【linux】随机读写之DirectIO|MMAP和DIRECT IO区别

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随机读写之DirectIO

MMAP和DIRECT IO区别

随机读写之DirectIO

原文：https://blog.csdn.net/alex_xfboy/article/details/91865675

在上一节中讲过MappedByteBuffer VS FileChannel它们称得上零拷贝技术，但留下了顺序读比随机读快，顺序写比随机写快的问题，在我们的实际应用场景中为了回避随机读写需求，通常的做法都是对其进行文件分片（又将随机变成了有序），而本节借助Direct IO来彻底解决该问题。

注：只有 Linux 系统才支持 Direct IO，还被 Linus 喷过，据说在 Jdk10 发布之后将会得到原生支持

buffered io

普通文件操作，对性能、吞吐量没有特殊要求，由kernel通过page cache统一管理缓存，page cache的创建和回收由kernel控制。

默认是异步写，如果使用sync，则是同步写，保证该文件所有的脏页落盘后才返回（对于db transaction很重要，通过sync保证redo log落盘，从而保证一致性）

mmap对文件操作的吞吐量、性能有一定要求，且对内存使用不敏感，不要求实时落盘的情况下使用。mmap对比buffered io，可以减少一次从page cache -> user space的内存拷贝，大文件场景下能大幅度提升性能。同时mmap将把文件操作转换为内存操作，避免lseek。通过msync回写硬盘（此处只说IO相关的应用，抛开进程内存共享等应用）。
direct io

性能要求较高、内存使用率也要求较高的情况下使用。

适合DB场景，DB会将数据缓存在自己的cache中，换入、换出算法由DB控制，因为DB比kernel更了解哪些数据应该换入换出，比如innodb的索引，要求常驻内存，对于redo log不需要重读读写，更不要page cache，直接写入磁盘就好。

顺序读写 & 随机读写

定义不难理解，其实就是要有序，不要随机切换位置，比如：

thread1：write position[0~4096)
thread2：write position[4096~8194)
而非
thread1：write position[0~4096)
thread3：write position[8194~12288)
thread2：write position[4096~8194)

ExecutorService executor = Executors.newFixedThreadPool(64);
AtomicLong position = new AtomicLong(0);
//并发写（达到随机写的描述）
for(int i=0;i<1024;i++){
    final int index = i;
    executor.execute(()->{
        fileChannel.write(ByteBuffer.wrap(new byte[4*1024]),position.getAndAdd(4*1024));
    })
}
//加锁保证了顺序写
for(int i=0;i<1024;i++){
    final int index = i;
    executor.execute(()->{
        write(new byte[4*1024]);
    })
}
public synchronized void write(byte[] data){
    fileChannel.write(ByteBuffer.wrap(new byte[4*1024]),position.getAndAdd(4*1024));
}

思考：顺序写为什么比随机写要快？

这正是page cache在起作用！

disk cache分为两种：

1）buffer cache以块为单位，缓存裸分区中的内容，（如super block、inode）。

2）page cache是以页为单位缓存分区中文件的内容（通常为4K） ，它是位于 application buffer(用户内存)和 disk file(磁盘)之间的一层缓存。

linux2.4中，两者是并存的，但会造成mmap情况下，同一份数据会在两个cache空间内存在，造成空间浪费，在linux2.6中，两者合并，buffer cache也使用page cache的数据结构，只是在free统计内存时，会把page cache中缓存裸分区的部分统计为buffer cache。

当用户发起一个 fileChannel.read(4kb) 时：

  1. 操作系统从磁盘加载了磁盘块（block） 16kb进入 PageCache，这被称为预读（为了减少实际磁盘IO）
  2. 应用程序（application buffer）操作（read）其实是从 PageCache 拷贝 4kb 进入用户内存

关于扇区、磁盘块、Page（PageCache）在N年前谈过要有一定的了解！

常见的block大小为512Bytes，1KB，4KB，查看本机 blockSize 大小的方式，通常为 4kb

为何加载block为16kb，该值也很讲究blockSize*4，难道也发生了4次IO？非也，这又涉及到IO合并（readahead算法）！另外该值并非固定值值，内核的预读算法则会以它认为更合适的大小进行预读 I/O，比如16-128KB，当然可以手动进行调整。对这块敢兴趣的同学可以看文末的引用资料

当用户继续访问接下来的[4kb,16kb]的磁盘内容时，便是直接从 PageCache 去访问了！当我看到下图也有些不适应，确实我们离开发操作系统的老外（老码农）还远着呢，只能大致领略的它味道。

内存吃紧时PageCache 会受影响吗？

肯定是会影响的，PageCache 是动态调整的，可以通过 linux 的系统参数进行调整，默认是占据总内存的 20%。可以通过free命令进行监控（cache：page cache和slab所占用的内存之和，buff/cache：buffers + cache），它一个内核配置接口 /proc/sys/vm/drop_caches 可以允许用户手动清理cache来达到释放内存的作用，这个文件有三个值：1、2、3

Writing to this will cause the kernel to drop clean caches, dentries and inodes from memory, causing that memory to become free.

- To free pagecache:

- * echo 1 > /proc/sys/vm/drop_caches

- To free dentries and inodes:

- * echo 2 > /proc/sys/vm/drop_caches

- To free pagecache, dentries and inodes:

- * echo 3 > /proc/sys/vm/drop_caches

- As this is a non-destructive operation, and dirty objects are notfreeable, the user should run "sync" first in order to make sure allcached objects are freed.

- This tunable was added in 2.6.16.

毛刺现象

现代操作系统会使用尽可能多的空闲内存来充当 PageCache，当操作系统回收 PageCache 内存的速度低于应用写缓存的速度时，会影响磁盘写入的速率，直接表现为写入 RT 增大，这被称之为“毛刺现象”

Direct IO

去掉PageCache的确可以实现高效的随机读，的确也有存在的价值！采用 Direct IO + 自定义内存管理机制会使得产品更加的可控，高性能。

如何使用呢？

使用 Direct IO 最终需要调用到 c 语言的 pwrite 接口，并设置 O_DIRECT flag，使用 O_DIRECT 存在不少限制：

  • 操作系统限制：Linux 操作系统在 2.4.10 及以后的版本中支持 O_DIRECT flag，老版本会忽略该 Flag；Mac OS 也有类似于 O_DIRECT 的机制
  • 用于传递数据的缓冲区，其内存边界必须对齐为 blockSize 的整数倍
  • 用于传递数据的缓冲区，其传递数据的大小必须是 blockSize 的整数倍
  • 数据传输的开始点，即文件和设备的偏移量，必须是 blockSize 的整数倍

目前Java 目前原生并不支持，但github已经有封装好了 Java 的 JNA 库（smacke/jaydio），实现了 Java 的 Direct IO。

它自己搞了一套 Buffer 接口跟 JDK 的类库不兼容，且读写实现里面加了一块 Buffer 用于缓存内容至 Block 对齐有点破坏 Direct IO 的语义。

 

int bufferSize = 1<<23; // Use 8 MiB buffers
byte[] buf = new byte[bufferSize];
 
DirectRandomAccessFile fin = new DirectRandomAccessFile(new File("hello.txt"), "r", bufferSize);
 
DirectRandomAccessFile fout = new DirectRandomAccessFile(new File("world.txt"), "rw", bufferSize);
 
while (fin.getFilePointer() < fin.length()) {
    int remaining = (int)Math.min(bufferSize, fin.length()-fin.getFilePointer());
    fin.read(buf,0,remaining);
    fout.write(buf,0,remaining);
}
 
fin.close();
fout.close();

 

当然也有人对它进行了再度封装，可参阅J-DirectIO。

引用资料

MMAP和DIRECT IO区别

看完此文，题目不言自明。转自 http://blog.chinaunix.net/uid-27105712-id-3270102.html

在Linux 开发中，有几个关系到性能的东西，技术人员非常关注：进程，CPU，MEM，网络IO，磁盘IO。本篇文件打算详细全面，深入浅出。剖析文件IO的细节。从多个角度探索如何提高IO性能。

    阐述之前，要先有个大视角，让我们站在万米高空，鸟瞰我们的文件IO，它们设计是分层的，分层有2个好处，一是架构清晰，二是解耦。让我们看一下下面这张图。

1.       穿越各层写文件方式

程序的最终目的是要把数据写到磁盘上, 但是系统从通用性和性能角度，尽量提供一个折中的方案来保证这些。让我们来看一个最常用的写文件典型example，也是路径最长的IO。

{

    char *buf = malloc(MAX_BUF_SIZE);

    strncpy(buf, src, , MAX_BUF_SIZE);

     fwrite(buf, MAX_BUF_SIZE, 1, fp);

     fclose(fp);

 }

这里malloc的buf对于图层中的application buffer，即应用程序的buffer；

调用fwrite后，把数据从application buffer 拷贝到了 CLib buffer，即C库标准IObuffer。fwrite返回后，数据还在CLib buffer，如果这时候进程core掉。这些数据会丢失。没有写到磁盘介质上。当调用fclose的时候，fclose调用会把这些数据刷新到磁盘介质上。除了fclose方法外，还有一个主动刷新操作fflush 函数，不过fflush函数只是把数据从CLib buffer 拷贝到page  cache 中，并没有刷新到磁盘上，从page cache刷新到磁盘上可以通过调用fsync函数完成。 

从上面类子看到，一个常用的fwrite函数过程，基本上历经千辛万苦，数据经过多次copy，才到达目的地。有人心生疑问，这样会提高性能吗，反而会降低性能吧。这个问题先放一放。

 

有人说，我不想通过fwrite+fflush这样组合，我想直接写到page cache。这就是我们常见的文件IO调用read/write函数。这些函数基本上是一个函数对应着一个系统调用，如sys_read/sys_write. 调用write函数，是直接通过系统调用把数据从应用层拷贝到内核层，从application buffer 拷贝到 page cache 中。

1）系统调用，write会触发用户态/内核态切换？是的。那有没有办法避免这些消耗。

2）这时候该mmap出场了，mmap把page cache 地址空间映射到用户空间，应用程序像操作应用层内存一样，写文件。省去了系统调用开销。

3）那如果继续刨根问底，如果想绕过page cache，直接把数据送到磁盘设备上怎么办。通过open文件带上O_DIRECT参数，这是write该文件。就是直接写到设备上。

4）如果继续较劲，直接写扇区有没有办法。这就是所谓的RAW设备写，绕开了文件系统，直接写扇区，想fdsik，dd，cpio之类的工具就是这一类操作。

  

2.  IO调用链

列举了上述各种穿透各种cache 层写操作，可以看到系统提供的接口相当丰富，满足你各种写要求。下面通过讲解图一，了解一下文件IO的调用链。

1） fwrite是系统提供的最上层接口，也是最常用的接口。它在用户进程空间开辟一个buffer，将多次小数据量相邻写操作先缓存起来，合并，最终调用write函数一次性写入（或者将大块数据分解多次write调用）。 

2）Write函数通过调用系统调用接口，将数据从应用层copy到内核层，所以write会触发内核态/用户态切换。当数据到达page cache后，内核并不会立即把数据往下传递。而是返回用户空间。数据什么时候写入硬盘，有内核IO调度决定，所以write是一个异步调用。这一点和read不同，read调用是先检查page cache里面是否有数据，如果有，就取出来返回用户，如果没有，就同步传递下去并等待有数据，再返回用户，所以read是一个同步过程。当然你也可以把write的异步过程改成同步过程，就是在open文件的时候带上O_SYNC标记。

 

数据到了page cache后，内核有pdflush线程在不停的检测脏页，判断是否要写回到磁盘中。把需要写回的页提交到IO队列——即IO调度队列。又IO调度队列调度策略调度何时写回。

提到IO调度队列，不得不提一下磁盘结构。这里要讲一下，磁头和电梯一样，尽量走到头再回来，避免来回抢占是跑，磁盘也是单向旋转，不会反复逆时针顺时针转的。从网上copy一个图下来，具体这里就不介绍。

clip_image003

 IO队列有2个主要任务。一是合并相邻扇区的，二是排序。合并相信很容易理解，排序就是尽量按照磁盘选择方向和磁头前进方向排序。因为磁头寻道时间是和昂贵的。

这里IO队列和我们常用的分析工具IOStat关系密切。IOStat中rrqm/s wrqm/s表示读写合并个数。avgqu-sz表示平均队列长度。

 

内核中有多种IO调度算法。当硬盘是SSD时候，没有什么磁道磁头，人家是随机读写的，加上这些调度算法反而画蛇添足。OK，刚好有个调度算法叫noop调度算法，就是什么都不错（合并是做了）。刚好可以用来配置SSD硬盘的系统。

 从IO队列出来后，就到了驱动层(当然内核中有更多的细分层，这里忽略掉)，驱动层通过DMA，将数据写入磁盘cache。 

至于磁盘cache时候写入磁盘介质，那是磁盘控制器自己的事情。如果想要睡个安稳觉，确认要写到磁盘介质上。就调用fsync函数吧。可以确定写到磁盘上了。 

 

3.       一致性和安全性

谈完调用细节，再将一下一致性问题和安全问题。既然数据没有到到磁盘介质前，可能处在不同的物理内存cache中，那么如果出现进程死机，内核死，掉电这样事件发生。数据会丢失吗。

 当进程死机后：只有数据还处在application cache或CLib cache时候，数据会丢失。数据到了page cache。进程core掉，即使数据还没有到硬盘。数据也不会丢失。

 当内核core掉后，只要数据没有到达disk cache，数据都会丢失。 

掉电情况呢，哈哈，这时候神也救不了你，哭吧。

 

那么一致性呢，如果两个进程或线程同时写，会写乱吗？或A进程写，B进程读，会写脏吗？

  

文章写到这里，写得太长了，就举出各种各样的例子。讲一下大概判断原则吧。fwrite操作的buffer是在进程私有空间，两个线程读写，肯定需要锁保护的。如果进程，各有各的地址空间。是否要加锁，看应用场景。

write操作如果写大小小于PIPE_BUF（一般是4096），是原子操作，能保证两个进程“AAA”，“BBB”写操作，不会出现“ABAABB”这样的数据交错。O_APPEND 标志能保证每次重新计算pos，写到文件尾的原子性。

数据到了内核层后，内核会加锁，会保证一致性的。

4.       性能问题

性能从系统层面和设备层面去分析；磁盘的物理特性从根本上决定了性能。IO的调度策略，系统调用也是致命杀手。

磁盘的寻道时间是相当的慢，平均寻道时间大概是在10ms，也就是是每秒只能100-200次寻道。

磁盘转速也是影响性能的关键，目前最快15000rpm，大概就每秒500转，满打满算，就让磁头不寻道，设想所有的数据连续存放在一个柱面上。大家可以算一下每秒最多可以读多少数据。当然这个是理论值。一般情况下，盘片转太快，磁头感应跟不上，所以需要转几圈才能完全读出磁道内容。

  

另外设备接口总线传输率是实际速率的上限。

另外有些等密度磁盘，磁盘外围磁道扇区多，线速度快，如果频繁操作的数据放在外围扇区，也能提高性能。

利用多磁盘并发操作，也不失为提高性能的手段。

这里给个业界经验值：机械硬盘顺序写～30MB，顺序读取速率一般~50MB好的可以达到100多M, SSD读达到～400MB，SSD写性能和机械硬盘差不多。 

 

O_DIRECT 和 RAW设备最根本的区别是O_DIRECT是基于文件系统的，也就是在应用层来看，其操作对象是文件句柄，内核和文件层来看，其操作是基于inode和数据块，这些概念都是和ext2/3的文件系统相关，写到磁盘上最终是ext3文件。 

而RAW设备写是没有文件系统概念，操作的是扇区号，操作对象是扇区，写出来的东西不一定是ext3文件（如果按照ext3规则写就是ext3文件）。 

一般基于O_DIRECT来设计优化自己的文件模块，是不满系统的cache和调度策略，自己在应用层实现这些，来制定自己特有的业务特色文件读写。但是写出来的东西是ext3文件，该磁盘卸下来，mount到其他任何linux系统上，都可以查看。 

而基于RAW设备的设计系统，一般是不满现有ext3的诸多缺陷，设计自己的文件系统。自己设计文件布局和索引方式。举个极端例子：把整个磁盘做一个文件来写，不要索引。这样没有inode限制，没有文件大小限制，磁盘有多大，文件就能多大。这样的磁盘卸下来，mount到其他linux系统上，是无法识别其数据的。 

两者都要通过驱动层读写；在系统引导启动，还处于实模式的时候，可以通过bios接口读写raw设备。

 

《直接io的优缺点》https://www.ibm.com/developerworks/cn/linux/l-cn-directio/

《aio和direct io关系以及DMA》http://blog.csdn.net/brucexu1978/article/details/7085924

《io模型矩阵》http://www.ibm.com/developerworks/cn/linux/l-async/

 

《为什么nginx引入多线程：减少阻塞IO影响》http://www.aikaiyuan.com/10228.html

《aio机制在nginx之中的使用：output chain 》http://www.aikaiyuan.com/8867.html

《nginx对Linux native AIO机制的封装》http://www.aikaiyuan.com/8869.html

 

《nginx output chain 分析》https://my.oschina.net/astute/blog/316954

《sendfile和read/write的内核切换次数》http://www.cnblogs.com/zfyouxi/p/4196170.html

posted on 2022-10-04 01:24  bdy  阅读(467)  评论(0)  编辑  收藏  举报

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