Linux中直接IO机制的介绍
linux异步io实现方式
linux异步io实现方式Linux异步IO（Asynchronous I/O）是一种实现I/O操作的方式，它与传统的同步IO（Synchronous I/O）相比具有更高的效率和更好的性能。
本文将介绍Linux异步IO的实现方式。
Linux异步IO的实现方式主要有以下几种：多线程方式、信号方式、回调函数方式和事件驱动方式。
1. 多线程方式：在多线程方式中，主线程负责发起IO请求，然后创建一个或多个工作线程来处理这些请求。
主线程启动一个线程池，每个线程负责一个IO操作。
主线程将IO请求分配给空闲的工作线程，工作线程独立地进行IO操作。
这种方式的优点是简单易用，但需要管理线程池和线程间的同步和通信。
2. 信号方式：在信号方式中，主线程发起IO请求后，将信号设置为非阻塞模式，然后继续执行其他任务。
当IO操作完成时，内核会发送一个信号通知主线程。
主线程通过信号处理函数来处理完成的IO操作。
这种方式的优点是简单高效，但需要处理信号的并发性和可靠性。
3. 回调函数方式：在回调函数方式中，主线程发起IO请求后，将回调函数注册到内核中，并继续执行其他任务。
当IO操作完成时，内核会调用注册的回调函数来处理完成的IO操作。
这种方式的优点是灵活性高，但需要管理回调函数的注册和执行。
4. 事件驱动方式：在事件驱动方式中，主线程发起IO请求后，将IO事件添加到事件循环中，并继续执行其他任务。
事件循环会监听所有IO事件，并根据事件类型调用相应的处理函数。
这种方式的优点是高效灵活，但需要管理事件循环和事件处理函数。
总结起来，Linux异步IO的实现方式有多线程方式、信号方式、回调函数方式和事件驱动方式。
不同的方式适用于不同的场景，开发者可以根据实际需求选择合适的实现方式。
异步IO可以提高系统的并发性和性能，使系统能够更好地处理大量的IO操作。
libaio 实现原理
libaio实现原理一、什么是libaiolibaio（Asynchronous I/O Library）是Linux内核提供的一个异步I/O接口库。
它允许应用程序以非阻塞的方式进行I/O操作，提高了I/O效率和系统的可伸缩性。
libaio可以在Linux系统上使用，尤其适用于需要高性能的服务器应用程序。
二、libaio的优势使用libaio的主要优势在于能够充分利用异步I/O的特性，提高系统的并发度和效率。
相比于传统的同步I/O，libaio具有以下几个优势：1.非阻塞操作：libaio支持非阻塞的I/O操作，应用程序可以在请求I/O之后立即开始进行其他工作，而不需要等待I/O操作完成。
这样可以充分利用CPU资源，提高系统的并发能力。
2.提高吞吐量：由于采用异步操作，libaio能够同时处理多个I/O请求，有效减少了I/O等待时间。
这样可以提高系统的吞吐量，减少用户等待的时间。
3.内核空间与用户空间之间的零拷贝：在进行I/O操作时，传统的方式是将数据从用户空间拷贝到内核空间，然后进行磁盘读写。
而libaio利用了Linux内核的直接I/O功能（Direct I/O），能够直接在用户空间和磁盘之间传输数据，避免了不必要的数据拷贝，提高了性能。
三、libaio的实现原理libaio的实现原理涉及到用户空间和内核空间之间的交互。
下面将详细介绍libaio的实现原理。
1. I/O Context在使用libaio进行异步I/O之前，首先需要创建一个I/O上下文（I/O Context）。
I/O Context是libaio维护并跟踪异步I/O请求的数据结构，所有的I/O请求都需要与一个I/O Context关联。
2. 事件驱动机制libaio采用了事件驱动的机制来处理异步I/O请求。
例如，当一个写入请求被提交之后，libaio会立即返回，并在写入完成后触发一个事件通知。
应用程序可以通过事件通知来获取I/O操作的结果。
io工作原理
io工作原理IO（输入/输出）是指计算机系统与外部设备进行信息交换的过程。
IO的工作原理主要包括以下几个步骤：1. 发送请求：当应用程序需要与外部设备交互时，它会发送一个IO请求给操作系统。
请求中包含了需要进行的IO操作（如读取、写入、打开、关闭等）以及相关的参数（如文件名、文件路径等）。
2. 调度处理：操作系统接收到IO请求后，会将其放入一个IO请求队列中进行调度处理。
调度算法根据一定的策略，如先进先出（FIFO）、优先级等，来确定下一个要处理的请求。
3. 总线传输：一旦某个IO请求被调度出队列，操作系统会将该请求发送给适当的设备控制器。
设备控制器负责控制外部设备的工作，将数据传输到或从外部设备中读取。
4. 缓冲处理：为了提高IO性能，计算机系统通常会使用缓冲区（Buffer）来暂时存储IO数据。
当IO设备读取或写入数据时，数据会首先存储在缓冲区中，然后根据需要进行处理。
5. 中断响应：设备控制器在数据传输完成或发生错误时会发出中断信号。
中断控制器接收到中断信号后，会通知操作系统有新的中断事件发生，并将控制权转交给相应的中断服务程序。
6. 数据交换：当IO设备完成数据传输后，系统会将数据从缓冲区中转移到应用程序的内存空间或文件系统中。
对于输入操作，数据会从设备控制器经过总线传输到缓冲区，然后移动到内存中。
对于输出操作，数据会从内存移动到缓冲区，然后经过总线传输到设备控制器输出到外部设备。
整个IO过程中，操作系统起到了协调和管理的作用，负责为应用程序提供统一的IO接口，调度IO请求，并处理中断事件。
外部设备和设备控制器负责实际的数据传输和处理。
通过这种方式，计算机系统实现了与外部设备的高效交互。
linux中iotop实现原理
linux中iotop实现原理iotop是一个基于Linux系统的I/O监控工具，旨在帮助用户发现和分析系统中的I/O瓶颈和问题。
实现原理：当用户在Linux系统中执行iotop命令时，iotop工具会读取/proc目录下的I/O统计信息，并使用这些数据进行分析和显示。
具体来说，iotop会使用以下两个文件来获取I/O统计信息：1. /proc/diskstats：该文件中包含了磁盘的I/O统计信息，包括每个磁盘的读写操作次数、读写字节数、块设备队列长度等数据。
2. /proc/self/io：该文件中包含了当前进程的I/O统计信息，包括进程的读写操作次数、读写字节数、读写操作等待时间等数据。
通过读取这些文件，iotop可以获得系统中每个进程的I/O使用情况（包括磁盘的I/O使用情况），并将其按照I/O使用率进行排序和显示。
同时，iotop还可以通过参数的设置，实现不同维度的I/O监控，例如：-显示每个进程的I/O使用情况（默认模式）；-显示每个磁盘的I/O使用情况（使用-d参数）；-显示I/O使用情况的累计值（使用-a参数）；-显示I/O使用情况的实时变化（使用-P参数）等。
总之，iotop通过读取系统中的I/O统计信息，结合各种参数的设置，实现了对系统中I/O使用情况的全面监控和分析。
总结：Iotop工具是一个基于Linux系统的I/O监控工具，通过读取/proc目录下的I/O统计信息来实现对系统中I/O使用情况的全面监控和分析。
其主要实现原理是通过读取/proc/diskstats和/proc/self/io等文件来获取系统中每个进程和磁盘的I/O使用情况，并将其排序和显示。
同时，通过参数的设置，可以实现不同维度的I/O监控。
Linux内核中_IO,_IOR,_IOW,_IOWR宏的用法与解析
Linux内核中_IO,_IOR,_IOW,_IOWR宏的⽤法与解析refmain在驱动程序⾥， ioctl() 函数上传送的变量 cmd 是应⽤程序⽤于区别设备驱动程序请求处理内容的值。
cmd除了可区别数字外，还包含有助于处理的⼏种相应信息。
cmd的⼤⼩为 32位，共分 4 个域：bit31~bit30 2位为 “区别读写” 区，作⽤是区分是读取命令还是写⼊命令。
bit29~bit15 14位为 "数据⼤⼩" 区，表⽰ ioctl() 中的 arg 变量传送的内存⼤⼩。
bit20~bit08 8位为 “魔数"(也称为"幻数")区，这个值⽤以与其它设备驱动程序的 ioctl 命令进⾏区别。
bit07~bit00 8位为 "区别序号" 区，是区分命令的命令顺序序号。
像命令码中的 “区分读写区” ⾥的值可能是 _IOC_NONE （0值）表⽰⽆数据传输，_IOC_READ (读)， _IOC_WRITE (写) ， _IOC_READ|_IOC_WRITE (双向)。
内核定义了 _IO() , _IOR() , IOW() 和 _IOWR() 这 4 个宏来辅助⽣成上⾯的 cmd 。
下⾯分析 _IO() 的实现，其它的类似：在 asm-generic/ioctl.h ⾥可以看到 _IO() 的定义：#define _IO(type,nr) _IOC(_IOC_NONE,(type),(nr),0)再看 _IOC() 的定义：#define _IOC(dir,type,nr,size) \(((dir) << _IOC_DIRSHIFT) | \((type) << _IOC_TYPESHIFT) | \((nr) << _IOC_NRSHIFT) | \((size) << _IOC_SIZESHIFT))可见，_IO() 的最后结果由 _IOC() 中的 4 个参数移位组合⽽成。
linux中select、poll、epoll原理
linux中select、poll、epoll原理select、poll和epoll是Linux下常用的I/O多路复用技术，都用于实现高效的事件驱动型的网络编程。
1. select（选择）select是最古老的I/O多路复用机制，它通过在套接字上设置阻塞（阻塞方式）进行等待，一旦有文件描述符准备就绪（可读、可写等），则返回。
select使用fd_set集合来保存要监听的文件描述符，因此其监听的文件描述符数量受到系统给定的FD_SETSIZE限制。
select的实现原理是：在内核中创建一个称为“等待队列”的数据结构（fd_set），该队列保存了需要等待的文件描述符，当某个文件描述符就绪时，会通过和用户进程的映射表通知用户进程。
select通过轮询所有注册的文件描述符，检查哪些文件描述符已经准备好，并将准备好的文件描述符从用户态拷贝到内核态。
select的缺点是每次调用都需要轮询全部的注册文件描述符，效率较低。
2. poll（轮询）poll是在select的基础上进行改进的多路复用技术。
poll与select的最大区别在于，它没有限制文件描述符的数量，并且使用了一个pollfd结构体数组来保存每个文件描述符及其关注的事件。
poll在内核中创建一个称为“等待队列”的数据结构，该队列保存了需要等待的文件描述符，当某个文件描述符就绪时，会通过和用户进程的映射表通知用户进程。
poll的实现原理是：将用户进程注册要监听的文件描述符及其关注的事件存储在内核中的一个事件表中，当发生事件时，内核会将该事件存储在内核态的事件表中，并通知用户进程。
与select不同的是，poll只需在事件发生时拷贝某些信息到内核态，而不需要拷贝全部的文件描述符。
poll的缺点是，当注册的文件描述符数量较大时，每次调用poll都需要遍历整个事件表，效率较低。
3. epoll（事件通知）epoll是Linux特有的一种I/O多路复用机制，通过内核与用户空间的共享内存来实现高效的事件通知。
linux内核io error处理 -回复
linux内核io error处理-回复Linux内核的I/O Error处理====================引言在操作系统中，I/O（输入/输出）操作是非常常见且重要的。
无论是在用户级或是内核级，I/O操作都需要进行错误检测和处理，以保证系统的稳定性和可靠性。
本文将围绕着Linux内核的I/O Error处理展开，详细介绍其工作原理和处理过程。
I/O Error的发生-I/O Error指的是在进行输入/输出操作时发生的错误。
它可能由多种原因引起，例如硬件故障、数据传输错误、文件系统损坏等等。
当I/O Error 发生时，内核会抛出一个错误码，表示具体的错误类型。
对于Linux内核而言，错误码通常用负数表示。
为了有效地处理这些I/O Error，Linux内核提供了一套完善的错误处理机制。
中断处理中断是Linux内核中处理I/O Error的重要手段之一。
当发生I/O Error时，硬件会产生一个中断信号来告知系统。
内核会立即停止当前的执行并跳转到一个中断处理函数中。
该中断处理函数负责处理该中断，并对系统进行错误处理。
中断处理函数是由内核开发者编写的一段代码，用于接收和响应中断信号。
为了使中断处理函数能够正常运行，内核必须首先注册该函数。
通常情况下，内核会在系统启动时进行中断处理函数的注册。
中断处理函数的主要任务是识别并处理I/O Error。
它首先会检查中断原因，即确定该中断是由何种错误引起的。
然后，根据错误类型进行相应的处理。
处理方式可以是打印错误信息、重试操作、恢复系统状态或者报告错误并终止操作。
错误处理机制-除了中断处理函数，Linux内核还提供了其他一些错误处理机制。
当发生I/O Error时，这些处理机制会根据具体的错误类型进行相应的操作。
一种常见的错误处理机制是重试。
当发生I/O Error时，内核会尝试重新执行相同的操作。
这通常是因为错误是由于临时的问题引起的，例如传输错误或设备暂时不可用。
linux 驱动的 ioctl 详细说明
linux 驱动的ioctl 详细说明摘要：1.概述ioctl 的作用和用法2.ioctl 的错误码及含义3.ioctl 的参数4.ioctl 的返回值及意义5.ioctl 在Linux 声卡驱动中的应用正文：一、概述ioctl 的作用和用法ioctl（input/output control）是Linux 系统中一种用于设备控制的系统调用，通过ioctl，用户进程可以对设备进行配置、查询和控制等操作。
ioctl 的用法通常为：```int ioctl(int fd, int request,...);```其中，fd 表示设备的文件描述符，request 表示设备驱动程序所支持的控制请求，后面的省略号表示可能的附加参数。
二、ioctl 的错误码及含义ioctl 系统调用可能返回以下错误码：- -1：表示发生了错误，此时errno 系统变量将包含具体的错误码。
- 0：表示操作成功完成。
- 其他大于0 的值：表示设备的某些特殊状态，具体含义需根据设备类型和驱动程序来确定。
三、ioctl 的参数ioctl 的参数主要包括以下几类：1.设备文件描述符fd：表示要控制的设备的文件描述符。
2.控制请求request：表示要执行的设备控制操作，如配置、查询、控制等。
3.附加参数：根据设备类型和控制请求的不同，可能需要提供不同的附加参数。
这些参数通常是设备驱动程序所支持的数据结构或整数变量。
四、ioctl 的返回值及意义ioctl 的返回值表示设备驱动程序处理控制请求的结果。
如果返回值为-1，则表示发生了错误；如果返回值为0，则表示操作成功完成；如果返回值为其他大于0 的值，则表示设备的某些特殊状态。
具体的错误码和含义可以通过errno 系统变量获取。
五、ioctl 在Linux 声卡驱动中的应用在Linux 声卡驱动中，ioctl 被广泛应用于配置声卡设备、查询声卡状态、控制声音播放等。
例如，通过ioctl 可以实现以下功能：- 获取声卡设备的信息，如设备型号、支持的采样率等。
io 多路复用机制
io 多路复用机制IO 多路复用机制是指在一个线程内同时监控和处理多个IO事件的一种机制。
它可以大大提高系统的IO效率，节省IO资源，也可以减少服务器的开销。
本文将分步骤阐述IO多路复用机制的原理及其运作过程。
一、IO多路复用的基本知识1.1 IO多路复用的定义IO多路复用是一种高效的I/O模型，允许同时监视多个I/O事件并在就绪时立即处理它们。
它减少了线程/进程阻塞等待I/O操作完成的时间。
1.2 IO多路复用的实现方式常见的IO多路复用实现方式有：select ，poll 和 epoll。
其中，epoll是Linux 2.6内核的新IO多路复用机制。
它比赛和其他I/O多路复用机制的效率，尤其是在连接数量较大的情况下。
二、IO多路复用的工作原理2.1 应用程序发起IO请求当应用程序需要进行IO操作时，它会在内核中注册一个文件描述符，并将其加入到IO多路复用机制监视的事件列表中。
此时，该应用程序可以进行其他事情，而无需等待IO操作完成。
2.2 内核监视多个IO事件内核会持续监视多个IO事件，包括读写事件和异常事件。
当任意一个事件就绪时，内核会通知应用程序已经就绪的文件描述符并返回对应的事件，应用程序就可以进行操作。
2.3 应用程序处理IO操作一旦应用程序收到IO事件的通知，它可以调用相应的函数立即处理该IO操作。
如果事件仍未就绪，则应用程序将被挂起，直到该事件就绪并返回IO事件的通知。
三、IO多路复用的优点3.1 节约资源和提高效率使用IO多路复用机制，一个线程可以同时监控多个IO事件，而不需要为每个IO事件分配一个线程，这减少了线程的数量，节约了内存资源。
另外，由于IO多路复用机制可同时处理多个IO事件，因此可以大大提高系统的IO效率。
3.2 灵活性和扩展性IO多路复用机制设计的灵活性较高，可以在一个线程中同时处理网路事件和文件事件。
并且，IO多路复用机制的扩展性比较强，可以自定义事件类型，便于实现更加复杂的功能。
linux常见io调度算法
linux常见io调度算法在Linux操作系统中，IO调度算法被用来优化磁盘IO的性能和效率。
当多个进程同时发起IO请求时，IO调度算法决定了这些IO请求的处理顺序，以提高系统的整体性能。
常见的Linux IO调度算法包括：1. Completely Fair Queuing (CFQ)：CFQ是Linux内核默认的IO调度算法。
它将IO请求放入不同的队列中，并根据进程的优先级和历史IO行为，以公平的方式分配磁盘IO资源。
它相对于其他调度算法来说，更适用于多任务环境，能够保证每个进程都能够获得公平的IO延迟。
2. Deadline：Deadline算法将IO请求放入读队列和写队列，并根据截止期限来决定哪个请求先被处理。
读请求的截止期限相对较短，写请求的截止期限相对较长。
这种算法能够确保IO 请求在一定时间内得到满足，同时提供更好的响应时间和吞吐量。
3. Noop：Noop算法是一种简单的IO调度算法，它不进行任何调度，只是按照请求的顺序进行处理。
这种算法适用于那些不需要复杂调度的高性能存储系统，如固态硬盘（Solid State Drive, SSD）。
4. Anticipatory：Anticipatory算法通过预测进程的IO行为来进行调度。
当一个请求到达时，它会估计下一个请求的位置，并尝试将磁盘头移动到正确的位置，以减少寻道时间。
这种算法适用于那些读写访问比较复杂的应用，如数据库系统。
5. Budget Fair Queuing (BFQ)：BFQ是一种较新的IO调度算法，它在CFQ的基础上进行了改进。
它通过调度进程级IO请求而不是单个进程的请求，以实现更好的公平性和延迟保证。
BFQ 算法与CFQ算法相比，能够更好地应对高吞吐量和低延迟要求。
选择适合的IO调度算法需要考虑系统的具体需求和硬件环境。
一般来说，CFQ算法适用于大多数使用场景，但对于高吞吐量和低延迟要求的应用，可以考虑使用Deadline或BFQ算法。
io多路复用原理
io多路复用原理一、概述IO多路复用是计算机网络编程中的一种重要技术，其原理是多个网络I/O流通过一个轮询机制集中管理，使得程序能够同时监视多个网络流并且在任何一个网络流产生数据时能够对其进行读取和处理。
与传统的单进程单线程模型不同，IO多路复用通过底层的操作系统机制使得多个I/O流能够共享同一个线程，从而减少了CPU时间的浪费，提高了程序的运行效率。
在Unix/Linux操作系统中，IO多路复用常常使用select()、poll()以及epoll()等函数来实现。
本文将从IO多路复用的原理、实现方式以及应用场景等方面对这一技术进行介绍和剖析。
二、原理在传统的网络编程模型中，每个I/O流都会由一个线程来负责管理，当有多个网络流需要处理时，就需要创建多个线程来分别处理每个流，这样会导致系统中线程数量的快速增长，同时也会带来线程间的上下文切换等额外的开销，对于CPU以及系统资源的占用都是不小的。
而IO多路复用的作用在于将多个I/O流通过一个轮询机制放到一个线程中来管理，使得程序能够同时监视多个网络流并且在任何一个网络流产生数据时能够对其进行读取和处理。
这种方法具有如下优点：1.减少了线程的数量，从而降低了系统的开销。
2.通过轮询机制实现，避免了线程内部的阻塞和唤醒过程，提高了程序的运行效率。
下面以select()函数为例，对IO多路复用的实现原理进行详细解释。
1.select()函数select()函数属于IO多路复用的基础函数，可以同时监视多个网络I/O流，当其中任何一个网络流产生I/O操作请求时，就能够对剩余的I/O流进行循环扫描，并进行数据的读取和处理。
select()函数的基本声明方式为：int select(int nfds, fd_set *readfds, fd_set *writefds, fd_set *exceptfds, struct timeval*timeout);其中各个参数的含义如下：nfds：监视的最大文件描述符（即最大有效的文件描述符+1），也就是待监视的网络I/O流的数量。
io多路复用的原理和实现_彻底理解IO多路复用实现机制
io多路复⽤的原理和实现_彻底理解IO多路复⽤实现机制前⾔BIO 、NIO 、AIO 总结Unix⽹络编程中的五种IO模型为了加深对 I/O多路复⽤机制的理解，以及了解到多路复⽤也有局限性，本着打破砂锅问到底的精神，前⾯我们讲了BIO、NIO、AIO的基本概念以及⼀些常见问题，同时也回顾了Unix⽹络编程中的五种IO模型。
本篇重点学习理解IO多路复⽤的底层实现机制。
概念说明IO 多路复⽤有三种实现，在介绍select、poll、epoll之前，⾸先介绍⼀下Linux操作系统中基础的概念：⽤户空间和内核空间进程切换进程的阻塞⽂件描述符缓存 I/O⽤户空间 / 内核空间现在操作系统都是采⽤虚拟存储器，那么对32位操作系统⽽⾔，它的寻址空间（虚拟存储空间）为4G（2的32次⽅）。
操作系统的核⼼是内核，独⽴于普通的应⽤程序，可以访问受保护的内存空间，也有访问底层硬件设备的所有权限。
为了保证⽤户进程不能直接操作内核（kernel），保证内核的安全，操作系统将虚拟空间划分为两部分，⼀部分为内核空间，⼀部分为⽤户空间。
针对linux操作系统⽽⾔，将最⾼的1G字节（从虚拟地址0xC0000000到0xFFFFFFFF），供内核使⽤，称为内核空间，⽽将较低的3G字节（从虚拟地址0x00000000到0xBFFFFFFF），供各个进程使⽤，称为⽤户空间。
进程切换为了控制进程的执⾏，内核必须有能⼒挂起正在CPU上运⾏的进程，并恢复以前挂起的某个进程的执⾏。
这种⾏为被称为进程切换。
因此可以说，任何进程都是在操作系统内核的⽀持下运⾏的，是与内核紧密相关的，并且进程切换是⾮常耗费资源的。
从⼀个进程的运⾏转到另⼀个进程上运⾏，这个过程中经过下⾯这些变化：1. 保存处理机上下⽂，包括程序计数器和其他寄存器。
2. 更新PCB信息。
3. 把进程的PCB移⼊相应的队列，如就绪、在某事件阻塞等队列。
4. 选择另⼀个进程执⾏，并更新其PCB。
Linux+26内核O1调度算法剖析
．８．韶关学院学报·自然科学２００９年ｉｆ（ｕｎｌｉｋｅｌｙ（ｎｅｘｔ一＞ｐｆｉｏ！＝ｎｅｗ＿ｐｒｉｏ））｛ｄｅｑｕｅｕｅ＿ｔａｓｋ（ｎｅｘｔ，ａｒｒａｙ）；ｎｅｘｔ一＞ｐｆｉｏ＝ｎｅｗ＿ｐｆｉｏ；ｅｎｑｕｅｕｅｔａｓｋ（ｎｅｘｔ，ａｒｒａｙ）；）ｅｌｓｅｒｅｑｕｅｕｅ＿ｔａｓｋ（ｎｅｘｔ，ａｒｒａｙ）；．首先，要在活动数组中的索引位图里找到第一个被设置的优先级位，这里通过ｓｃｈｅｄ＿ｆｉｎｄ＿ｆｉｒｓｔ＿ｂｉｔ函数来实现．如前所述．该函数通过汇编指令从进程优先级由高到低的方向找到第一个为１的位置ｉｄｘ．因为优先级的个数是个定值，所以查找时间恒定，并不受系统到底有多少可执行进程的影响．这是Ｌｉｎｕｘ２．６内核实现Ｏ（１）调度算法的关键之一【２１．此外，Ｌｉｎｕｘ对它支持的每一种体系结构都提供了对应的快速查找算法，以保证对位图的快速查找［３］．很多体系结构提供了ｆｉｎｄ—ｆｉｒｓｔ—ｓｅｔ指令，这条指令对指定的字操作（在Ｉｎｔｅｌｘ８６体系结构上，这条指令叫做ｂｓｆｌ．在ＩＢＭＰＰＣ上。
ｃｎｔｌｚｗ用于此目的）．在这些系统上，找到第一个要设置的位所花的时间至多是执行这条指令的两倍，这也在很大程度上提高了调度算法的效率．ｓｃｈｅｄ＿ｆｉｎｄ＿ｆｉｒｓｔ＿ｂｉｔ函数找到第一个被设置的优先级位后，再找到该优先级对应的可运行进程队列，接着找到该队列中的第一个进程，最后把找到的进程插入运行队列中．整个过程如下图２所示．图２０【１）调度算法找到候选进程的过程图２中的网格为１４０位索引位图，ｑｕｅｕｅ［７］为优先级为７的就绪进程链表．ｉｆ（１ｉｋｅｌｙ（１：Ｉｒｅｖ！＝ｎｅｘｔ））ｆｐｒｅｙ＝ｃｏｎｔｅｘｔ＿ｓｗｉｔｃｈ（ｒｑ，ｐｒｅｙ，ｎｅｘｔ）；）ｅｌｓｅｓｐｉｎ＿ｕｎｌｏｃｋｊｒｑ（＆ｒｑ－＞ｌｏｃｋ）；．如果候选进程不是当前运行进程，则需要进行进程切换．反之，仅仅释放之前对运行队列所加的锁．２．５．２时间片的计算方法与时机Ｌｉｎｕｘ２．４内核在所有就绪进程的时间片都耗完后再在调度器中～次性重算．重算是用ｆｏｒ循环实现的，相当耗时．新的Ｕｎｕｘ调度程序减少了对循环的依赖。
poll epoll原理
poll epoll原理poll和epoll是Linux操作系统中的两种多路复用技术，用于提高系统的I/O性能。
本文将介绍poll和epoll的原理和工作机制。
一、poll的原理poll是一种同步I/O多路复用机制，它通过一个文件描述符数组来传递一系列的文件描述符。
当调用poll函数时，内核会遍历这个数组，检查每个文件描述符对应的事件是否就绪。
如果有就绪的事件，poll函数就返回，并将就绪的文件描述符放入一个可读、可写或异常等事件集合中。
poll的工作原理如下：1. 用户调用poll函数，并传入一个文件描述符数组和一个超时时间。
2. 内核遍历文件描述符数组，检查每个文件描述符对应的事件是否就绪。
3. 如果有就绪的事件，内核将其放入一个事件集合中。
4. poll函数返回并将就绪的文件描述符放入用户传入的事件集合中，同时返回就绪的事件个数。
5. 用户可以通过遍历事件集合来处理就绪的事件。
poll的优点是简单易用，可以同时处理大量的文件描述符。
但是当文件描述符的数量很大时，效率会降低，因为每次调用poll函数都需要遍历整个文件描述符数组。
二、epoll的原理epoll是一种高效的I/O多路复用机制，它通过一个事件表来传递一系列的文件描述符。
当调用epoll_wait函数时，内核会遍历事件表，检查每个文件描述符对应的事件是否就绪。
如果有就绪的事件，epoll_wait函数就返回，并将就绪的文件描述符放入一个可读、可写或异常等事件集合中。
epoll的工作原理如下：1. 用户调用epoll_create创建一个事件表。
2. 用户调用epoll_ctl向事件表中添加、修改或删除文件描述符。
3. 用户调用epoll_wait函数，并传入事件表和一个超时时间。
4. 内核遍历事件表，检查每个文件描述符对应的事件是否就绪。
5. 如果有就绪的事件，内核将其放入一个事件集合中。
6. epoll_wait函数返回并将就绪的文件描述符放入用户传入的事件集合中，同时返回就绪的事件个数。
Linux中磁盘IO监控命令
Unix/Linux 磁盘I/O 性能监控命令在介绍磁盘I/O 监控命令前，我们需要了解磁盘I/O 性能监控的指标，以及每个指标的所揭示的磁盘某方面的性能。
磁盘I/O 性能监控的指标主要包括：指标1：每秒I/O数（IOPS或tps）对于磁盘来说，一次磁盘的连续读或者连续写称为一次磁盘I/O, 磁盘的IOPS 就是每秒磁盘连续读次数和连续写次数之和。
当传输小块不连续数据时，该指标有重要参考意义。
指标2：吞吐量（Throughput）指硬盘传输数据流的速度，传输数据为读出数据和写入数据的和。
其单位一般为Kbps, MB/s 等。
当传输大块不连续数据的数据，该指标有重要参考作用。
指标3：平均I/O数据尺寸平均I/O 数据尺寸为吞吐量除以I/O 数目，该指标对揭示磁盘使用模式有重要意义。
一般来说，如果平均I/O 数据尺寸小于32K，可认为磁盘使用模式以随机存取为主；如果平均每次I/O 数据尺寸大于32K，可认为磁盘使用模式以顺序存取为主。
指标4：磁盘活动时间百分比（Utilization）磁盘处于活动时间的百分比，即磁盘利用率，磁盘在数据传输和处理命令（如寻道）处于活动状态。
磁盘利用率与资源争用程度成正比，与性能成反比。
也就是说磁盘利用率越高，资源争用就越严重，性能也就越差，响应时间就越长。
一般来说，如果磁盘利用率超过70%，应用进程将花费较长的时间等待I/O 完成，因为绝大多数进程在等待过程中将被阻塞或休眠。
指标5：服务时间（Service Time）指磁盘读或写操作执行的时间，包括寻道，旋转时延，和数据传输等时间。
其大小一般和磁盘性能有关，CPU/ 内存的负荷也会对其有影响，请求过多也会间接导致服务时间的增加。
如果该值持续超过20ms，一般可考虑会对上层应用产生影响。
指标6：I/O等待队列长度（Queue Length）指待处理的I/O 请求的数目，如果I/O 请求压力持续超出磁盘处理能力，该值将增加。
linux poll方法
linux poll方法Linux poll方法是一种用于在多个文件描述符上进行I/O事件轮询的机制。
它可以有效地管理和监控多个文件描述符，使得我们可以同时处理多个I/O事件而不需要阻塞整个进程。
在本文中，我们将详细介绍poll方法的使用和原理。
一、poll方法介绍poll方法是Linux系统提供的一种I/O多路复用机制，它可以同时监控多个文件描述符上的事件。
与传统的select方法相比，poll 方法具有以下优点：1. 没有文件描述符数量限制：select方法对文件描述符数量有限制，而poll方法可以处理更多的文件描述符。
2. 更高效的事件通知机制：poll方法使用链表来存储文件描述符，当有事件发生时，只需遍历链表即可，而不需要像select方法那样遍历整个文件描述符集。
3. 更灵活的事件类型：poll方法不仅能够监控读、写事件，还可以监控异常事件。
二、poll方法的使用使用poll方法需要以下步骤：1. 创建一个pollfd结构体数组，用于存储文件描述符和事件。
2. 使用poll函数来监视文件描述符上的事件。
3. 根据返回的事件类型，进行相应的处理。
下面是一个简单的示例代码，演示了如何使用poll方法监控多个文件描述符上的读事件：```c#include <stdio.h>#include <unistd.h>#include <sys/poll.h>int main() {struct pollfd fds[2];int timeout = 5000; // 5秒超时// 监控标准输入和标准输出fds[0].fd = STDIN_FILENO;fds[0].events = POLLIN;fds[1].fd = STDOUT_FILENO;fds[1].events = POLLOUT;// 调用poll函数进行事件监控int ret = poll(fds, 2, timeout);if (ret == -1) {perror("poll");return 1;}// 处理返回的事件if (ret > 0) {if (fds[0].revents & POLLIN) {printf("stdin is ready for reading\n");}if (fds[1].revents & POLLOUT) {printf("stdout is ready for writing\n");}} else if (ret == 0) {printf("timeout\n");}return 0;}```三、poll方法的原理poll方法的原理是基于内核的事件驱动机制。
IO系统调用原理介绍
IO系统调用原理介绍
下面是IO系统调用的原理和流程介绍。
1. 用户程序发起IO请求：应用程序通过系统提供的IO相关函数发起IO请求。
例如，如果要读取文件，应用程序会调用read(函数，如果要写入文件，应用程序会调用write(函数。
2.系统调用进入内核态：当应用程序发起IO请求时，CPU会从用户态切换到内核态，将控制权交给操作系统内核。
3.内核处理IO请求：操作系统接收到IO请求后，会根据请求的类型和参数进行相应的处理。
4.硬件设备访问：操作系统根据IO请求的类型，调用相应的设备驱动程序，将IO请求传递给硬件设备进行处理。
例如，如果是读取文件的IO请求，操作系统会调用磁盘驱动程序将数据从硬盘读取到内存中。
5.等待IO操作完成：在进行IO操作时，可能需要等待硬件设备的响应。
例如，如果是网络IO请求，操作系统可能需要等待网络数据包的传输完成才能继续执行。
6.返回结果给应用程序：当IO操作完成后，操作系统将结果返回给应用程序。
如果是读取文件的请求，操作系统会将读取到的数据拷贝到应用程序指定的缓冲区。
7.应用程序继续执行：一旦IO操作完成并且结果返回给应用程序，操作系统会将控制权重新切换回用户态，应用程序可以继续执行后续的操作。
IO系统调用的原理可以简单总结为：应用程序通过系统调用将IO请求交给操作系统内核，内核根据IO请求类型和参数进行相应的处理，并将请求传递给硬件设备进行实际的IO操作。
当IO操作完成后，操作系统将结果返回给应用程序，应用程序可以根据结果继续执行后续的操作。
linux事件机制
linux事件机制（最新版）目录1.Linux 事件机制概述2.Linux 事件机制的主要组成部分3.Linux 事件机制的工作原理4.Linux 事件机制的应用实例5.总结正文【1.Linux 事件机制概述】Linux事件机制是一种异步I/O模型，主要用于处理并发编程中的事件。
这种机制允许程序在等待某个事件发生时，继续执行其他任务，提高了程序的执行效率。
Linux事件机制主要应用于网络编程、文件I/O等场景。
【2.Linux 事件机制的主要组成部分】Linux 事件机制主要包括以下几个部分：（1）事件：事件是一种标识符，用于表示某个特定的事件，如设备就绪、数据到达等。
（2）事件类型：Linux 事件机制包含多种事件类型，如单次事件、多次事件、持续事件等。
（3）事件 fd：事件 fd 是一个文件描述符，用于标识一个事件。
通过事件 fd，程序可以对事件进行操作，如添加事件、修改事件、删除事件等。
（4）事件处理函数：事件处理函数是程序在事件发生时需要执行的函数。
当某个事件发生时，Linux 系统会调用该函数进行处理。
【3.Linux 事件机制的工作原理】Linux 事件机制的工作原理主要基于事件队列和事件处理函数。
当一个事件发生时，系统会将其加入到事件队列中。
随后，系统会调用与该事件关联的事件处理函数进行处理。
处理完毕后，系统会将该事件从队列中移除。
【4.Linux 事件机制的应用实例】Linux事件机制在网络编程和文件I/O中都有广泛应用。
例如，在网络编程中，程序可以通过监听socket的可读事件，实现非阻塞I/O。
在文件I/O中，程序可以通过监视文件的读写事件，实现异步I/O。
【5.总结】总之，Linux 事件机制为程序员提供了一种高效的异步 I/O 模型，可以处理并发编程中的各种事件。
linux struct iov_iter 结构体的原理
linux struct iov_iter 结构体的原理iov_iter 是Linux 中用于描述I/O 操作的迭代器结构体，它提供了一种方便的方式来处理多个 iovec 结构体，这些结构体通常用于异步I/O、同步I/O 和其他I/O 操作。
1.iov_iter 的定义iov_iter 结构体通常定义为：c复制代码struct iov_iter {int type; /* Type of iter */size_t pos; /* Offset to current iter */size_t count; /* Count of bytes not yet iterated */size_t nbytes; /* Total number of bytes in the iter */union {struct {void *iov_base; /* Base address of the iovec */size_t iov_len; /* Size of the iovec segment */};struct {struct iovec *iov; /* Pointer to the first iovec */size_t iov_index; /* Index of the current iovec */};};};2.iov_iter 的原理iov_iter 的核心是它的联合部分，这个联合可以是单个 iovec 或者一个 iovec 数组。
这取决于 type 成员的值。
•当type 为IORING_IOV_TYPE_SINGLE 时：o iov_base 和 iov_len 表示单个 iovec 的地址和长度。
•当type 为IORING_IOV_TYPE_DIRTY 时：o iov 指向一个 iovec 数组的起始地址。
o iov_index 表示当前正在操作的 iovec 在数组中的索引。
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Linux 中直接 I/O 机制的介绍/developerworks/cn/linux/l-cn-.../developerworks/cn/linux/l-cn-...当应用程序需要直接访问文件而不经过操作系统页高速缓冲存储器的时候，它打开文件的时候需要指定 O_DIRECT 标识符。
操作系统内核中处理 open() 系统调用的内核函数是 sys_open()，sys_open() 会调用 do_sys_open() 去处理主要的打开操作。
它主要做了三件事情：首先，它调用 getname() 从进程地址空间中读取文件的路径名；接着，do_sys_open() 调用get_unused_fd() 从进程的文件表中找到一个空闲的文件表指针，相应的新文件描述符就存放在本地变量 fd 中；之后，函数do_filp_open() 会根据传入的参数去执行相应的打开操作。
清单 1 列出了操作系统内核中处理 open() 系统调用的一个主要函数关系图。
清单 1. 主要调用函数关系图sys_open()|-----do_sys_open()|---------getname()|---------get_unused_fd()|---------do_filp_open()|--------nameidata_to_filp()|----------__dentry_open()函数 do_flip_open() 在执行的过程中会调用函数 nameidata_to_filp()，而 nameidata_to_filp() 最终会调用 __dentry_open()函数，若进程指定了 O_DIRECT 标识符，则该函数会检查直接 I./O 操作是否可以作用于该文件。
清单 2 列出了 __dentry_open()函数中与直接 I/O 操作相关的代码。
清单 2. 函数 dentry_open() 中与直接 I/O 相关的代码if (f->f_flags & O_DIRECT) {if (!f->f_mapping->a_ops ||((!f->f_mapping->a_ops->direct_IO) &&(!f->f_mapping->a_ops->get_xip_page))) {fput(f);f = ERR_PTR(-EINVAL);}}当文件打开时指定了 O_DIRECT 标识符，那么操作系统就会知道接下来对文件的读或者写操作都是要使用直接 I/O 方式的。
下边我们来看一下当进程通过 read() 系统调用读取一个已经设置了 O_DIRECT 标识符的文件的时候，系统都做了哪些处理。
函数read() 的原型如下所示：ssize_t read(int feledes, void *buff, size_t nbytes) ;操作系统中处理 read() 函数的入口函数是 sys_read()，其主要的调用函数关系图如下清单 3 所示：清单 3. 主调用函数关系图sys_read()|-----vfs_read()|----generic_file_read()|----generic_file_aio_read()|--------- generic_file_direct_IO()函数 sys_read() 从进程中获取文件描述符以及文件当前的操作位置后会调用 vfs_read() 函数去执行具体的操作过程，而vfs_read() 函数最终是调用了 file 结构中的相关操作去完成文件的读操作，即调用了 generic_file_read() 函数，其代码如下所示：清单 4. 函数 generic_file_read()ssize_tgeneric_file_read(struct file *filp,char __user *buf, size_t count, loff_t *ppos){struct iovec local_iov = { .iov_base = buf, .iov_len = count };struct kiocb kiocb;ssize_t ret;init_sync_kiocb(&kiocb, filp);ret = __generic_file_aio_read(&kiocb, &local_iov, 1, ppos);if (-EIOCBQUEUED == ret)ret = wait_on_sync_kiocb(&kiocb);return ret;}函数 generic_file_read() 初始化了 iovec 以及 kiocb 描述符。
描述符 iovec 主要是用于存放两个内容：用来接收所读取数据的用户地址空间缓冲区的地址和缓冲区的大小；描述符 kiocb 用来跟踪 I/O 操作的完成状态。
之后，函数 generic_file_read() 凋用函数 __generic_file_aio_read()。
该函数检查 iovec 中描述的用户地址空间缓冲区是否可用，接着检查访问模式，若访问模式描述符设置了 O_DIRECT，则执行与直接 I/O 相关的代码。
函数 __generic_file_aio_read() 中与直接 I/O 有关的代码如下所示：清单 5. 函数 __generic_file_aio_read() 中与直接 I/O 有关的代码if (filp->f_flags & O_DIRECT) {loff_t pos = *ppos, size;struct address_space *mapping;struct inode *inode;mapping = filp->f_mapping;inode = mapping->host;retval = 0;if (!count)goto out;size = i_size_read(inode);if (pos < size) {retval = generic_file_direct_IO(READ, iocb,iov, pos, nr_segs);if (retval > 0 && !is_sync_kiocb(iocb))retval = -EIOCBQUEUED;if (retval > 0)*ppos = pos + retval;}file_accessed(filp);goto out;}上边的代码段主要是检查了文件指针的值，文件的大小以及所请求读取的字节数目等，之后，该函数调用generic_file_direct_io()，并将操作类型 READ，描述符 iocb，描述符 iovec，当前文件指针的值以及在描述符 io_vec 中指定的用户地址空间缓冲区的个数等值作为参数传给它。
当 generic_file_direct_io() 函数执行完成，函数__generic_file_aio_read（）会继续执行去完成后续操作：更新文件指针，设置访问文件 i 节点的时间戳；这些操作全部执行完成以后，函数返回。
函数 generic_file_direct_IO() 会用到五个参数，各参数的含义如下所示：rw：操作类型，可以是 READ 或者 WRITEiocb：指针，指向 kiocb 描述符 iov：指针，指向 iovec 描述符数组offset：file 结构偏移量nr_segs：iov 数组中 iovec 的个数函数 generic_file_direct_IO() 代码如下所示：清单 6. 函数 generic_file_direct_IO()static ssize_tgeneric_file_direct_IO(int rw, struct kiocb *iocb, const struct iovec *iov,loff_t offset, unsigned long nr_segs){struct file *file = iocb->ki_filp;struct address_space *mapping = file->f_mapping;ssize_t retval;size_t write_len = 0;if (rw == WRITE) {write_len = iov_length(iov, nr_segs);if (mapping_mapped(mapping))unmap_mapping_range(mapping, offset, write_len, 0);}retval = filemap_write_and_wait(mapping);if (retval == 0) {retval = mapping->a_ops->direct_IO(rw, iocb, iov,offset, nr_segs);if (rw == WRITE && mapping->nrpages) {pgoff_t end = (offset + write_len - 1)>> PAGE_CACHE_SHIFT;int err = invalidate_inode_pages2_range(mapping,offset >> PAGE_CACHE_SHIFT, end);if (err)retval = err;}}return retval;}函数 generic_file_direct_IO() 对 WRITE 操作类型进行了一些特殊处理，这在下边介绍 write() 系统调用的时候再做说明。
除此之外，它主要是调用了 direct_IO 方法去执行直接 I/O 的读或者写操作。
在进行直接 I/O 读操作之前，先将页缓存中的相关脏数据刷回到磁盘上去，这样做可以确保从磁盘上读到的是最新的数据。
这里的 direct_IO 方法最终会对应到 __blockdev_direct_IO()函数上去。
__blockdev_direct_IO() 函数的代码如下所示：清单 7. 函数 __blockdev_direct_IO()ssize_t__blockdev_direct_IO(int rw, struct kiocb *iocb, struct inode *inode,struct block_device *bdev, const struct iovec *iov, loff_t offset,unsigned long nr_segs, get_block_t get_block, dio_iodone_t end_io,int dio_lock_type){int seg;size_t size;unsigned long addr;unsigned blkbits = inode->i_blkbits;unsigned bdev_blkbits = 0;unsigned blocksize_mask = (1 << blkbits) - 1;ssize_t retval = -EINVAL;loff_t end = offset;struct dio *dio;int release_i_mutex = 0;int acquire_i_mutex = 0;if (rw & WRITE)rw = WRITE_SYNC;if (bdev)bdev_blkbits = blksize_bits(bdev_hardsect_size(bdev));if (offset & blocksize_mask) {if (bdev)blkbits = bdev_blkbits;blocksize_mask = (1 << blkbits) - 1;if (offset & blocksize_mask)goto out;}for (seg = 0; seg < nr_segs; seg++) {addr = (unsigned long)iov[seg].iov_base;size = iov[seg].iov_len;end += size;if ((addr & blocksize_mask) || (size & blocksize_mask)) {if (bdev)blkbits = bdev_blkbits;blocksize_mask = (1 << blkbits) - 1;if ((addr & blocksize_mask) || (size & blocksize_mask))goto out;}}dio = kmalloc(sizeof(*dio), GFP_KERNEL);retval = -ENOMEM;if (!dio)goto out;dio->lock_type = dio_lock_type;if (dio_lock_type != DIO_NO_LOCKING) {if (rw == READ && end > offset) {struct address_space *mapping;mapping = iocb->ki_filp->f_mapping;if (dio_lock_type != DIO_OWN_LOCKING) {mutex_lock(&inode->i_mutex);release_i_mutex = 1;}retval = filemap_write_and_wait_range(mapping, offset,end - 1);if (retval) {kfree(dio);goto out;}if (dio_lock_type == DIO_OWN_LOCKING) {mutex_unlock(&inode->i_mutex);acquire_i_mutex = 1;}}if (dio_lock_type == DIO_LOCKING)down_read_non_owner(&inode->i_alloc_sem);}dio->is_async = !is_sync_kiocb(iocb) && !((rw & WRITE) &&(end > i_size_read(inode)));retval = direct_io_worker(rw, iocb, inode, iov, offset,nr_segs, blkbits, get_block, end_io, dio);if (rw == READ && dio_lock_type == DIO_LOCKING)release_i_mutex = 0;out:if (release_i_mutex)mutex_unlock(&inode->i_mutex);else if (acquire_i_mutex)mutex_lock(&inode->i_mutex);return retval;}该函数将要读或者要写的数据进行拆分，并检查缓冲区对齐的情况。