linux异步IO的两种方式【转】

转自：https://blog.csdn.net/shixin_0125/article/details/78898146

知道异步IO已经很久了，但是直到最近，才真正用它来解决一下实际问题（在一个CPU密集型的应用中，有一些需要处理的数据可能放在磁盘上。预先知道这些数据的位置，所以预先发起异步IO读请求。等到真正需要用到这些数据的时候，再等待异步IO完成。使用了异步IO，在发起IO请求到实际使用数据这段时间内，程序还可以继续做其他事情）。
假此机会，也顺便研究了一下linux下的异步IO的实现。

linux下主要有两套异步IO，一套是由glibc实现的（以下称之为glibc版本）、一套是由linux内核实现，并由libaio来封装调用接口（以下称之为linux版本）。

glibc版本

接口
glibc版本主要包含如下接口：
int aio_read(struct aiocb *aiocbp);  /* 提交一个异步读 */
int aio_write(struct aiocb *aiocbp); /* 提交一个异步写 */
int aio_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp); /* 取消一个异步请求（或基于一个fd的所有异步请求，aiocbp==NULL） */
int aio_error(const struct aiocb *aiocbp);        /* 查看一个异步请求的状态（进行中EINPROGRESS？还是已经结束或出错？） */
ssize_t aio_return(struct aiocb *aiocbp);         /* 查看一个异步请求的返回值（跟同步读写定义的一样） */
int aio_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct timespec *timeout); /* 阻塞等待请求完成 */

其中，struct aiocb主要包含以下字段：
int                 aio_fildes;                 /* 要被读写的fd */
void *            aio_buf;                 /* 读写操作对应的内存buffer */
__off64_t      aio_offset;           /* 读写操作对应的文件偏移 */
size_t             aio_nbytes;             /* 需要读写的字节长度 */
int                 aio_reqprio;               /* 请求的优先级 */
struct sigevent   aio_sigevent;      /* 异步事件，定义异步操作完成时的通知信号或回调函数 */

实现
glibc的aio实现是比较通俗易懂的：
1、异步请求被提交到request_queue中；
2、request_queue实际上是一个表结构，"行"是fd、"列"是具体的请求。也就是说，同一个fd的请求会被组织在一起；
3、异步请求有优先级概念，属于同一个fd的请求会按优先级排序，并且最终被按优先级顺序处理；
4、随着异步请求的提交，一些异步处理线程被动态创建。这些线程要做的事情就是从request_queue中取出请求，然后处理之；
5、为避免异步处理线程之间的竞争，同一个fd所对应的请求只由一个线程来处理；
6、异步处理线程同步地处理每一个请求，处理完成后在对应的aiocb中填充结果，然后触发可能的信号通知或回调函数（回调函数是需要创建新线程来调用的）；
7、异步处理线程在完成某个fd的所有请求后，进入闲置状态；
8、异步处理线程在闲置状态时，如果request_queue中有新的fd加入，则重新投入工作，去处理这个新fd的请求（新fd和它上一次处理的fd可以不是同一个）；
9、异步处理线程处于闲置状态一段时间后（没有新的请求），则会自动退出。等到再有新的请求时，再去动态创建；

看起来，换作是我们，要在用户态实现一个异步IO，似乎大概也会设计成类似的样子……

linux版本

接口
下面再来看看linux版本的异步IO。它主要包含如下系统调用接口：
int io_setup(int maxevents, io_context_t *ctxp);  /* 创建一个异步IO上下文（io_context_t是一个句柄） */
int io_destroy(io_context_t ctx);  /* 销毁一个异步IO上下文（如果有正在进行的异步IO，取消并等待它们完成） */
long io_submit(aio_context_t ctx_id, long nr, struct iocb **iocbpp);  /* 提交异步IO请求 */
long io_cancel(aio_context_t ctx_id, struct iocb *iocb, struct io_event *result);  /* 取消一个异步IO请求 */
long io_getevents(aio_context_t ctx_id, long min_nr, long nr, struct io_event *events, struct timespec *timeout)  /* 等待并获取异步IO请求的事件（也就是异步请求的处理结果） */

其中，struct iocb主要包含以下字段：
__u16     aio_lio_opcode;     /* 请求类型（如：IOCB_CMD_PREAD=读、IOCB_CMD_PWRITE=写、等） */
__u32     aio_fildes;         /* 要被操作的fd */
__u64     aio_buf;            /* 读写操作对应的内存buffer */
__u64     aio_nbytes;         /* 需要读写的字节长度 */
__s64     aio_offset;         /* 读写操作对应的文件偏移 */
__u64     aio_data;           /* 请求可携带的私有数据（在io_getevents时能够从io_event结果中取得） */
__u32     aio_flags;          /* 可选IOCB_FLAG_RESFD标记，表示异步请求处理完成时使用eventfd进行通知（百度一下） */
__u32     aio_resfd;          /* 有IOCB_FLAG_RESFD标记时，接收通知的eventfd */

其中，struct io_event主要包含以下字段：
__u64     data;               /* 对应iocb的aio_data的值 */
__u64     obj;                /* 指向对应iocb的指针 */
__s64     res;                /* 对应IO请求的结果（>=0: 相当于对应的同步调用的返回值；<0: -errno） */

实现
io_context_t句柄在内核中对应一个struct kioctx结构，用来给一组异步IO请求提供一个上下文。其主要包含以下字段：
struct mm_struct*     mm;             /* 调用者进程对应的内存管理结构（代表了调用者的虚拟地址空间） */
unsigned long         user_id;        /* 上下文ID，也就是io_context_t句柄的值（等于ring_info.mmap_base） */
struct hlist_node     list;           /* 属于同一地址空间的所有kioctx结构通过这个list串连起来，链表头是mm->ioctx_list */
wait_queue_head_t     wait;           /* 等待队列（io_getevents系统调用可能需要等待，调用者就在该等待队列上睡眠） */
int                   reqs_active;    /* 进行中的请求数目 */
struct list_head      active_reqs;    /* 进行中的请求队列 */
unsigned              max_reqs;       /* 最大请求数（对应io_setup调用的int maxevents参数） */
struct list_head      run_list;       /* 需要aio线程处理的请求列表（某些情况下，IO请求可能交给aio线程来提交） */
struct delayed_work   wq;             /* 延迟任务队列（当需要aio线程处理请求时，将wq挂入aio线程对应的请求队列） */
struct aio_ring_info  ring_info;      /* 存放请求结果io_event结构的ring buffer */

其中，这个aio_ring_info结构比较值得一提，它是用于存放请求结果io_event结构的ring buffer。它主要包含了如下字段：
unsigned long   mmap_base;       /* ring buffer的地始地址 */
unsigned long   mmap_size;       /* ring buffer分配空间的大小 */
struct page**   ring_pages;      /* ring buffer对应的page数组 */
long            nr_pages;        /* 分配空间对应的页面数目（nr_pages * PAGE_SIZE = mmap_size） */
unsigned        nr, tail;        /* 包含io_event的数目及存取游标 */

这个数据结构看起来有些奇怪，直接弄一个io_event数组不就完事了么？为什么要维护mmap_base、mmap_size、ring_pages、nr_pages这么复杂的一组信息，而又把io_event结构隐藏起来呢？
这里的奇妙之处就在于，io_event结构的buffer是在用户态地址空间上分配的。注意，我们在内核里面看到了诸多数据结构都是在内核地址空间上分配的，因为这些结构都是内核专有的，没必要给用户程序看到，更不能让用户程序去修改。而这里的io_event却是有意让用户程序看到，而且用户就算修改了也不会对内核的正确性造成影响。于是这里使用了这样一个有些取巧的办法，由内核在用户态地址空间上分配buffer。（如果换一个保守点的做法，内核态可以维护io_event的buffer，然后io_getevents的时候，将对应的io_event复制一份到用户空间。）
按照这样的思路，io_setup时，内核会通过mmap在对应的用户空间分配一段内存，mmap_base、mmap_size就是这个内存映射对应的位置和大小。然后，光有映射还不行，还必须立马分配物理内存，ring_pages、nr_pages就是分配好的物理页面。（因为这些内存是要被内核直接访问的，内核会将异步IO的结果写入其中。如果物理页面延迟分配，那么内核访问这些内存的时候会发生缺页异常。而处理内核态的缺页异常又很麻烦，所以还不如直接分配物理内存的好。其二，内核在访问这个buffer里的信息时，也并不是通过mmap_base这个虚拟地址去直接访问的。既然是异步，那么结果写回的时候可能是在另一个上下文上面，虚拟地址空间都不同。为了避免进行虚拟地址空间的切换，内核干脆直接通过kmap将ring_pages映射到高端内存上去访问好了。）

然后，在mmap_base指向的用户空间的地址上，会存放着一个struct aio_ring结构，用来管理这个ring buffer。其主要包含了如下字段：
unsigned         id;                /* 等于aio_ring_info中的user_id */
unsigned         nr;                /* 等于aio_ring_info中的nr */
unsigned         head,tail;         /* io_events数组的游标 */
unsigned         magic,compat_features,incompat_features;
unsigned         header_length;     /* aio_ring结构的大小 */
struct io_event  io_events[0];      /* io_event的buffer */
终于，我们期待的io_event数组出现了。

看到这里，如果前面的内容你已经理解清楚了，你一定会有个疑问：既然整个aio_ring结构及其中的io_event缓冲都是放在用户空间的，内核还提供io_getevents系统调用干什么？用户程序不是直接就可以取用io_event，并且修改游标了么（内核作为生产者，修改aio_ring->tail；用户作为消费者，修改aio_ring->head）？我想，aio_ring之所以要放在用户空间，其原本用意应该就是这样的。
那么，用户空间如何知道aio_ring结构的地址（aio_ring_info->mmap_base）呢？其实kioctx结构中的user_id，也就是io_setup返回给用户的io_context_t，就等于aio_ring_info->mmap_base。
然后，aio_ring结构中还有诸如magic、compat_features、incompat_features这样的字段，用户空间可以读这些magic，以确定数据结构没有被异常篡改。如果一切可控，那么就自己动手、丰衣足食；否则就还是走io_getevents系统调用。而io_getevents系统调用通过aio_ring_info->ring_pages得到aio_ring结构，再将相应的io_event拷贝到用户空间。
下面贴一段libaio中的io_getevents的代码（前面提到过，linux版本的异步IO是由用户态的libaio来封装的）：
int io_getevents_0_4(io_context_t ctx, long min_nr, long nr, struct io_event * events, struct timespec * timeout){
    struct aio_ring *ring;
    ring = (struct aio_ring*)ctx;
    if (ring==NULL || ring->magic != AIO_RING_MAGIC)
        goto do_syscall;
    if (timeout!=NULL && timeout->tv_sec == 0 && timeout->tv_nsec == 0) {
        if (ring->head == ring->tail)
            return 0;
    }
do_syscall:
    return __io_getevents_0_4(ctx, min_nr, nr, events, timeout);
}
其中确实用到了用户空间上的aio_ring结构的信息，不过尺度还是不够大。

以上就是异步IO的context的结构。那么，为什么linux版本的异步IO需要“上下文”这么个概念，而glibc版本则不需要呢？
在glibc版本中，异步处理线程是glibc在调用者进程中动态创建的线程，它和调用者必定是在同一个虚拟地址空间中的。这里已经隐含了“同一上下文”这么个关系。
而对于内核来说，要面对的是任意的进程，任意的虚拟地址空间。当处理一个异步请求时，内核需要在调用者对应的地址空间中存取数据，必须知道这个虚拟地址空间是什么。不过当然，如果设计上要想把“上下文”这个概念隐藏了也是肯定可以的（比如让每个mm隐含一个异步IO上下文）。具体如何选择，只是设计上的问题。

struct iocb在内核中又对应到struct kiocb结构，主要包含以下字段：
struct kioctx*       ki_ctx;           /* 请求对应的kioctx（上下文结构） */
struct list_head     ki_run_list;      /* 需要aio线程处理的请求，通过该字段链入ki_ctx->run_list */
struct list_head     ki_list;          /* 链入ki_ctx->active_reqs */
struct file*         ki_filp;          /* 对应的文件指针 */
void __user*         ki_obj.user;      /* 指向用户态的iocb结构 */
__u64                ki_user_data;     /* 等于iocb->aio_data */
loff_t               ki_pos;           /* 等于iocb->aio_offset */
unsigned short       ki_opcode;        /* 等于iocb->aio_lio_opcode */
size_t               ki_nbytes;        /* 等于iocb->aio_nbytes */
char __user *        ki_buf;           /* 等于iocb->aio_buf */
size_t               ki_left;          /* 该请求剩余字节数（初值等于iocb->aio_nbytes） */
struct eventfd_ctx*  ki_eventfd;       /* 由iocb->aio_resfd对应的eventfd对象 */
ssize_t (*ki_retry)(struct kiocb *);   /*由ki_opcode选择的请求提交函数*/

调用io_submit后，对应于用户传递的每一个iocb结构，会在内核态生成一个与之对应的kiocb结构，并且在对应kioctx结构的ring_info中预留一个io_events的空间。之后，请求的处理结果就被写到这个io_event中。
然后，对应的异步读写（或其他）请求就被提交到了虚拟文件系统，实际上就是调用了file->f_op->aio_read或file->f_op->aio_write（或其他）。也就是，在经历磁盘高速缓存层、通用块层之后，请求被提交到IO调度层，等待被处理。这个跟普通的文件读写请求是类似的。
在《linux文件读写浅析》中可以看到，对于非direct-io的读请求来说，如果page cache不命中，那么IO请求会被提交到底层。之后，do_generic_file_read会通过lock_page操作，等待数据最终读完。这一点跟异步IO是背道而驰的，因为异步就意味着请求提交后不能等待，必须马上返回。而对于非direct-io的写请求，写操作一般仅仅是将数据更新作用到page cache上，并不需要真正的写磁盘。page cache写回磁盘本身是一个异步的过程。可见，对于非direct-io的文件读写，使用linux版本的异步IO接口完全没有意义（就跟使用同步接口效果一样）。
为什么会有这样的设计呢？因为非direct-io的文件读写是只跟page cache打交道的。而page cache是内存，跟内存打交道又不会存在阻塞，那么也就没有什么异步的概念了。至于读写磁盘时发生的阻塞，那是page cache跟磁盘打交道时发生的事情，跟应用程序又没有直接关系。
然而，对于direct-io来说，异步则是有意义的。因为direct-io是应用程序的buffer跟磁盘的直接交互（不使用page cache）。

这里，在使用direct-io的情况下，file->f_op->aio_{read,write}提交完IO请求就直接返回了，然后io_submit系统调用返回。（见后面的执行流程。）
通过linux内核异步触发的IO调度（如：被时钟中断触发、被其他的IO请求触发、等），已经提交的IO请求被调度，由对应的设备驱动程序提交给具体的设备。对于磁盘，一般来说，驱动程序会发起一次DMA。然后又经过若干时间，读写请求被磁盘处理完成，CPU将收到表示DMA完成的中断信号，设备驱动程序注册的处理函数将在中断上下文中被调用。这个处理函数会调用end_request函数来结束这次请求。这个流程跟《linux文件读写浅析》中所说的非direct-io读操作的情况是一样的。
不同的是，对于同步非direct-io，end_request将通过清除page结构的PG_locked标记来唤醒被阻塞的读操作流程，异步IO和同步IO效果一样。而对于direct-io，除了唤醒被阻塞的读操作流程（同步IO）或io_getevents流程（异步IO）之外，还需要将IO请求的处理结果填回对应的io_event中。
最后，等到调用者调用io_getevents的时候，就能获取到请求对应的结果（io_event）。而如果调用io_getevents的时候结果还没出来，流程也会被阻塞，并且会在direct-io的end_request过程中得到唤醒。

linux版本的异步IO也有aio线程（每CPU一个），但是跟glibc版本中的异步处理线程不同，这里的aio线程是用来处理请求重试的。某些情况下，file->f_op->aio_{read,write}可能会返回-EIOCBRETRY，表示需要重试（只有一些特殊的IO设备会这样）。而调用者既然使用的是异步IO接口，肯定不希望里面会有等待/重试的逻辑。所以，如果遇到-EIOCBRETRY，内核就在当前CPU对应的aio线程添加一个任务，让aio线程来完成请求的重新提交。而调用流程可以直接返回，不需要阻塞。
请求在aio线程中提交和在调用者进程中提交相比，有一个最大的不同，就是aio线程使用的地址空间可能跟调用者线程不一样。需要利用kioctx->mm切换到正确的地址空间，然后才能发请求。（参见《浅尝异步IO》中的讨论。）
 
内核处理流程
最后，整理一下direct-io异步读操作的处理流程：
io_submit。对于提交的iocbpp数组中的每一个iocb（异步请求），调用io_submit_one来提交它们；
io_submit_one。为请求分配一个kiocb结构，并且在对应的kioctx的ring_info中为它预留一个对应的io_event。然后调用aio_rw_vect_retry来提交这个读请求；
aio_rw_vect_retry。调用file->f_op->aio_read。这个函数通常是由generic_file_aio_read或者其封装来实现的；
generic_file_aio_read。对于非direct-io，会调用do_generic_file_read来处理请求（见《linux文件读写浅析》）。而对于direct-io，则是调用mapping->a_ops->direct_IO。这个函数通常就是blkdev_direct_IO；
blkdev_direct_IO。调用filemap_write_and_wait_range将相应位置可能存在的page cache废弃掉或刷回磁盘（避免产生不一致），然后调用direct_io_worker来处理请求；
direct_io_worker。一次读可能包含多个读操作（对应于类readv系统调用），对于其中的每一个，调用do_direct_IO；
do_direct_IO。调用submit_page_section；
submit_page_section。调用dio_new_bio分配对应的bio结构，然后调用dio_bio_submit来提交bio；
dio_bio_submit。调用submit_bio提交请求。后面的流程就跟非direct-io是一样的了，然后等到请求完成，驱动程序将调用 bio->bi_end_io来结束这次请求。对于direct-io下的异步IO，bio->bi_end_io等于dio_bio_end_aio；
dio_bio_end_aio。调用wake_up_process唤醒被阻塞的进程（异步IO下，主要是io_getevents的调用者）。然后调用aio_complete；
aio_complete。将处理结果写回到对应的io_event中；

比较

从上面的流程可以看出，linux版本的异步IO实际上只是利用了CPU和IO设备可以异步工作的特性（IO请求提交的过程主要还是在调用者线程上同步完成的，请求提交后由于CPU与IO设备可以并行工作，所以调用流程可以返回，调用者可以继续做其他事情）。相比同步IO，并不会占用额外的CPU资源。
而glibc版本的异步IO则是利用了线程与线程之间可以异步工作的特性，使用了新的线程来完成IO请求，这种做法会额外占用CPU资源（对线程的创建、销毁、调度都存在CPU开销，并且调用者线程和异步处理线程之间还存在线程间通信的开销）。不过，IO请求提交的过程都由异步处理线程来完成了（而linux版本是调用者来完成的请求提交），调用者线程可以更快地响应其他事情。如果CPU资源很富足，这种实现倒也还不错。

还有一点，当调用者连续调用异步IO接口，提交多个异步IO请求时。在glibc版本的异步IO中，同一个fd的读写请求由同一个异步处理线程来完成。而异步处理线程又是同步地、一个一个地去处理这些请求。所以，对于底层的IO调度器来说，它一次只能看到一个请求。处理完这个请求，异步处理线程才会提交下一个。而内核实现的异步IO，则是直接将所有请求都提交给了IO调度器，IO调度器能看到所有的请求。请求多了，IO调度器使用的类电梯算法就能发挥更大的功效。请求少了，极端情况下（比如系统中的IO请求都集中在同一个fd上，并且不使用预读），IO调度器总是只能看到一个请求，那么电梯算法将退化成先来先服务算法，可能会极大的增加碰头移动的开销。

最后，glibc版本的异步IO支持非direct-io，可以利用内核提供的page cache来提高效率。而linux版本只支持direct-io，cache的工作就只能靠用户程序来实现了。