 的 buff/cache：

$ free -mhtotal        used        free      shared  buff/cache   available
Mem:           7.6G        4.2G        2.9G         10M        547M        3.1G
Swap:          4.0G          0B        4.0G

实际上，Cache（缓存）和 Buffer（缓冲）从严格意义上讲是 2 个不同的概念，Cache 侧重加速 “读”，而 Buffer 侧重缓冲 “写”。但在很多场景中，由于读写总是成对存在的，所以并没有严格区分两者，而是使用 buff/cache 来统一描述。

Page Cache

Page Cache（页缓存）是最常用的 I/O Cache 技术，以页为单位的，内容就是磁盘上的物理块，用于减少 Application 对 Storage 的 I/O 操作，能够令 Application 对文件进行顺序读写的速度接近于对内存的读写速度。

页缓存读策略：当 Application 发起一个 Read() 操作，Kernel 首先会检查需要的数据是否在 Page Cache 中：

如果在，则直接从 Page Cache 中读取。
如果不在，则按照原 I/O 路径从磁盘中读取。同时，还会根据局部性原理，进行文件预读，即：将已读数据随后的少数几个页面（通常是三个）一同缓存到 Page Cache 中。

页缓存写策略：当 Application 发起一个 write() 操作，Kernel 首先会将数据写到 Page Cache，然后方法返回，即：Write back（写回）机制，区别于 Write Through（写穿）。此时数据还没有真正的写入到文件中去，Kernel 仅仅将已写入到 Page Cache 的这一个页面标记为 “脏页（Dirty Page）”，并加入到脏页链表中。然后，由 flusher（pdflush，Page Dirty Flush）kernel thread（回写内核线程）周期性地将脏页链表中的页写到磁盘，并清理 “脏页” 标识。在以下 3 种情况下，脏页会被写回磁盘：

当空闲内存低于一个特定的阈值时，内核必须将脏页写回磁盘，以便释放内存。
当脏页在内存中驻留时间超过一个特定的阈值时，内核必须将超时的脏页写回磁盘。
当 Application 主动调用 sync、fsync、fdatasync 等 SCI 时，内核会执行相应的写回操作。

flusher 刷新策略由以下几个内核参数决定（数值单位均为 1/100 秒）：

# flush 每隔 5 秒执行一次
$ sysctl vm.dirty_writeback_centisecs
vm.dirty_writeback_centisecs = 500# 内存中驻留 30 秒以上的脏数据将由 flush 在下一次执行时写入磁盘
$ sysctl vm.dirty_expire_centisecs
vm.dirty_expire_centisecs = 3000# 若脏页占总物理内存 10％ 以上，则触发 flush 把脏数据写回磁盘
$ sysctl vm.dirty_background_ratio
vm.dirty_background_ratio = 10

综上可见，Page Cache 技术在理想的情况下，可以在一次 Storage I/O 的流程中，减少 2 次 DMA Copy 操作（不直接访问磁盘）。

Buffered I/O

下图展示了一个 C 程序通过 stdio 库中的 printf() 或 fputc() 等输出函数来执行数据写入的操作处理流程。过程中涉及到了多处 I/O Buffer 的实现：

stdio buffer：在 Userspace 实现的 Buffer，因为 SCI 的成本昂贵，所以，Userspace Buffer 用于 “积累“ 到更多的待写入数据，然后再通过一次 SCI 来完成真正的写入。另外，stdio 也支持 fflush() 强制刷新函数。
Kernel buffer cache：处理包括上文以及提到的 Page Cache 技术之外，磁盘设备驱动程序也提供块级别的 Buffer 技术，用于 “积累“ 更多的文件系统元数据和磁盘块数据，然后在合适的时机完成真正的写入。

零拷贝技术（Zero-Copy）

零拷贝技术（Zero-Copy），是通过尽量避免在 I/O 处理流程中使用 CPU Copy 和 DMA Copy 的技术。实际上，零拷贝并非真正做到了没有任何拷贝动作，它更多是一种优化的思想。

下列表格从 CPU Copy 次数、DMA Copy 次数以及 SCI 次数这 3 个方面来对比了几种常见的零拷贝技术。可以看见，2 次 DMA Copy 是不可避免的，因为 DMA 是外设 I/O 的基本行为。零拷贝技术主要从减少 CPU Copy 和 CPU 模式切换这 2 个方面展开。

）

1、Userspace Direct I/O

Userspace Direct I/O（用户态直接 I/O）技术的底层原理由 Kernel space 中的 ZONE_DMA 支持。ZONE_DMA 是一块 Kernel 和 User Process 都可以直接访问的 I/O 外设 DMA 物理内存空间。基于此， Application 可以直接读写 I/O 外设，而 Kernel 只会辅助执行必要的虚拟存储配置工作，不直接参与数据传输。因此，该技术可以减少 2 次 CPU Copy。

Userspace Direct I/O 的缺点：

由于旁路了要求 Kernel buffer cache 优化，就需要 Application 自身实现 Buffer Cache 机制，称为自缓存应用程序，例如：数据库管理系统。
由于 Application 直接访问 I/O 外设，会导致 CPU 阻塞，浪费 CPU 资源，这个问题需要结合异步 I/O 技术来规避。

具体流程看下图：Using Direct I/O with DMA

2、mmap() + write()

mmap() SCI 用于将 I/O 外设（e.g. 磁盘）中的一个文件、或一段内存空间（e.g. Kernel Buffer Cache）直接映射到 User Process 虚拟地址空间中的 Memory Mapping Segment，然后 User Process 就可以通过指针的方式来直接访问这一段内存，而不必再调用传统的 read() / write() SCI。

申请空间函数原型：

addr 参数：分配 MMS 映射区的入口地址，由 Kernel 指定，调用时传入 NULL。
length 参数：指示 MMS 映射区的大小。
prot 参数：指示 MMS 映射区的权限，可选：PROT_READ、PROT_WRITE、PROT_READ|PROT_WRITE 类型。
flags 参数：标志位参数，可选：
MAP_SHARED：映射区所做的修改会反映到物理设备（磁盘）上。
MAP_PRIVATE：映射区所做的修改不会反映到物理设备上。
fd 参数：指示 MMS 映射区的文件描述符。
offset 参数：指示映射文件的偏移量，为 4k 的整数倍，可以映射整个文件，也可以只映射一部分内容。
函数返回值：
成功：更新 addr 入口地址。
失败：更新 MAP_FAILED 宏。

void *mmap(void *adrr, size_t length, int prot, int flags, int fd, off_t offset);

释放空间函数原型：

addr 参数：分配 MMS 映射区的入口地址，由 Kernel 指定，调用时传入 NULL。
length 参数：指示 MMS 映射区的大小。
函数返回值：
成功：返回 0。
失败：返回 -1。

int munmap(void *addr, size_t length)

可见，mmap() 是一种高效的 I/O 方式。通过 mmap() 和 write() 结合的方式，可以实现一定程度的零拷贝优化。

// 读
buf = mmap(diskfd, len);
// 写
write(sockfd, buf, len);

mmap() + write() 的 I/O 处理流程如下。

mmap() 映射：

Application 发起 mmap() 调用，进行文件操作，CPU 模式从用户态切换到内核态。
mmap() 将指定的 Kernel Buffer Cache 空间映射到 Application 虚拟地址空间。
mmap() 返回，CPU 模式从内核态切换到用户态。
在 Application 后续的文件访问中，如果出现 Page Cache Miss，则触发缺页异常，并执行 Page Cache 机制。通过已经建立好的映射关系，只使用一次 DMA Copy 就将文件数据从磁盘拷贝到 Application User Buffer 中。

write() 写入：

Application 发起 write() 调用，CPU 模式从用户态切换到内核态。
由于此时 Application User Buffer 和 Kernel Buffer Cache 的数据是一致的，所以直接从 Kernel Buffer Cache 中 CPU Copy 到 Kernel Socket Buffer，并最终从 NIC 发出。
write() 返回，CPU 模式从内核态切换到用户态。

可见，mmap() + write() 的 I/O 处理流程减少了一次 CPU Copy，但没有减少 CPU 模式切换的次数。另外，由于 mmap() 的进程间共享特性，非常适用于共享大文件的 I/O 场景。

mmap() + write() 的缺点：当 mmap 映射一个文件时，如果这个文件被另一个进程所截获，那么 write 系统调用会因为访问非法地址被 SIGBUS 信号终止，SIGBUS 默认会杀死进程并产生一个 coredump。解决这个问题通常需要使用文件租借锁实现。在 mmap 之前加锁，操作完之后解锁。即：首先为文件申请一个租借锁，当其他进程想要截断这个文件时，内核会发送一个实时的 RT_SIGNAL_LEASE 信号，告诉当前进程有进程在试图破坏文件，这样 write 在被 SIGBUS 杀死之前，会被中断，返回已经写入的字节数，并设置 errno 为 success。

3、sendfile()

Linux Kernel 从 v2.1 开始引入了 sendfile()，用于在 Kernel space 中将一个 in_fd 的内容复制到另一个 out_fd 中，数据无需经过 Userspace，所以应用在 I/O 流程中，可以减少一次 CPU Copy。同时，sendfile() 比 mmap() 方式更具安全性。

函数原型：

out_fd 参数：目标文件描述符，数据输入文件。
in_fd 参数：源文件描述符，数据输出文件。该文件必须是可以 mmap 的。
offset 参数：指定从源文件的哪个位置开始读取数据，若不需要指定，传递一个 NULL。
count 参数：指定要发送的数据字节数。
函数返回值：
成功：返回复制的字节数。
失败：返回 -1，并设置 errno 全局变量来指示错误类型。

#include <sys/sendfile.h>ssize_t sendfile(int out_fd, int in_fd, off_t *offset, size_t count);

sendfile() 处理流程：

Application 调用 sendfile()，CPU 从用户态切换到内核态。
Kernel 将数据通过 DMA Copy 从磁盘设备写入 Kernel Buffer Cache。
Kernel 将数据从 Kernel Buffer Cache 中 CPU Copy 到 Kernel Socket Buffer。
Kernel 将数据从 Kernel Socket Buffer 中 DMA Copy 到 I/O 网卡设备。
sendfile() 返回，CPU 从内核态切换到用户态。

4、sendfile() + DMA Gather Copy

上文知道 sendfile() 还具有一次 CPU Copy，通过结合 DMA Gather Copy 技术，可以进一步优化它。

DMA Gather Copy 技术，底层有 I/O 外设的 DMA Controller 提供的 Gather 功能支撑，所以又称为 “DMA 硬件辅助的 sendfile()“。借助硬件设备的帮助，在数据从 Kernel Buffer Cache 到 Kernel Socket Buffer 之间，并不会真正的数据拷贝，而是仅拷贝了缓冲区描述符（fd + size）。待完成后，DMA Controller，可以根据这些缓冲区描述符找到依旧存储在 Kernel Buffer Cache 中的数据，并进行 DMA Copy。

显然，DMA Gather Copy 技术依旧是 ZONE_DMA 物理内存空间共享性的一个应用场景。

sendfile() + DMA Gather Copy 的处理流程：

Application 调用 sendfile()，CPU 从用户态切换到内核态模式。
Kernel 将数据通过 DMA Copy 从磁盘设备写入 Kernel Buffer Cache。
Kernel 将数据的缓冲区描述符从 Kernel Buffer Cache 中 CPU Copy 到 Kernel Socket Buffer（几乎不费资源）。
基于缓冲区描述符，CPU 利用 DMA Controller 的 Gather / Scatter 操作直接批量地将数据从 Kernel Buffer Cache 中 DMA Copy 到网卡设备。
sendfile() 返回，CPU 从内核态切换到用户态。

5、splice()

splice() 与 sendfile() 的处理流程类似，但数据传输方式有本质不同。

sendfile() 的传输方式是 CPU Copy，且具有数据大小限制；
splice() 的传输方式是 Pipeline，打破了数据范围的限制。但也要求 2 个 fd 中至少有一个必须是管道设备类型。

函数原型：

fd_in 参数：源文件描述符，数据输出文件。
off_in 参数：输出偏移量指针，表示从源文件描述符的哪个位置开始读取数据。
fd_out 参数：目标文件描述符，数据输入文件。
off_out 参数：输入偏移量指针，表示从目标文件描述符的哪个位置开始写入数据。
len 参数：指示要传输的数据长度。
flags：控制数据传输的行为的标志位。

#define _GNU_SOURCE         /* See feature_test_macros(7) */#include <fcntl.h>ssize_t splice(int fd_in, loff_t *off_in, int fd_out, loff_t *off_out, size_t len, unsigned int flags);

splice() 的处理流程如下：