Linux 內(nèi)核包含4個(gè)IO調(diào)度器：

Noop IO scheduler

Anticipatory IO scheduler

Deadline IO scheduler

CFQ IO scheduler。

anticipatory, 預(yù)期的；提早發(fā)生的；期待著的

通常磁盤的讀寫影響是由磁頭到柱面移動(dòng)造成了延遲，解決這種延遲內(nèi)核主要采用兩種策略：緩存和IO調(diào)度算法來進(jìn)行彌補(bǔ)。

本文做一簡單介紹。

調(diào)度算法概念

當(dāng)向設(shè)備寫入數(shù)據(jù)塊或是從設(shè)備讀出數(shù)據(jù)塊時(shí),請求都被安置在一個(gè)隊(duì)列中等待完成。

每個(gè)塊設(shè)備都有它自己的隊(duì)列。

I/O調(diào)度程序負(fù)責(zé)維護(hù)這些隊(duì)列的順序,以更有效地利用介質(zhì).I/O調(diào)度程序?qū)o序的I/O操作變?yōu)橛行虻腎/O操作。

內(nèi)核必須首先確定隊(duì)列中一共有多少個(gè)請求,然后才開始進(jìn)行調(diào)度。

IO 調(diào)度器（IO Scheduler）

IO調(diào)度器（IO Scheduler）是操作系統(tǒng)用來決定塊設(shè)備上IO操作提交順序的方法。存在的目的有兩個(gè)，一是提高IO吞吐量，二是降低IO響應(yīng)時(shí)間。然而IO吞吐量和IO響應(yīng)時(shí)間往往是矛盾的，為了盡量平衡這兩者，IO調(diào)度器提供了多種調(diào)度算法來適應(yīng)不同的IO請求場景。其中，對數(shù)據(jù)庫這種隨機(jī)讀寫的場景最有利的算法是DEANLINE。

IO調(diào)度器在內(nèi)核棧中所處位置如下：

塊設(shè)備最悲劇的地方就是磁盤轉(zhuǎn)動(dòng)，這個(gè)過程會(huì)很耗時(shí)間。

每個(gè)塊設(shè)備或者塊設(shè)備的分區(qū)，都對應(yīng)有自身的請求隊(duì)列(request_queue),而每個(gè)請求隊(duì)列都可以選擇一個(gè)I/O調(diào)度器來協(xié)調(diào)所遞交的request。I/O調(diào)度器的基本目的是將請求按照它們對應(yīng)在塊設(shè)備上的扇區(qū)號(hào)進(jìn)行排列，以減少磁頭的移動(dòng)，提高效率。每個(gè)設(shè)備的請求隊(duì)列里的請求將按順序被響應(yīng)。實(shí)際上，除了這個(gè)隊(duì)列，每個(gè)調(diào)度器自身都維護(hù)有不同數(shù)量的隊(duì)列，用來對遞交上來的request進(jìn)行處理，而排在隊(duì)列最前面的request將適時(shí)被移動(dòng)到請求隊(duì)列中等待響應(yīng)。

IO scheduler 的作用主要是為了減少磁盤轉(zhuǎn)動(dòng)的需求。主要通過2種方式實(shí)現(xiàn)： ? ? ? 1. 合并

? ? ? 2. 排序

每個(gè)設(shè)備都會(huì)自己對應(yīng)請求隊(duì)列，所有的請求在被處理之前都會(huì)在請求隊(duì)列上。在新來一個(gè)請求的時(shí)候如果發(fā)現(xiàn)這個(gè)請求和前面的某個(gè)請求請求的位置是相鄰的，那么就可以合并為一個(gè)請求。如果不能找到合并的，就會(huì)按照磁盤的轉(zhuǎn)動(dòng)方向進(jìn)行排序。通常IO scheduler 的作用就是為了在進(jìn)行合并和排序的同時(shí)，也不會(huì)太影響單個(gè)請求的處理時(shí)間。

1、NOOP

FIFO

1. noop是什么? noop是一種輸入輸出調(diào)度算法。NOOP, No Operation. 什么都不做，請求來一個(gè)處理一個(gè)。這種方式實(shí)施起來簡單，也更有效。問題就是disk seek 太多，對于傳統(tǒng)磁盤，這是不能接受的。但對于SSD 磁盤就可以，因?yàn)镾SD 磁盤不需要轉(zhuǎn)動(dòng)。

2. noop的別稱 又稱為電梯調(diào)度算法。

3. noop原理是怎樣的?

將輸入輸出請求放到一個(gè)FIFO隊(duì)列中，然后按次序執(zhí)行隊(duì)列中的輸入輸出請求:當(dāng)來一個(gè)新請求時(shí)： 1. 如果能合并就合并； 2. 如果不能合并，就會(huì)嘗試排序。如果隊(duì)列上的請求都已經(jīng)很老了，這個(gè)新的請求就不能插隊(duì)，只能放到最后面。否則就插到合適的位置； 3. 如果既不能合并，又沒有合適的位置插入，就放到請求隊(duì)列的最后； 4. 適用場景

4.1 在不希望修改輸入輸出請求先后順序的場景下；

4.2 在輸入輸出之下具有更加智能調(diào)度算法的設(shè)備，如NAS存儲(chǔ)設(shè)備；

4.3 上層應(yīng)用程序已經(jīng)精心優(yōu)化過的輸入輸出請求；

4.4 非旋轉(zhuǎn)磁頭式的磁盤設(shè)備，如SSD磁盤

2、CFQ(Completely Fair Queuing, 完全公平排隊(duì))

CFQ（Completely Fair Queuing）算法，顧名思義，絕對公平算法。它試圖為競爭塊設(shè)備使用權(quán)的所有進(jìn)程分配一個(gè)請求隊(duì)列和一個(gè)時(shí)間片，在調(diào)度器分配給進(jìn)程的時(shí)間片內(nèi)，進(jìn)程可以將其讀寫請求發(fā)送給底層塊設(shè)備，當(dāng)進(jìn)程的時(shí)間片消耗完，進(jìn)程的請求隊(duì)列將被掛起，等待調(diào)度。

每個(gè)進(jìn)程的時(shí)間片和每個(gè)進(jìn)程的隊(duì)列長度取決于進(jìn)程的IO優(yōu)先級，每個(gè)進(jìn)程都會(huì)有一個(gè)IO優(yōu)先級，CFQ調(diào)度器將會(huì)將其作為考慮的因素之一，來確定該進(jìn)程的請求隊(duì)列何時(shí)可以獲取塊設(shè)備的使用權(quán)。

IO優(yōu)先級從高到低可以分為三大類： RT(real time) BE(best try)

IDLE(idle)

其中RT和BE又可以再劃分為8個(gè)子優(yōu)先級?？梢酝ㄟ^ionice 去查看和修改。優(yōu)先級越高，被處理得越早，用于這個(gè)進(jìn)程的時(shí)間片也越多，一次處理的請求數(shù)也會(huì)越多。

實(shí)際上，我們已經(jīng)知道CFQ調(diào)度器的公平是針對于進(jìn)程而言的，而只有同步請求(read或syn write)才是針對進(jìn)程而存在的，他們會(huì)放入進(jìn)程自身的請求隊(duì)列，而所有同優(yōu)先級的異步請求，無論來自于哪個(gè)進(jìn)程，都會(huì)被放入公共的隊(duì)列，異步請求的隊(duì)列總共有8(RT)+8(BE)+1(IDLE)=17個(gè)。

從Linux 2.6.18起，CFQ作為默認(rèn)的IO調(diào)度算法。對于通用的服務(wù)器來說，CFQ是較好的選擇。具體使用哪種調(diào)度算法還是要根據(jù)具體的業(yè)務(wù)場景去做足benchmark來選擇，不能僅靠別人的文字來決定。

3、DEADLINE

DEADLINE在CFQ的基礎(chǔ)上，解決了IO請求餓死的極端情況。

除了CFQ本身具有的IO排序隊(duì)列之外，DEADLINE額外分別為讀IO和寫IO提供了FIFO隊(duì)列。

讀FIFO隊(duì)列的最大等待時(shí)間為500ms，寫FIFO隊(duì)列的最大等待時(shí)間為5s（當(dāng)然這些參數(shù)都是可以手動(dòng)設(shè)置的）。

FIFO隊(duì)列內(nèi)的IO請求優(yōu)先級要比CFQ隊(duì)列中的高，而讀FIFO隊(duì)列的優(yōu)先級又比寫FIFO隊(duì)列的優(yōu)先級高。優(yōu)先級可以表示如下：

FIFO(Read) > FIFO(Write) > CFQ

deadline 算法保證對于既定的 IO 請求以最小的延遲時(shí)間，從這一點(diǎn)理解，對于 DSS 應(yīng)用應(yīng)該會(huì)是很適合的。

deadline 實(shí)際上是對Elevator 的一種改進(jìn):?

1. 避免有些請求太長時(shí)間不能被處理。

2. 區(qū)分對待讀操作和寫操作。

deadline IO 維護(hù)3個(gè)隊(duì)列。第一個(gè)隊(duì)列和Elevator 一樣， 盡量按照物理位置排序。第二個(gè)隊(duì)列和第三個(gè)隊(duì)列都是按照時(shí)間排序，不同的是一個(gè)是讀操作一個(gè)是寫操作。

deadline IO 之所以區(qū)分讀和寫是因?yàn)樵O(shè)計(jì)者認(rèn)為如果應(yīng)用程序發(fā)了一個(gè)讀請求，一般就會(huì)阻塞到那里，一直等到的結(jié)果返回。而寫請求則不是通常是應(yīng)用請求寫到內(nèi)存即可，由后臺(tái)進(jìn)程再寫回磁盤。應(yīng)用程序一般不等寫完成就繼續(xù)往下走。所以讀請求應(yīng)該比寫請求有更高的優(yōu)先級。

在這種設(shè)計(jì)下，每個(gè)新增請求都會(huì)先放到第一個(gè)隊(duì)列，算法和Elevator的方式一樣，同時(shí)也會(huì)增加到讀或者寫隊(duì)列的尾端。這樣首先處理一些第一隊(duì)列的請求，同時(shí)檢測第二/三隊(duì)列前幾個(gè)請求是否等了太長時(shí)間，如果已經(jīng)超過一個(gè)閥值，就會(huì)去處理一下。這個(gè)閥值對于讀請求時(shí) 5ms， 對于寫請求時(shí)5s。

個(gè)人認(rèn)為對于記錄數(shù)據(jù)庫變更日志的分區(qū)，例如oracle 的online log， mysql 的binlog 等等，最好不要使用這種分區(qū)。因?yàn)檫@類寫請求通常是調(diào)用fsync 的。如果寫完不成，也會(huì)很影響應(yīng)用性能的。

4、ANTICIPATORY

CFQ和DEADLINE考慮的焦點(diǎn)在于滿足零散IO請求上。對于連續(xù)的IO請求，比如順序讀，并沒有做優(yōu)化。

為了滿足隨機(jī)IO和順序IO混合的場景，Linux還支持ANTICIPATORY調(diào)度算法。ANTICIPATORY的在DEADLINE的基礎(chǔ)上，為每個(gè)讀IO都設(shè)置了6ms的等待時(shí)間窗口。如果在這6ms內(nèi)OS收到了相鄰位置的讀IO請求，就可以立即滿足。

小結(jié)

IO調(diào)度器算法的選擇，既取決于硬件特征，也取決于應(yīng)用場景。

在傳統(tǒng)的SAS盤上，CFQ、DEADLINE、ANTICIPATORY都是不錯(cuò)的選擇；對于專屬的數(shù)據(jù)庫服務(wù)器，DEADLINE的吞吐量和響應(yīng)時(shí)間都表現(xiàn)良好。

然而在新興的固態(tài)硬盤比如SSD、Fusion IO上，最簡單的NOOP反而可能是最好的算法，因?yàn)槠渌齻€(gè)算法的優(yōu)化是基于縮短尋道時(shí)間的，而固態(tài)硬盤沒有所謂的尋道時(shí)間且IO響應(yīng)時(shí)間非常短。

編輯：黃飛

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