Linux内核的I/O机制是指用于处理输入输出操作的一系列技术和算法。这些机制和技术共同构成了Linux内核的I/O机制，提供了丰富而灵活的输入输出功能，满足不同应用场景下的需求。在业务执行过程中，常伴随大量的IO操作，如果IO操作和CPU消耗不能合理安排，将会导致整体业务执行效率低下，用户体验极差。比如手机启动过程，有大量CPU消耗和IO操作。
在Linux中，I/O机制主要包括以下几个方面：
- 文件系统：Linux使用文件系统作为对外提供数据存储和访问的接口。文件系统可以是基于磁盘的，也可以是虚拟的，如procfs、sysfs等。通过文件系统，应用程序可以通过读写文件来进行输入输出操作。
- 文件描述符：在Linux中，每个打开的文件都会分配一个唯一的整数标识符，称为文件描述符（file descriptor）。应用程序可以使用文件描述符进行对文件的读写操作。
- 阻塞I/O和非阻塞I/O：在进行I/O操作时，可以选择阻塞或非阻塞模式。阻塞I/O会使调用进程在完成I/O操作之前被挂起，而非阻塞I/O则会立即返回，在数据未准备好时可能返回一个错误或特殊值。
- 异步I/O：异步I/O是指应用程序发起一个读/写请求后不需要等待其完成就可以继续执行其他任务。当请求完成时，内核会通知应用程序并将数据复制到指定缓冲区中。
- 多路复用：多路复用是一种同时监控多个输入源（例如套接字）是否有数据可读/可写的机制。常见的多路复用技术有select、poll和epoll。
用Bootchart记录android启动过程的CPU/IO消耗如下图：
Systemd readahead:
Systemd readahead-collect.service搜集系统启动过程中的文件访问信息，Systemd
readahead-replay.service在后续启动过程中完成回放，即将IO操作与CPU并行；
提高效率的一个宗旨，把CPU和IO的交替等，变为CPU和IO操作(不需要CPU参与)同时工作，充分利用系统资源，为解决CPU/IO并行问题，Linux提供了很多IO模型。
一、I/O模型
1.1阻塞与非阻塞
(1)阻塞： 一般来说，进程阻塞，等待IO条件满足才返回；
有个例外，阻塞可以被信号打断；
若设置信号标记，act.sa_flags |= SA_RESTART，接收信号，read阻塞不返回，但是信号响应函数还是会调用；相当于系统自动重新进入阻塞。
用signal()函数设置信号，其调用sigaction自动设置SA_RESTART
（2）非阻塞
read/write等IO调用，IO设备没就绪，立即返回，实际工程上用的不多；
1.2多路复用
实际业务中，一般有多个IO请求，每个请求响应都用简单的阻塞模型效率太低，Linux提供了多路复用的的系统调用：
(1) select
select()处理流程
- a.告诉系统，要关注哪些IO请求；
- b.阻塞等待，直到有IO就绪，select返回；
- c.主动查询是哪个IO就绪，然后响应该IO;
- d.重新关注新的IO请求；
当IO请求过多时，这种查询的方式也很浪费资源，因此Linux提供了一个新的系统调用
(2)epoll()
epoll与select的不同：
- a.将注册IO请求和等待事件触发分离开；
- b.返回后，直接告诉哪些IO就绪，不用再主动查询；
当IO数量不多时，可以用select或epoll，但当IO非常多时，比如大型网络应用，响应多个IO请求时，用epoll效率远高于select。
signal io方式，都是read/write阻塞，底层实现，待IO就绪后，内核发送信号，唤醒阻塞；
比如读触摸屏应用，read被阻塞，只有触摸屏被按下，触发中断程序响应，读取触摸屏行为数据后，内核发送信号唤醒APP的等待，APP读到触摸动作信息，做相应业务处理。
目前工程上，处理异步I/O更多用以下方法：
1.3异步IO
(1) C库提供的Glibc-AIO：Glibc-AIO原理，aio_read()立即返回，后台自动创建线程读取io，aio_suspend()查询IO是否完成，完成立即返回，未完成，等待；
(2) 内核提供的Kernel-AIO：一般用来读取硬盘数据，比如数据库读取；
这些异步模型，天然的将IO与CPU消耗等待做并行处理；
1.4Libevent事件触发
功能类似QT/VC的按钮，注册回调函数，当事件触发时，执行回调函数。
libevent是一个跨平台库，封装底层平台调用，提供统一API。Windows/Solaris/linux。
gcc xxx.c -levent
模型对比：
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二、EXT文件系统
一切都是文件，Linux通过VFS中间层，支持多种文件系统，对APP统一接口，文件系统的本质是将用户数据和元数据(管理数据的数据)，组织成有序的目录结构。
2.1EXT2文件系统总体存储布局
一个磁盘可以划为多个分区，每个分区必须先用格式化工具(某种mkfs)格式化成某种格式的文件系统，然后才能存储文件，格式化的过程会在磁盘上写一些管理存储布局信息。
一个典型的ext格式化文件系统存储布局如下：
启动块(BootBlock)：大小1K，是由PC标准规定的，用来存储磁盘分区信息和启动信息，任何文件系统都不能使用启动块。启动块之后才是EXT文件系统的开始；
超级块(Superblock)：描述整个分区的文件系统信息，比如块大小，文件系统版本号，上次mount时间等；
超级块在每个块组的开头都有一份拷贝；
块组描述符表(GDT, Group Descriptor Table)
由很多块组描述符(Group Descriptor) 组成，整个分区分成多少个块组就对应多少个GD;
每个GD存储一个块组的描述信息，比如这个块组从哪里开始是inode表，哪里开始是数据块，空闲的inode和数据块还有多少个等。
和超级块类似，GDT在每个块组开头也有一份拷贝；
块位图（Block Bitmap）
用来描述整个块组中那些块空闲，本身占用一个块，每个bit代表本块组的一个块，bit为1表示对应块被占用，0表示空闲；
tips
df命令统计整个磁盘空间非常快，因为只需要查看每个块组的块位图即可；
du命令查看一个较大目录会很慢，因为需要搜索整个目录的所有文件；
inode位图(inode Bitmap)
和块位图类似，本身占用一个块，每个bit表示一个inode是否空闲可用；
inode表(inode Table)
每个文件对应一个inode，用来描述文件类型，权限，大小，创建/修改/访问时间等信息；
一个块组中的所有inode组成了inode表；
Inode表占用多少个块，格式化时就要确定，mke2fs工具默认策略是每8K分配一个inode。
就是说当文件全部是8K时，inode表会充分利用，当文件过大，inode表会浪费，文件过小，inode不够用；
硬链接指向同一个inode；
数据块(Data Block)
a.常规文件：
文件的数据存储在数据块中；
b.目录
该目录下所有文件名和目录名存储在数据块中；
文件名保存在目录的数据块中，ls –l看到的其他信息保存在该文件的inode中；
目录也是文件，是一种特殊类型的文件；
c.符号链接
如果目标路径名较短，直接保存在inode中以便查找，如果过长，分配一个数据块保存。
d.设备文件、FIFO和socket等特殊文件
没有数据块，设备文件的主，次设备号保存在inode中。
2.2实例解析文件系统结构：
用一个文件来模拟一个磁盘;
1.创建一个1M文件，内容全是0
dd if=/dev/zero of=fs count=256 bs=4k
2.对文件fs格式化
格式化后的fs文件大小依然是1M，但内容已经不是全零。
3.用dumpe2fs工具查看这个分区的超级块和块组描述表信息
(base) leon\@pc:\~/nfs/linux\$ dumpe2fs fs
dumpe2fs 1.42.13 (17-May-2015) Filesystem volume name: <none> Last mounted on: <not available> Filesystem UUID: a00715b2-528b-4ca6-8c2b-953389a5ab00 Filesystem magic number: 0xEF53 Filesystem revision #: 1 (dynamic) Filesystem features: ext_attr resize_inode dir_index filetype sparse_super large_file Filesystem flags: signed_directory_hash Default mount options: user_xattr acl Filesystem state: clean Errors behavior: Continue Filesystem OS type: Linux Inode count: 128 Block count: 1024 Reserved block count: 51 Free blocks: 986 Free inodes: 117 First block: 1 Block size: 1024 Fragment size: 1024 Reserved GDT blocks: 3 Blocks per group: 8192 Fragments per group: 8192 Inodes per group: 128 Inode blocks per group: 16 Filesystem created: Fri Aug 21 16:48:02 2020 Last mount time: n/a Last write time: Fri Aug 21 16:48:02 2020 Mount count: 0 Maximum mount count: -1 Last checked: Fri Aug 21 16:48:02 2020 Check interval: 0 (<none>) Reserved blocks uid: 0 (user root) Reserved blocks gid: 0 (group root) First inode: 11 Inode size: 128 Default directory hash: half_md4 Directory Hash Seed: e5c519af-d42e-43b5-bc8d-c67c5a79bcbe Group 0: (Blocks 1-1023) 主 superblock at 1, Group descriptors at 2-2 保留的GDT块位于 3-5 Block bitmap at 6 (+5), Inode bitmap at 7 (+6) Inode表位于 8-23 (+7) 986 free blocks, 117 free inodes, 2 directories 可用块数: 38-1023 可用inode数: 12-128 (base) leon\@pc:\~/nfs/linux\$
块大小1024字节，一共1024个块，第0块是启动块，第一个块开始才是EXT2文件系统，
Group0占据1到1023个块，共1023个块。
超级块在块1，GDT2，预留3-5，
块位图在块6，占用一个块，1024x8=8192bit，足够表示1023个块，只需一个块就够了；
inode bitmap在块7
inode表在8-23，占用16个块，默认每8K对应一个inode，共1M/8K=128个inode。每个inode占用128字节，128x128=16k
4用普通文件制作的文件系统也可以像磁盘分区一样mount到某个目录
$ sudo mount -o loop fs /mnt/
-o loop选项告诉mount这是一个常规文件，不是块设备，mount会把它的数据当作分区格式来解释；
文件系统格式化后，在根目录自动生成三个字目录： ., …, lost+found
Lost+found目录由e2fsck工具使用，如果在检查磁盘时发生错误，就把有错误的块挂在这个目录下。
现在可以在/mnt 读写文件，umount卸载后，确保所有改动都保存在fs文件中了。
5.解读fs二进制文件
od –tx1 –Ax fs
开头行表示省略全零数据。
000000开始的1KB是启动块，由于不是真正的磁盘，这里全零；
000400到0007ff是1KB的超级块，对照dumpe2fs输出信息对比如下：
超级块：
Ext2各字段按小端存储。
块组描述符
整个文件系统1M，每个块1KB，一共1024个块，除了启动块0，其他1-1023全部属于group0.
Block1是超级块，块位图Block6，inode位图Block7，inode表从Block8开始，由于超级块中指出每个块组有128inode，每个inode大小128字节，因此共占用16个块（8-23）从Block24开始就是数据块。
查看块位图，6x1024=0x1800
前37位（ff ff ff ff 1f）已经被占用，空闲块是连续的Block38-1023=986 free blocks
查看inode位图，7x1024=0x1c00
已用11个inode中，前10个inode是被ext2文件系统保留的，其中第二个inode是根目录，第11个inode是lost+found目录。块组描述符也指出该组有两个目录，就是根目录和lost+found目录。
解析根目录的inode，地址Block8*1024+inode2(1*128)=0x2080
st_mode用八进制表示，包含了文件类型和权限，最高位4表示为文件类型目录，755表示权限，size是大小，说明根目录现在只有一个块。Links=3表示根目录有三个硬链接，分别是根目录下的
和lost+found字目录下的，这里的Blockcount是以512字节为一个块统计的，磁盘最小读写单位一个扇区(Sector)512字节，而不是格式化文件系统时指定的块大小。所以Blockcount是磁盘的物理块数量，而不是分区的逻辑块数量。
根据上图Block[0]=24块，在文件系统中24x1024字节=0x6000，从od命令查找0x6000地址
目录数据块由许多不定长记录组成，每条记录描述该目录下的一个文件；
记录1，inode号为2，就是根目录本身，记录长12字节，文件名长度1(“.”)，类型2;
记录2，inode号为2，也是根目录本身，记录长12字节，文件名长度(“…”)，类型2;
记录3，inode号为11，记录长1000字节，文件名长度(”lost+found”)，类型2;
debugfs命令，不需要mount就可以查看这个文件系统的信息
debugfs fs
stat / cd ls 等
将fs挂载，在根目录创建一个hello.txt文件，写入内容”hello fs!”，重新解析根目录
查看块位图
可见前38bit被占用，第38块地址38x1027=0x9800
查看inode位图，7x1024=0x1c00
由图知，用掉了12个inode
查看根目录的数据块内容
debug fs查看t.txt属性 stat t.txt
t.txt文件inode号=12
Inode12的地址=Block8*1024+inode12(11*128)=0x2580
查看t.txt的inode
文件大小10字节=stlen(“hello fs!”)，数据块地址0x26x1024 = 0x9800
查看内容
2.3数据块寻址
如果一个文件很大，有多个数据块，这些块可能不是连续存放的，那如何寻址所有块呢？
在上面根目录数据块是通过inode的索引项Blocks[0]找到的，实际上这样的索引项一共有15个，从Blocks[0]到Blocks[14]，每个索引项占4字节，前12个索引项都表示块编号，例如上面Blocks[0]保存块24，如果块大小是1KB，这样就可以表示12KB的文件，剩下的三个索引项Blocks[12]~
Blocks[14]，如果也这么用，就只能表示最大15KB文件，这远远不够。实际上剩下的这3个索引项都是间接索引，Blocks[12]所指向的间接寻址块(Indirect Block)，其中存放类似Blocks[0]这种索引，再由索引项指向数据块。假设块大小是b，那么一级间接寻址加上之前的12个索引项，最大可寻址b/4+12个数据块=1024/4+12=268KB的文件。
同理Blocks[13]作为二级寻址，最大可寻址(b/4)*(b/4)+12=64.26MB，Blocks[14]作为三级寻址，最大可寻址(b/4)*(b/4) *(b/4)+12=16.06GB
可见，这种寻址方式对于访问不超过12数据块的小文件，是非常快的。访问任意数据只需要两次读盘操作，一次读Inode，一次读数据块。
而访问大文件数据最多需要5次读盘操作，inode,一级寻址块、二级寻址块、三级寻址块、数据块。
实际上磁盘中的inode和数据块往往会被内核缓存，读大文件的效率也不会太低。
在EXT4，支持Extents，其描述连续数据块的方式，可以节省元数据空间。
