35 | 块设备（下）：如何建立代理商销售模式？

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);
 
 
……
}
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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);
.....
}
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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;
......
        }
    }
}
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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);
}
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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);
......
}
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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;
};
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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;
}
 
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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;
}
 
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如何向块设备层提交请求？

既然无论是直接 I/O，还是缓存 I/O，最后都到了 submit_bio 里面，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(&current->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;
}
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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;
......
}
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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;
......
}
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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;
}
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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
}
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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)) {
......
	}
......
}
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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;
}
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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;
}
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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;
}
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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
}
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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，其实仅仅到将 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;
......
}
复制代码

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完整结束。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。