在文件系统那一节，我们讲了文件的写入，到了设备驱动这一层，就没有再往下分析。上一节我们又讲了 mount 一个块设备，将 block_device 信息放到了 ext4 文件系统的 super_block 里面，有了这些基础，是时候把整个写入的故事串起来了。
还记得咱们在文件系统那一节分析写入流程的时候，对于 ext4 文件系统，最后调用的是 ext4_file_write_iter，它将 I/O 的调用分成两种情况：
第一是直接 I/O。最终我们调用的是 generic_file_direct_write，这里调用的是 mapping->a_ops->direct_IO，实际调用的是 ext4_direct_IO，往设备层写入数据。
第二种是缓存 I/O。最终我们会将数据从应用拷贝到内存缓存中，但是这个时候，并不执行真正的 I/O 操作。它们只将整个页或其中部分标记为脏。写操作由一个 timer 触发，那个时候，才调用 wb_workfn 往硬盘写入页面。
接下来的调用链为：wb_workfn->wb_do_writeback->wb_writeback->writeback_sb_inodes->__writeback_single_inode->do_writepages。在 do_writepages 中，我们要调用 mapping->a_ops->writepages，但实际调用的是 ext4_writepages，往设备层写入数据。
这一节，我们就沿着这两种情况分析下去。
直接 I/O 如何访问块设备？
我们先来看第一种情况，直接 I/O 调用到 ext4_direct_IO。
static ssize_t ext4_direct_IO(struct kiocb *iocb, struct iov_iter *iter)
{
struct file *file = iocb->ki_filp;
struct inode *inode = file->f_mapping->host;
size_t count = iov_iter_count(iter);
loff_t offset = iocb->ki_pos;
ssize_t ret;
......
ret = ext4_direct_IO_write(iocb, iter);
......
}
static ssize_t ext4_direct_IO_write(struct kiocb *iocb, struct iov_iter *iter)
{
struct file *file = iocb->ki_filp;
struct inode *inode = file->f_mapping->host;
struct ext4_inode_info *ei = EXT4_I(inode);
ssize_t ret;
loff_t offset = iocb->ki_pos;
size_t count = iov_iter_count(iter);
......
ret = __blockdev_direct_IO(iocb, inode, inode->i_sb->s_bdev, iter,
get_block_func, ext4_end_io_dio, NULL,
dio_flags);
……
}
在 ext4_direct_IO_write 调用 __blockdev_direct_IO，有个参数你需要特别注意一下，那就是 inode->i_sb->s_bdev。通过当前文件的 inode，我们可以得到 super_block。这个 super_block 中的 s_bdev，就是咱们上一节填进去的那个 block_device。
__blockdev_direct_IO 会调用 do_blockdev_direct_IO，在这里面我们要准备一个 struct dio 结构和 struct dio_submit 结构，用来描述将要发生的写入请求。
static inline ssize_t
do_blockdev_direct_IO(struct kiocb *iocb, struct inode *inode,
struct block_device *bdev, struct iov_iter *iter,
get_block_t get_block, dio_iodone_t end_io,
dio_submit_t submit_io, int flags)
{
unsigned i_blkbits = ACCESS_ONCE(inode->i_blkbits);
unsigned blkbits = i_blkbits;
unsigned blocksize_mask = (1 << blkbits) - 1;
ssize_t retval = -EINVAL;
size_t count = iov_iter_count(iter);
loff_t offset = iocb->ki_pos;
loff_t end = offset + count;
struct dio *dio;
struct dio_submit sdio = { 0, };
struct buffer_head map_bh = { 0, };
......
dio = kmem_cache_alloc(dio_cache, GFP_KERNEL);
dio->flags = flags;
dio->i_size = i_size_read(inode);
dio->inode = inode;
if (iov_iter_rw(iter) == WRITE) {
dio->op = REQ_OP_WRITE;
dio->op_flags = REQ_SYNC | REQ_IDLE;
if (iocb->ki_flags & IOCB_NOWAIT)
dio->op_flags |= REQ_NOWAIT;
} else {
dio->op = REQ_OP_READ;
}
sdio.blkbits = blkbits;
sdio.blkfactor = i_blkbits - blkbits;
sdio.block_in_file = offset >> blkbits;
sdio.get_block = get_block;
dio->end_io = end_io;
sdio.submit_io = submit_io;
sdio.final_block_in_bio = -1;
sdio.next_block_for_io = -1;
dio->iocb = iocb;
dio->refcount = 1;
sdio.iter = iter;
sdio.final_block_in_request =
(offset + iov_iter_count(iter)) >> blkbits;
......
sdio.pages_in_io += iov_iter_npages(iter, INT_MAX);
retval = do_direct_IO(dio, &sdio, &map_bh);
.....
}
do_direct_IO 里面有两层循环，第一层循环是依次处理这次要写入的所有块。对于每一块，取出对应的内存中的页 page，在这一块中，有写入的起始地址 from 和终止地址 to，所以，第二层循环就是依次处理 from 到 to 的数据，调用 submit_page_section，提交到块设备层进行写入。
static int do_direct_IO(struct dio *dio, struct dio_submit *sdio,
struct buffer_head *map_bh)
{
const unsigned blkbits = sdio->blkbits;
const unsigned i_blkbits = blkbits + sdio->blkfactor;
int ret = 0;
while (sdio->block_in_file < sdio->final_block_in_request) {
struct page *page;
size_t from, to;
page = dio_get_page(dio, sdio);
from = sdio->head ? 0 : sdio->from;
to = (sdio->head == sdio->tail - 1) ? sdio->to : PAGE_SIZE;
sdio->head++;
while (from < to) {
unsigned this_chunk_bytes; /* # of bytes mapped */
unsigned this_chunk_blocks; /* # of blocks */
......
ret = submit_page_section(dio, sdio, page,
from,
this_chunk_bytes,
sdio->next_block_for_io,
map_bh);
......
sdio->next_block_for_io += this_chunk_blocks;
sdio->block_in_file += this_chunk_blocks;
from += this_chunk_bytes;
dio->result += this_chunk_bytes;
sdio->blocks_available -= this_chunk_blocks;
if (sdio->block_in_file == sdio->final_block_in_request)
break;
......
}
}
}
submit_page_section 会调用 dio_bio_submit，进而调用 submit_bio 向块设备层提交数据。其中，参数 struct bio 是将数据传给块设备的通用传输对象。定义如下：
/**
* submit_bio - submit a bio to the block device layer for I/O
* @bio: The &struct bio which describes the I/O
*/
blk_qc_t submit_bio(struct bio *bio)
{
......
return generic_make_request(bio);
}
缓存 I/O 如何访问块设备？
我们再来看第二种情况，缓存 I/O 调用到 ext4_writepages。这个函数比较长，我们这里只截取最重要的部分来讲解。
static int ext4_writepages(struct address_space *mapping,
struct writeback_control *wbc)
{
......
struct mpage_da_data mpd;
struct inode *inode = mapping->host;
struct ext4_sb_info *sbi = EXT4_SB(mapping->host->i_sb);
......
mpd.do_map = 0;
mpd.io_submit.io_end = ext4_init_io_end(inode, GFP_KERNEL);
ret = mpage_prepare_extent_to_map(&mpd);
/* Submit prepared bio */
ext4_io_submit(&mpd.io_submit);
......
}
这里比较重要的一个数据结构是 struct mpage_da_data。这里面有文件的 inode、要写入的页的偏移量，还有一个重要的 struct ext4_io_submit，里面有通用传输对象 bio。
struct mpage_da_data {
struct inode *inode;
......
pgoff_t first_page; /* The first page to write */
pgoff_t next_page; /* Current page to examine */
pgoff_t last_page; /* Last page to examine */
struct ext4_map_blocks map;
struct ext4_io_submit io_submit; /* IO submission data */
unsigned int do_map:1;
};
struct ext4_io_submit {
......
struct bio *io_bio;
ext4_io_end_t *io_end;
sector_t io_next_block;
};
在 ext4_writepages 中，mpage_prepare_extent_to_map 用于初始化这个 struct mpage_da_data 结构。接下来的调用链为：mpage_prepare_extent_to_map->mpage_process_page_bufs->mpage_submit_page->ext4_bio_write_page->io_submit_add_bh。
在 io_submit_add_bh 中，此时的 bio 还是空的，因而我们要调用 io_submit_init_bio，初始化 bio。
static int io_submit_init_bio(struct ext4_io_submit *io,
struct buffer_head *bh)
{
struct bio *bio;
bio = bio_alloc(GFP_NOIO, BIO_MAX_PAGES);
if (!bio)
return -ENOMEM;
wbc_init_bio(io->io_wbc, bio);
bio->bi_iter.bi_sector = bh->b_blocknr * (bh->b_size >> 9);
bio->bi_bdev = bh->b_bdev;
bio->bi_end_io = ext4_end_bio;
bio->bi_private = ext4_get_io_end(io->io_end);
io->io_bio = bio;
io->io_next_block = bh->b_blocknr;
return 0;
}
我们再回到 ext4_writepages 中。在 bio 初始化完之后，我们要调用 ext4_io_submit，提交 I/O。在这里我们又是调用 submit_bio，向块设备层传输数据。ext4_io_submit 的实现如下：
void ext4_io_submit(struct ext4_io_submit *io)
{
struct bio *bio = io->io_bio;
if (bio) {
int io_op_flags = io->io_wbc->sync_mode == WB_SYNC_ALL ?
REQ_SYNC : 0;
io->io_bio->bi_write_hint = io->io_end->inode->i_write_hint;
bio_set_op_attrs(io->io_bio, REQ_OP_WRITE, io_op_flags);
submit_bio(io->io_bio);
}
io->io_bio = NULL;
}
如何向块设备层提交请求？
既然不管是直接 I/O，还是缓存 I/O，最后都到了 submit_bio 里面，那我们就来重点分析一下它。
submit_bio 会调用 generic_make_request。代码如下：
blk_qc_t generic_make_request(struct bio *bio)
{
/*
* bio_list_on_stack[0] contains bios submitted by the current
* make_request_fn.
* bio_list_on_stack[1] contains bios that were submitted before
* the current make_request_fn, but that haven't been processed
* yet.
*/
struct bio_list bio_list_on_stack[2];
blk_qc_t ret = BLK_QC_T_NONE;
......
if (current->bio_list) {
bio_list_add(¤t->bio_list[0], bio);
goto out;
}
bio_list_init(&bio_list_on_stack[0]);
current->bio_list = bio_list_on_stack;
do {
struct request_queue *q = bdev_get_queue(bio->bi_bdev);
if (likely(blk_queue_enter(q, bio->bi_opf & REQ_NOWAIT) == 0)) {
struct bio_list lower, same;
/* Create a fresh bio_list for all subordinate requests */
bio_list_on_stack[1] = bio_list_on_stack[0];
bio_list_init(&bio_list_on_stack[0]);
ret = q->make_request_fn(q, bio);
blk_queue_exit(q);
/* sort new bios into those for a lower level
* and those for the same level
*/
bio_list_init(&lower);
bio_list_init(&same);
while ((bio = bio_list_pop(&bio_list_on_stack[0])) != NULL)
if (q == bdev_get_queue(bio->bi_bdev))
bio_list_add(&same, bio);
else
bio_list_add(&lower, bio);
/* now assemble so we handle the lowest level first */
bio_list_merge(&bio_list_on_stack[0], &lower);
bio_list_merge(&bio_list_on_stack[0], &same);
bio_list_merge(&bio_list_on_stack[0], &bio_list_on_stack[1]);
}
......
bio = bio_list_pop(&bio_list_on_stack[0]);
} while (bio);
current->bio_list = NULL; /* deactivate */
out:
return ret;
}
这里的逻辑有点复杂，我们先来看大的逻辑。在 do-while 中，我们先是获取一个请求队列 request_queue，然后调用这个队列的 make_request_fn 函数。
块设备队列结构
如果再来看 struct block_device 结构和 struct gendisk 结构，我们会发现，每个块设备都有一个请求队列 struct request_queue，用于处理上层发来的请求。
在每个块设备的驱动程序初始化的时候，会生成一个 request_queue。
struct request_queue {
/*
* Together with queue_head for cacheline sharing
*/
struct list_head queue_head;
struct request *last_merge;
struct elevator_queue *elevator;
......
request_fn_proc *request_fn;
make_request_fn *make_request_fn;
......
}
在请求队列 request_queue 上，首先是有一个链表 list_head，保存请求 request。
struct request {
struct list_head queuelist;
......
struct request_queue *q;
......
struct bio *bio;
struct bio *biotail;
......
}
每个 request 包括一个链表的 struct bio，有指针指向一头一尾。
struct bio {
struct bio *bi_next; /* request queue link */
struct block_device *bi_bdev;
blk_status_t bi_status;
......
struct bvec_iter bi_iter;
unsigned short bi_vcnt; /* how many bio_vec's */
unsigned short bi_max_vecs; /* max bvl_vecs we can hold */
atomic_t __bi_cnt; /* pin count */
struct bio_vec *bi_io_vec; /* the actual vec list */
......
};
struct bio_vec {
struct page *bv_page;
unsigned int bv_len;
unsigned int bv_offset;
}
在 bio 中，bi_next 是链表中的下一项，struct bio_vec 指向一组页面。
在请求队列 request_queue 上，还有两个重要的函数，一个是 make_request_fn 函数，用于生成 request；另一个是 request_fn 函数，用于处理 request。
块设备的初始化
我们还是以 scsi 驱动为例。在初始化设备驱动的时候，我们会调用 scsi_alloc_queue，把 request_fn 设置为 scsi_request_fn。我们还会调用 blk_init_allocated_queue->blk_queue_make_request，把 make_request_fn 设置为 blk_queue_bio。
/**
* scsi_alloc_sdev - allocate and setup a scsi_Device
* @starget: which target to allocate a &scsi_device for
* @lun: which lun
* @hostdata: usually NULL and set by ->slave_alloc instead
*
* Description:
* Allocate, initialize for io, and return a pointer to a scsi_Device.
* Stores the @shost, @channel, @id, and @lun in the scsi_Device, and
* adds scsi_Device to the appropriate list.
*
* Return value:
* scsi_Device pointer, or NULL on failure.
**/
static struct scsi_device *scsi_alloc_sdev(struct scsi_target *starget,
u64 lun, void *hostdata)
{
struct scsi_device *sdev;
sdev = kzalloc(sizeof(*sdev) + shost->transportt->device_size,
GFP_ATOMIC);
......
sdev->request_queue = scsi_alloc_queue(sdev);
......
}
struct request_queue *scsi_alloc_queue(struct scsi_device *sdev)
{
struct Scsi_Host *shost = sdev->host;
struct request_queue *q;
q = blk_alloc_queue_node(GFP_KERNEL, NUMA_NO_NODE);
if (!q)
return NULL;
q->cmd_size = sizeof(struct scsi_cmnd) + shost->hostt->cmd_size;
q->rq_alloc_data = shost;
q->request_fn = scsi_request_fn;
q->init_rq_fn = scsi_init_rq;
q->exit_rq_fn = scsi_exit_rq;
q->initialize_rq_fn = scsi_initialize_rq;
//调用blk_queue_make_request(q, blk_queue_bio);
if (blk_init_allocated_queue(q) < 0) {
blk_cleanup_queue(q);
return NULL;
}
__scsi_init_queue(shost, q);
......
return q
}
在 blk_init_allocated_queue 中，除了初始化 make_request_fn 函数，我们还要做一件很重要的事情，就是初始化 I/O 的电梯算法。
int blk_init_allocated_queue(struct request_queue *q)
{
q->fq = blk_alloc_flush_queue(q, NUMA_NO_NODE, q->cmd_size);
......
blk_queue_make_request(q, blk_queue_bio);
......
/* init elevator */
if (elevator_init(q, NULL)) {
......
}
......
}
电梯算法有很多种类型，定义为 elevator_type。下面我来逐一说一下。
- struct elevator_type elevator_noop
Noop 调度算法是最简单的 IO 调度算法，它将 IO 请求放入到一个 FIFO 队列中，然后逐个执行这些 IO 请求。
- struct elevator_type iosched_deadline
Deadline 算法要保证每个 IO 请求在一定的时间内一定要被服务到，以此来避免某个请求饥饿。为了完成这个目标，算法中引入了两类队列，一类队列用来对请求按起始扇区序号进行排序，通过红黑树来组织，我们称为 sort_list，按照此队列传输性能会比较高；另一类队列对请求按它们的生成时间进行排序，由链表来组织，称为 fifo_list，并且每一个请求都有一个期限值。
- struct elevator_type iosched_cfq
又看到了熟悉的 CFQ 完全公平调度算法。所有的请求会在多个队列中排序。同一个进程的请求，总是在同一队列中处理。时间片会分配到每个队列，通过轮询算法，我们保证了 I/O 带宽，以公平的方式，在不同队列之间进行共享。
elevator_init 中会根据名称来指定电梯算法，如果没有选择，那就默认使用 iosched_cfq。
请求提交与调度
接下来，我们回到 generic_make_request 函数中。调用队列的 make_request_fn 函数，其实就是调用 blk_queue_bio。
static blk_qc_t blk_queue_bio(struct request_queue *q, struct bio *bio)
{
struct request *req, *free;
unsigned int request_count = 0;
......
switch (elv_merge(q, &req, bio)) {
case ELEVATOR_BACK_MERGE:
if (!bio_attempt_back_merge(q, req, bio))
break;
elv_bio_merged(q, req, bio);
free = attempt_back_merge(q, req);
if (free)
__blk_put_request(q, free);
else
elv_merged_request(q, req, ELEVATOR_BACK_MERGE);
goto out_unlock;
case ELEVATOR_FRONT_MERGE:
if (!bio_attempt_front_merge(q, req, bio))
break;
elv_bio_merged(q, req, bio);
free = attempt_front_merge(q, req);
if (free)
__blk_put_request(q, free);
else
elv_merged_request(q, req, ELEVATOR_FRONT_MERGE);
goto out_unlock;
default:
break;
}
get_rq:
req = get_request(q, bio->bi_opf, bio, GFP_NOIO);
......
blk_init_request_from_bio(req, bio);
......
add_acct_request(q, req, where);
__blk_run_queue(q);
out_unlock:
......
return BLK_QC_T_NONE;
}
blk_queue_bio 首先做的一件事情是调用 elv_merge 来判断，当前这个 bio 请求是否能够和目前已有的 request 合并起来，成为同一批 I/O 操作，从而提高读取和写入的性能。
判断标准和 struct bio 的成员 struct bvec_iter 有关，它里面有两个变量，一个是起始磁盘簇 bi_sector，另一个是大小 bi_size。
enum elv_merge elv_merge(struct request_queue *q, struct request **req,
struct bio *bio)
{
struct elevator_queue *e = q->elevator;
struct request *__rq;
......
if (q->last_merge && elv_bio_merge_ok(q->last_merge, bio)) {
enum elv_merge ret = blk_try_merge(q->last_merge, bio);
if (ret != ELEVATOR_NO_MERGE) {
*req = q->last_merge;
return ret;
}
}
......
__rq = elv_rqhash_find(q, bio->bi_iter.bi_sector);
if (__rq && elv_bio_merge_ok(__rq, bio)) {
*req = __rq;
return ELEVATOR_BACK_MERGE;
}
if (e->uses_mq && e->type->ops.mq.request_merge)
return e->type->ops.mq.request_merge(q, req, bio);
else if (!e->uses_mq && e->type->ops.sq.elevator_merge_fn)
return e->type->ops.sq.elevator_merge_fn(q, req, bio);
return ELEVATOR_NO_MERGE;
}
elv_merge 尝试了三次合并。
第一次，它先判断和上一次合并的 request 能不能再次合并，看看能不能赶上马上要走的这部电梯。在 blk_try_merge 主要做了这样的判断：如果 blk_rq_pos(rq) + blk_rq_sectors(rq) == bio->bi_iter.bi_sector，也就是说这个 request 的起始地址加上它的大小（其实是这个 request 的结束地址），如果和 bio 的起始地址能接得上，那就把 bio 放在 request 的最后，我们称为 ELEVATOR_BACK_MERGE。
如果 blk_rq_pos(rq) - bio_sectors(bio) == bio->bi_iter.bi_sector，也就是说，这个 request 的起始地址减去 bio 的大小等于 bio 的起始地址，这说明 bio 放在 request 的最前面能够接得上，那就把 bio 放在 request 的最前面，我们称为 ELEVATOR_FRONT_MERGE。否则，那就不合并，我们称为 ELEVATOR_NO_MERGE。
enum elv_merge blk_try_merge(struct request *rq, struct bio *bio)
{
......
if (blk_rq_pos(rq) + blk_rq_sectors(rq) == bio->bi_iter.bi_sector)
return ELEVATOR_BACK_MERGE;
else if (blk_rq_pos(rq) - bio_sectors(bio) == bio->bi_iter.bi_sector)
return ELEVATOR_FRONT_MERGE;
return ELEVATOR_NO_MERGE;
}
第二次，如果和上一个合并过的 request 无法合并，那我们就调用 elv_rqhash_find。然后按照 bio 的起始地址查找 request，看有没有能够合并的。如果有的话，因为是按照起始地址找的，应该接在人家的后面，所以是 ELEVATOR_BACK_MERGE。
第三次，调用 elevator_merge_fn 试图合并。对于 iosched_cfq，调用的是 cfq_merge。在这里面，cfq_find_rq_fmerge 会调用 elv_rb_find 函数，里面的参数是 bio 的结束地址。我们还是要看，能不能找到可以合并的。如果有的话，因为是按照结束地址找的，应该接在人家前面，所以是 ELEVATOR_FRONT_MERGE。
static enum elv_merge cfq_merge(struct request_queue *q, struct request **req,
struct bio *bio)
{
struct cfq_data *cfqd = q->elevator->elevator_data;
struct request *__rq;
__rq = cfq_find_rq_fmerge(cfqd, bio);
if (__rq && elv_bio_merge_ok(__rq, bio)) {
*req = __rq;
return ELEVATOR_FRONT_MERGE;
}
return ELEVATOR_NO_MERGE;
}
static struct request *
cfq_find_rq_fmerge(struct cfq_data *cfqd, struct bio *bio)
{
struct task_struct *tsk = current;
struct cfq_io_cq *cic;
struct cfq_queue *cfqq;
cic = cfq_cic_lookup(cfqd, tsk->io_context);
if (!cic)
return NULL;
cfqq = cic_to_cfqq(cic, op_is_sync(bio->bi_opf));
if (cfqq)
return elv_rb_find(&cfqq->sort_list, bio_end_sector(bio));
return NUL
}
等从 elv_merge 返回 blk_queue_bio 的时候，我们就知道，应该做哪种类型的合并，接着就要进行真的合并。如果没有办法合并，那就调用 get_request，创建一个新的 request，调用 blk_init_request_from_bio，将 bio 放到新的 request 里面，然后调用 add_acct_request，把新的 request 加到 request_queue 队列中。
至此，我们解析完了 generic_make_request 中最重要的两大逻辑：获取一个请求队列 request_queue 和调用这个队列的 make_request_fn 函数。
其实，generic_make_request 其他部分也很令人困惑。感觉里面有特别多的 struct bio_list，倒腾过来，倒腾过去的。这是因为，很多块设备是有层次的。
比如，我们用两块硬盘组成 RAID，两个 RAID 盘组成 LVM，然后我们就可以在 LVM 上创建一个块设备给用户用，我们称接近用户的块设备为高层次的块设备，接近底层的块设备为低层次（lower）的块设备。这样，generic_make_request 把 I/O 请求发送给高层次的块设备的时候，会调用高层块设备的 make_request_fn，高层块设备又要调用 generic_make_request，将请求发送给低层次的块设备。虽然块设备的层次不会太多，但是对于代码 generic_make_request 来讲，这可是递归的调用，一不小心，就会递归过深，无法正常退出，而且内核栈的大小又非常有限，所以要比较小心。
这里你是否理解了 struct bio_list bio_list_on_stack[2]的名字为什么叫 stack 呢？其实，将栈的操作变成对于队列的操作，队列不在栈里面，会大很多。每次 generic_make_request 被当前任务调用的时候，将 current->bio_list 设置为 bio_list_on_stack，并在 generic_make_request 的一开始就判断 current->bio_list 是否为空。如果不为空，说明已经在 generic_make_request 的调用里面了，就不必调用 make_request_fn 进行递归了，直接把请求加入到 bio_list 里面就可以了，这就实现了递归的及时退出。
如果 current->bio_list 为空，那我们就将 current->bio_list 设置为 bio_list_on_stack 后，进入 do-while 循环，做咱们分析过的 generic_make_request 的两大逻辑。但是，当前的队列调用 make_request_fn 的时候，在 make_request_fn 的具体实现中，会生成新的 bio。调用更底层的块设备，也会生成新的 bio，都会放在 bio_list_on_stack 的队列中，是一个边处理还边创建的过程。
bio_list_on_stack[1] = bio_list_on_stack[0]这一句在 make_request_fn 之前，将之前队列里面遗留没有处理的保存下来，接着 bio_list_init 将 bio_list_on_stack[0]设置为空，然后调用 make_request_fn，在 make_request_fn 里面如果有新的 bio 生成，都会加到 bio_list_on_stack[0]这个队列里面来。
make_request_fn 执行完毕后，可以想象 bio_list_on_stack[0]可能又多了一些 bio 了，接下来的循环中调用 bio_list_pop 将 bio_list_on_stack[0]积攒的 bio 拿出来，分别放在两个队列 lower 和 same 中，顾名思义，lower 就是更低层次的块设备的 bio，same 是同层次的块设备的 bio。
接下来我们能将 lower、same 以及 bio_list_on_stack[1] 都取出来，放在 bio_list_on_stack[0]统一进行处理。当然应该 lower 优先了，因为只有底层的块设备的 I/O 做完了，上层的块设备的 I/O 才能做完。
到这里，generic_make_request 的逻辑才算解析完毕。对于写入的数据来讲，其实仅仅是将 bio 请求放在请求队列上，设备驱动程序还没往设备里面写呢。
请求的处理
设备驱动程序往设备里面写，调用的是请求队列 request_queue 的另外一个函数 request_fn。对于 scsi 设备来讲，调用的是 scsi_request_fn。
static void scsi_request_fn(struct request_queue *q)
__releases(q->queue_lock)
__acquires(q->queue_lock)
{
struct scsi_device *sdev = q->queuedata;
struct Scsi_Host *shost;
struct scsi_cmnd *cmd;
struct request *req;
/*
* To start with, we keep looping until the queue is empty, or until
* the host is no longer able to accept any more requests.
*/
shost = sdev->host;
for (;;) {
int rtn;
/*
* get next queueable request. We do this early to make sure
* that the request is fully prepared even if we cannot
* accept it.
*/
req = blk_peek_request(q);
......
/*
* Remove the request from the request list.
*/
if (!(blk_queue_tagged(q) && !blk_queue_start_tag(q, req)))
blk_start_request(req);
.....
cmd = req->special;
......
/*
* Dispatch the command to the low-level driver.
*/
cmd->scsi_done = scsi_done;
rtn = scsi_dispatch_cmd(cmd);
......
}
return;
......
}
在这里面是一个 for 无限循环，从 request_queue 中读取 request，然后封装更加底层的指令，给设备控制器下指令，实施真正的 I/O 操作。
总结时刻
这一节我们讲了如何将块设备 I/O 请求送达到外部设备。
对于块设备的 I/O 操作分为两种，一种是直接 I/O，另一种是缓存 I/O。无论是哪种 I/O，最终都会调用 submit_bio 提交块设备 I/O 请求。
对于每一种块设备，都有一个 gendisk 表示这个设备，它有一个请求队列，这个队列是一系列的 request 对象。每个 request 对象里面包含多个 BIO 对象，指向 page cache。所谓的写入块设备，I/O 就是将 page cache 里面的数据写入硬盘。
对于请求队列来讲，还有两个函数，一个函数叫 make_request_fn 函数，用于将请求放入队列。submit_bio 会调用 generic_make_request，然后调用这个函数。
另一个函数往往在设备驱动程序里实现，我们叫 request_fn 函数，它用于从队列里面取出请求来，写入外部设备。
至此，整个写入文件的过程才算完全结束。这真是个复杂的过程，涉及系统调用、内存管理、文件系统和输入输出。这足以说明，操作系统真的是一个非常复杂的体系，环环相扣，需要分层次层层展开来学习。
到这里，专栏已经过半了，你应该能发现，很多我之前说“后面会细讲”的东西，现在正在一点一点解释清楚，而文中越来越多出现“前面我们讲过”的字眼，你是否当时学习前面知识的时候，没有在意，导致学习后面的知识产生困惑了呢？没关系，及时倒回去复习，再回过头去看，当初学过的很多知识会变得清晰很多。
课堂练习
你知道如何查看磁盘调度算法、修改磁盘调度算法以及 I/O 队列的长度吗？
欢迎留言和我分享你的疑惑和见解 ，也欢迎可以收藏本节内容，反复研读。你也可以把今天的内容分享给你的朋友，和他一起学习和进步。
文章来源： https://study.disign.me/article/20250237/36.block-device-2.md
发布时间: 2025-02-14
作者： 技术书栈编辑