Linux 原生 AIO 实现（Native AIO）-轻识

上一篇文章主要分析了 Linux 原生 AIO 的原理和使用，而这篇要介绍的是 Linux 原生 AIO 的实现过程。

本文基于 Linux-2.6.0 版本内核源码

一般来说，使用 Linux 原生 AIO 需要 3 个步骤：

1) 调用 io_setup 函数创建一个一般 IO 上下文。
2) 调用 io_submit 函数向内核提交一个异步 IO 操作。
3) 调用 io_getevents 函数获取异步 IO 操作结果。

所以，我们可以通过分析这三个函数的实现来理解 Linux 原生 AIO 的实现。

Linux 原生 AIO 实现在源码文件 /fs/aio.c 中。

创建异步 IO 上下文

要使用 Linux 原生 AIO，首先需要创建一个异步 IO 上下文，在内核中，异步 IO 上下文使用 kioctx 结构表示，定义如下：

struct kioctx {    atomic_t                users;    // 引用计数器    int                     dead;     // 是否已经关闭    struct mm_struct        *mm;      // 对应的内存管理对象
    unsigned long           user_id;  // 唯一的ID，用于标识当前上下文, 返回给用户    struct kioctx           *next;
    wait_queue_head_t       wait;     // 等待队列    spinlock_t              ctx_lock; // 锁
    int                     reqs_active; // 正在进行的异步IO请求数    struct list_head        active_reqs; // 正在进行的异步IO请求对象    struct list_head        run_list;
    unsigned                max_reqs;  // 最大IO请求数
    struct aio_ring_info    ring_info; // 环形缓冲区
    struct work_struct      wq;};

在 kioctx 结构中，比较重要的成员为 active_reqs 和 ring_info。active_reqs 保存了所有正在进行的异步 IO 操作，而 ring_info 成员用于存放异步 IO 操作的结果。

kioctx 结构如图1 所示：

如图1 所示，active_reqs 成员保存的异步 IO 操作队列是以 kiocb 结构为单元的，而 ring_info 成员指向一个类型为 aio_ring_info 结构的环形缓冲区（Ring Buffer）。

所以我们先来看看 kiocb 结构和 aio_ring_info 结构的定义：

struct kiocb {    ...    struct file         *ki_filp;      // 异步IO操作的文件对象    struct kioctx       *ki_ctx;       // 指向所属的异步IO上下文    ...    struct list_head    ki_list;       // 用于连接所有正在进行的异步IO操作对象    __u64               ki_user_data;  // 用户提供的数据指针(可用于区分异步IO操作)    loff_t              ki_pos;        // 异步IO操作的文件偏移量    ...};

kiocb 结构比较简单，主要用于保存异步 IO 操作的一些信息，如：

ki_filp：用于保存进行异步 IO 的文件对象。
ki_ctx：指向所属的异步 IO 上下文对象。
ki_list：用于连接当前异步 IO 上下文中的所有 IO 操作对象。
ki_user_data：这个字段主要提供给用户自定义使用，比如区分异步 IO 操作，或者设置一个回调函数等。
ki_pos：用于保存异步 IO 操作的文件偏移量。

而 aio_ring_info 结构是一个环形缓冲区的实现，其定义如下：

struct aio_ring_info {    unsigned long       mmap_base;     // 环形缓冲区的虚拟内存地址    unsigned long       mmap_size;     // 环形缓冲区的大小
    struct page         **ring_pages;  // 环形缓冲区所使用的内存页数组    spinlock_t          ring_lock;     // 保护环形缓冲区的自旋锁    long                nr_pages;      // 环形缓冲区所占用的内存页数
    unsigned            nr, tail;
    // 如果环形缓冲区不大于 8 个内存页时    // ring_pages 就指向 internal_pages 字段#define AIO_RING_PAGES  8    struct page         *internal_pages[AIO_RING_PAGES]; };

这个环形缓冲区主要用于保存已经完成的异步 IO 操作的结果，异步 IO 操作的结果使用 io_event 结构表示。如图2 所示：

图2 中的 head 代表环形缓冲区的开始位置，而 tail 代表环形缓冲区的结束位置，如果 tail 大于 head，则表示有完成的异步 IO 操作结果可以获取。如果 head 等于 tail，则表示没有完成的异步 IO 操作。

环形缓冲区的 head 和 tail 位置保存在 aio_ring 的结构中，其定义如下：

struct aio_ring {    unsigned    id;    unsigned    nr;    // 环形缓冲区可容纳的 io_event 数    unsigned    head;  // 环形缓冲区的开始位置    unsigned    tail;  // 环形缓冲区的结束位置    ...};

上面介绍了那么多数据结构，只是为了接下来的源码分析更加容易明白。

现在，我们开始分析异步 IO 上下文的创建过程，异步 IO 上下文的创建通过调用 io_setup 函数完成，而 io_setup 函数会调用内核函数 sys_io_setup，其实现如下：

asmlinkage long sys_io_setup(unsigned nr_events, aio_context_t *ctxp){    struct kioctx *ioctx = NULL;    unsigned long ctx;    long ret;    ...    ioctx = ioctx_alloc(nr_events);  // 调用 ioctx_alloc 函数创建异步IO上下文    ret = PTR_ERR(ioctx);    if (!IS_ERR(ioctx)) {        ret = put_user(ioctx->user_id, ctxp); // 把异步IO上下文的标识符返回给调用者        if (!ret)            return 0;        io_destroy(ioctx);    }out:    return ret;}

sys_io_setup 函数的实现比较简单，首先调用 ioctx_alloc 申请一个异步 IO 上下文对象，然后把异步 IO 上下文对象的标识符返回给调用者。

所以，sys_io_setup 函数的核心过程是调用 ioctx_alloc 函数，我们继续分析 ioctx_alloc 函数的实现：

static struct kioctx *ioctx_alloc(unsigned nr_events){    struct mm_struct *mm;    struct kioctx *ctx;    ...    ctx = kmem_cache_alloc(kioctx_cachep, GFP_KERNEL); // 申请一个 kioctx 对象    ...    INIT_LIST_HEAD(&ctx->active_reqs);                 // 初始化异步 IO 操作队列    ...    if (aio_setup_ring(ctx) < 0)                       // 初始化环形缓冲区        goto out_freectx;    ...    return ctx;    ...}

ioctx_alloc 函数主要完成以下工作：

调用 kmem_cache_alloc 函数向内核申请一个异步 IO 上下文对象。
初始化异步 IO 上下文各个成员变量，如初始化异步 IO 操作队列。
调用 aio_setup_ring 函数初始化环形缓冲区。

环形缓冲区初始化函数 aio_setup_ring 的实现有点小复杂，主要涉及内存管理的知识点，所以这里跳过这部分的分析，有兴趣的可以私聊我一起讨论。

提交异步 IO 操作

提交异步 IO 操作是通过 io_submit 函数完成的，io_submit 需要提供一个类型为 iocb 结构的数组，表示要进行的异步 IO 操作相关的信息，我们先来看看 iocb 结构的定义：

struct iocb {    __u64   aio_data;       // 用户自定义数据, 可用于标识IO操作或者设置回调函数    ...    __u16   aio_lio_opcode; // IO操作类型, 如读(IOCB_CMD_PREAD)或者写(IOCB_CMD_PWRITE)操作    __s16   aio_reqprio;    __u32   aio_fildes;     // 进行IO操作的文件句柄    __u64   aio_buf;        // 进行IO操作的缓冲区(如写操作的话就是写到文件的数据)    __u64   aio_nbytes;     // 缓冲区的大小    __s64   aio_offset;     // IO操作的文件偏移量    ...};

io_submit 函数最终会调用内核函数 sys_io_submit 来实现提供异步 IO 操作，我们来分析 sys_io_submit 函数的实现：

asmlinkage longsys_io_submit(aio_context_t ctx_id, long nr,               struct iocb __user **iocbpp){    struct kioctx *ctx;    long ret = 0;    int i;    ...    ctx = lookup_ioctx(ctx_id); // 通过异步IO上下文标识符获取异步IO上下文对象    ...    for (i = 0; i < nr; i++) {        struct iocb __user *user_iocb;        struct iocb tmp;
        if (unlikely(__get_user(user_iocb, iocbpp+i))) {            ret = -EFAULT;            break;        }
        // 从用户空间复制异步IO操作到内核空间        if (unlikely(copy_from_user(&tmp, user_iocb, sizeof(tmp)))) {            ret = -EFAULT;            break;        }
        // 调用 io_submit_one 函数提交异步IO操作        ret = io_submit_one(ctx, user_iocb, &tmp);        if (ret)            break;    }
    put_ioctx(ctx);    return i ? i : ret;}

sys_io_submit 函数的实现比较简单，主要从用户空间复制异步 IO 操作信息到内核空间，然后调用 io_submit_one 函数提交异步 IO 操作。我们重点分析 io_submit_one 函数的实现：

int io_submit_one(struct kioctx *ctx,                   struct iocb __user *user_iocb,                  struct iocb *iocb){    struct kiocb *req;    struct file *file;    ssize_t ret;    char *buf;    ...    file = fget(iocb->aio_fildes);      // 通过文件句柄获取文件对象    ...    req = aio_get_req(ctx);             // 获取一个异步IO操作对象    ...    req->ki_filp = file;                // 要进行异步IO的文件对象    req->ki_user_obj = user_iocb;       // 指向用户空间的iocb对象    req->ki_user_data = iocb->aio_data; // 设置用户自定义数据    req->ki_pos = iocb->aio_offset;     // 设置异步IO操作的文件偏移量
    buf = (char *)(unsigned long)iocb->aio_buf; // 要进行异步IO操作的数据缓冲区
    // 根据不同的异步IO操作类型来进行不同的处理    switch (iocb->aio_lio_opcode) {    case IOCB_CMD_PREAD: // 异步读操作        ...        ret = -EINVAL;        // 发起异步IO操作, 会根据不同的文件系统调用不同的函数:        // 如ext3文件系统会调用 generic_file_aio_read 函数        if (file->f_op->aio_read)            ret = file->f_op->aio_read(req, buf, iocb->aio_nbytes, req->ki_pos);        break;    ...    }    ...    // 异步IO操作或许会在调用 aio_read 时已经完成, 或者会被添加到IO请求队列中。    // 所以, 如果异步IO操作被提交到IO请求队列中, 直接返回    if (likely(-EIOCBQUEUED == ret)) return 0;
    aio_complete(req, ret, 0); // 如果IO操作已经完成, 调用 aio_complete 函数完成收尾工作    return 0;}

上面代码已经对 io_submit_one 函数进行了详细的注释，这里总结一下 io_submit_one 函数主要完成的工作：

通过调用 fget 函数获取文件句柄对应的文件对象。
调用 aio_get_req 函数获取一个类型为 kiocb 结构的异步 IO 操作对象，这个结构前面已经分析过。另外，aio_get_req 函数还会把异步 IO 操作对象添加到异步 IO 上下文的 active_reqs 队列中。
根据不同的异步 IO 操作类型来进行不同的处理，如 异步读操作 会调用文件对象的 aio_read 方法来进行处理。不同的文件系统，其 aio_read 方法的实现不一样，如 Ext3 文件系统的 aio_read 方法会指向 generic_file_aio_read 函数。
如果异步 IO 操作被添加到内核的 IO 请求队列中，那么就直接返回。否则就代表 IO 操作已经完成，那么就调用 aio_complete 函数完成收尾工作。

io_submit_one 函数的操作过程如图3 所示：

所以，io_submit_one 函数的主要任务就是向内核提交 IO 请求。

异步 IO 操作完成

当异步 IO 操作完成后，内核会调用 aio_complete 函数来把处理结果放进异步 IO 上下文的环形缓冲区 ring_info 中，我们来分析一下 aio_complete 函数的实现：

int aio_complete(struct kiocb *iocb, long res, long res2){    struct kioctx *ctx = iocb->ki_ctx;    struct aio_ring_info *info;    struct aio_ring *ring;    struct io_event *event;    unsigned long flags;    unsigned long tail;    int ret;    ...    info = &ctx->ring_info; // 环形缓冲区对象
    spin_lock_irqsave(&ctx->ctx_lock, flags);         // 对异步IO上下文进行上锁    ring = kmap_atomic(info->ring_pages[0], KM_IRQ1); // 对内存页进行虚拟内存地址映射
    tail = info->tail;                           // 环形缓冲区下一个空闲的位置    event = aio_ring_event(info, tail, KM_IRQ0); // 从环形缓冲区获取空闲的位置保存结果    tail = (tail + 1) % info->nr;                // 更新下一个空闲的位置
    // 保存异步IO结果到环形缓冲区中    event->obj = (u64)(unsigned long)iocb->ki_user_obj;    event->data = iocb->ki_user_data;    event->res = res;    event->res2 = res2;    ...    info->tail = tail;    ring->tail = tail; // 更新环形缓冲区下一个空闲的位置
    put_aio_ring_event(event, KM_IRQ0); // 解除虚拟内存地址映射    kunmap_atomic(ring, KM_IRQ1);       // 解除虚拟内存地址映射
    // 释放异步IO对象    ret = __aio_put_req(ctx, iocb);    spin_unlock_irqrestore(&ctx->ctx_lock, flags);    ...    return ret;}

aio_complete 函数的 iocb 参数是我们通过调用 io_submit_once 函数提交的异步 IO 对象，而参数 res 和 res2 是用内核进行 IO 操作完成后返回的结果。

aio_complete 函数的主要工作如下：

根据环形缓冲区的 tail 指针获取一个空闲的 io_event 对象来保存 IO 操作的结果。
对环形缓冲区的 tail 指针进行加一操作，指向下一个空闲的位置。

当把异步 IO 操作的结果保存到环形缓冲区后，用户层就可以通过调用 io_getevents 函数来读取 IO 操作的结果，io_getevents 函数最终会调用 sys_io_getevents 函数。

我们来分析 sys_io_getevents 函数的实现：

asmlinkage long sys_io_getevents(aio_context_t ctx_id,                                 long min_nr,                                 long nr,                                 struct io_event *events,                                 struct timespec *timeout){    struct kioctx *ioctx = lookup_ioctx(ctx_id);    long ret = -EINVAL;    ...    if (likely(NULL != ioctx)) {        // 调用 read_events 函数读取IO操作的结果        ret = read_events(ioctx, min_nr, nr, events, timeout);        put_ioctx(ioctx);    }    return ret;}

从上面的代码可以看出，sys_io_getevents 函数主要调用 read_events 函数来读取异步 IO 操作的结果，我们接着分析 read_events 函数：

static int read_events(struct kioctx *ctx,                      long min_nr, long nr,                      struct io_event *event,                      struct timespec *timeout){    long start_jiffies = jiffies;    struct task_struct *tsk = current;    DECLARE_WAITQUEUE(wait, tsk);    int ret;    int i = 0;    struct io_event ent;    struct timeout to;
    memset(&ent, 0, sizeof(ent));    ret = 0;
    while (likely(i < nr)) {        ret = aio_read_evt(ctx, &ent); // 从环形缓冲区中读取一个IO处理结果        if (unlikely(ret <= 0))        // 如果环形缓冲区没有IO处理结果, 退出循环            break;
        ret = -EFAULT;        // 把IO处理结果复制到用户空间        if (unlikely(copy_to_user(event, &ent, sizeof(ent)))) {            break;        }
        ret = 0;        event++;        i++;    }
    if (min_nr <= i)        return i;    if (ret)        return ret;    ...}

read_events 函数主要还是调用 aio_read_evt 函数来从环形缓冲区中读取异步 IO 操作的结果，如果读取成功，就把结果复制到用户空间中。

aio_read_evt 函数是从环形缓冲区中读取异步 IO 操作的结果，其实现如下：

static int aio_read_evt(struct kioctx *ioctx, struct io_event *ent){    struct aio_ring_info *info = &ioctx->ring_info;    struct aio_ring *ring;    unsigned long head;    int ret = 0;
    ring = kmap_atomic(info->ring_pages[0], KM_USER0);
    // 如果环形缓冲区的head指针与tail指针相等, 代表环形缓冲区为空, 所以直接返回    if (ring->head == ring->tail)         goto out;
    spin_lock(&info->ring_lock);
    head = ring->head % info->nr;    if (head != ring->tail) {        // 根据环形缓冲区的head指针从环形缓冲区中读取结果        struct io_event *evp = aio_ring_event(info, head, KM_USER1);
        *ent = *evp;                  // 将结果保存到ent参数中        head = (head + 1) % info->nr; // 移动环形缓冲区的head指针到下一个位置        ring->head = head;            // 保存环形缓冲区的head指针        ret = 1;        put_aio_ring_event(evp, KM_USER1);    }
    spin_unlock(&info->ring_lock);
out:    kunmap_atomic(ring, KM_USER0);    return ret;}

aio_read_evt 函数的主要工作就是判断环形缓冲区是否为空，如果不为空就从环形缓冲区中读取异步 IO 操作的结果，并且保存到参数 ent 中，并且移动环形缓冲区的 head 指针到下一个位置。

总结

本文主要分析了 Linux 原生 AIO 的实现，但为了不陷入太多的实现细节中，本文并没有涉及到磁盘 IO 相关的知识点。然而磁盘 IO 也是 AIO 实现中不可或缺的一部分，所以有兴趣的朋友可以继续通过阅读 Linux 的源码来分析其实现原理。