❶ linux查看磁碟io的幾種方法
linux查看磁碟io的幾種方法
怎樣才能快速的定位到並發高是由於磁碟io開銷大呢?可以通過三種方式：
第一種：用 top 命令 中的cpu 信息觀察
Top可以看到的cpu信息有：
Tasks: 29 total, 1 running, 28 sleeping, 0 stopped, 0 zombie
Cpu(s): 0.3% us, 1.0% sy, 0.0% ni, 98.7% id, 0.0% wa, 0.0% hi, 0.0% si
具體的解釋如下：
Tasks: 29 total 進程總數
1 running 正在運行的進程數
28 sleeping 睡眠的進程數
0 stopped 停止的進程數
0 zombie 僵屍進程數
Cpu(s):
0.3% us 用戶空間佔用CPU百分比
1.0% sy 內核空間佔用CPU百分比
0.0% ni 用戶進程空間內改變過優先順序的進程佔用CPU百分比
98.7% id 空閑CPU百分比
0.0% wa 等待輸入輸出的CPU時間百分比
0.0% hi
0.0% si
0.0% wa 的百分比可以大致的體現出當前的磁碟io請求是否頻繁。如果 wa的數量比較大，說明等待輸入輸出的的io比較多。
第二種：用vmstat
vmstat 命令報告關於線程、虛擬內存、磁碟、陷阱和 CPU 活動的統計信息。由 vmstat 命令生成的報告可以用於平衡系統負載活動。系統范圍內的這些統計信息(所有的處理器中)都計算出以百分比表示的平均值，或者計算其總和。
輸入命令：
vmstat 2 5
如果發現等待的進程和處在非中斷睡眠狀態的進程數非常多，並且發送到塊設備的塊數和從塊設備接收到的塊數非常大，那就說明磁碟io比較多。
vmstat參數解釋：
Procs
r: 等待運行的進程數 b: 處在非中斷睡眠狀態的進程數 w: 被交換出去的可運行的進程數。此數由 linux 計算得出，但 linux 並不耗盡交換空間
Memory
swpd: 虛擬內存使用情況，單位：KB
free: 空閑的內存，單位KB
buff: 被用來做為緩存的內存數，單位：KB
Swap
si: 從磁碟交換到內存的交換頁數量，單位：KB/秒
so: 從內存交換到磁碟的交換頁數量，單位：KB/秒
IO
bi: 發送到塊設備的塊數，單位：塊/秒
bo: 從塊設備接收到的塊數，單位：塊/秒
System
in: 每秒的中斷數，包括時鍾中斷
cs: 每秒的環境(上下文)切換次數
CPU
按 CPU 的總使用百分比來顯示
us: CPU 使用時間
sy: CPU 系統使用時間
id: 閑置時間
准測
更多vmstat使用信息
第二種：用iostat
安裝:
Iostat 是 sysstat 工具集的一個工具，需要安裝。
Centos的安裝方式是：
yum install sysstat
Ubuntu的安裝方式是：
aptitude install sysstat
使用：
iostat -dx 顯示磁碟擴展信息
root@fileapp:~# iostat -dx
r/s 和 w/s 分別是每秒的讀操作和寫操作，而rKB/s 和wKB/s 列以每秒千位元組為單位顯示了讀和寫的數據量
如果這兩對數據值都很高的話說明磁碟io操作是很頻繁。
+++++++++++++++++++++++++++++++++++++
linux wa%過高，iostat查看io狀況
1, 安裝 iostat
yum install sysstat
之後就可以使用 iostat 命令了，
2，入門使用
iostat -d -k 2
參數 -d 表示，顯示設備（磁碟）使用狀態；-k某些使用block為單位的列強制使用Kilobytes為單位；2表示，數據顯示每隔2秒刷新一次。
tps：該設備每秒的傳輸次數（Indicate the number of transfers per second that were issued to the device.）。"一次傳輸"意思是"一次I/O請求"。多個邏輯請求可能會被合並為"一次I/O請求"。"一次傳輸"請求的大小是未知的。kB_read/s：每秒從設備（drive expressed）讀取的數據量；
kB_wrtn/s：每秒向設備（drive expressed）寫入的數據量；
kB_read：讀取的總數據量；kB_wrtn：寫入的總數量數據量；這些單位都為Kilobytes。
指定監控的設備名稱為sda，該命令的輸出結果和上面命令完全相同。
iostat -d sda 2
默認監控所有的硬碟設備，現在指定只監控sda。
3, -x 參數
iostat還有一個比較常用的選項 -x ，該選項將用於顯示和io相關的擴展數據。
iostat -d -x -k 1 10
輸出信息的含義
。
4, 常見用法
iostat -d -k 1 10 #查看TPS和吞吐量信息(磁碟讀寫速度單位為KB)
iostat -d -m 2 #查看TPS和吞吐量信息(磁碟讀寫速度單位為MB)
iostat -d -x -k 1 10 #查看設備使用率（%util）、響應時間（await） iostat -c 1 10 #查看cpu狀態
5, 實例分析
iostat -d -k 1 | grep vda
Device: tps kB_read/s kB_wrtn/s kB_read kB_wrtn
sda10 60.72 18.95 71.53 395637647 1493241908
sda10 299.02 4266.67 129.41 4352 132
sda10 483.84 4589.90 4117.17 4544 4076
sda10 218.00 3360.00 100.00 3360 100
sda10 546.00 8784.00 124.00 8784 124
sda10 827.00 13232.00 136.00 13232 136
上面看到，磁碟每秒傳輸次數平均約400；每秒磁碟讀取約5MB，寫入約1MB。
iostat -d -x -k 1
Device: rrqm/s wrqm/s r/s w/s rsec/s wsec/s rkB/s wkB/s avgrq-sz avgqu-sz await svctm %util
sda 1.56 28.31 7.84 31.50 43.65 3.16 21.82 1.58 1.19 0.03 0.80 2.61 10.29
sda 1.98 24.75 419.80 6.93 13465.35 253.47 6732.67 126.73 32.15 2.00 4.70 2.00 85.25
sda 3.06 41.84 444.90 54.08 14204.08 2048.98 7102.04 1024.49 32.57 2.10 4.21 1.85 92.24
可以看到磁碟的平均響應時間<5ms，磁碟使用率>80。磁碟響應正常，但是已經很繁忙了。
可以看到磁碟的平均響應時間<5ms，磁碟使用率>90。磁碟響應正常，但是已經很繁忙了。
await： 每一個IO請求的處理的平均時間（單位是微秒毫秒）。這里可以理解為IO的響應時間，一般地系統IO響應時間應該低於5ms，如果大於10ms就比較大了
svctm 表示平均每次設備I/O操作的服務時間（以毫秒為單位）。如果svctm的值與await很接近，表示幾乎沒有I/O等待，磁碟性能很好，
如果await的值遠高於svctm的值，則表示I/O隊列等待太長， 系統上運行的應用程序將變慢。
%util： 在統計時間內所有處理IO時間，除以總共統計時間
所以該參數暗示了設備的繁忙程度
。一般地，如果該參數是100%表示設備已經接近滿負荷運行了（當然如果是多磁碟，即使%util是100%，因為磁碟的並發能力，所以磁碟使用未必就到了瓶頸）。
也可以使用下面的命令，同時顯示cpu和磁碟的使用情況
等待時間超過5ms, 磁碟io有問題
❷ Linux系統I/O模型及select、poll、epoll原理和應用
理解Linux的IO模型之前，首先要了解一些基本概念，才能理解這些IO模型設計的依據
操作系統使用虛擬內存來映射物理內存，對於32位的操作系統來說，虛擬地址空間為4G（2^32）。操作系統的核心是內核，為了保護用戶進程不能直接操作內核，保證內核安全，操作系統將虛擬地址空間劃分為內核空間和用戶空間。內核可以訪問全部的地址空間，擁有訪問底層硬體設備的許可權，普通的應用程序需要訪問硬體設備必須通過 系統調用 來實現。
對於Linux系統來說，將虛擬內存的最高1G位元組的空間作為內核空間僅供內核使用，低3G位元組的空間供用戶進程使用，稱為用戶空間。
又被稱為標准I/O，大多數文件系統的默認I/O都是緩存I/O。在Linux系統的緩存I/O機制中，操作系統會將I/O的數據緩存在頁緩存（內存）中，也就是數據先被拷貝到內核的緩沖區（內核地址空間），然後才會從內核緩沖區拷貝到應用程序的緩沖區（用戶地址空間）。
這種方式很明顯的缺點就是數據傳輸過程中需要再應用程序地址空間和內核空間進行多次數據拷貝操作，這些操作帶來的CPU以及內存的開銷是非常大的。
由於Linux系統採用的緩存I/O模式，對於一次I/O訪問，以讀操作舉例，數據先會被拷貝到內核緩沖區，然後才會從內核緩沖區拷貝到應用程序的緩存區，當一個read系統調用發生的時候，會經歷兩個階段：
正是因為這兩個狀態，Linux系統才產生了多種不同的網路I/O模式的方案
Linux系統默認情況下所有socke都是blocking的，一個讀操作流程如下：
以UDP socket為例，當用戶進程調用了recvfrom系統調用，如果數據還沒准備好，應用進程被阻塞，內核直到數據到來且將數據從內核緩沖區拷貝到了應用進程緩沖區，然後向用戶進程返回結果，用戶進程才解除block狀態，重新運行起來。
阻塞模行下只是阻塞了當前的應用進程，其他進程還可以執行，不消耗CPU時間，CPU的利用率較高。
Linux可以設置socket為非阻塞的，非阻塞模式下執行一個讀操作流程如下：
當用戶進程發出recvfrom系統調用時，如果kernel中的數據還沒准備好，recvfrom會立即返回一個error結果，不會阻塞用戶進程，用戶進程收到error時知道數據還沒准備好，過一會再調用recvfrom，直到kernel中的數據准備好了，內核就立即將數據拷貝到用戶內存然後返回ok，這個過程需要用戶進程去輪詢內核數據是否准備好。
非阻塞模型下由於要處理更多的系統調用，因此CPU利用率比較低。
應用進程使用sigaction系統調用，內核立即返回，等到kernel數據准備好時會給用戶進程發送一個信號，告訴用戶進程可以進行IO操作了，然後用戶進程再調用IO系統調用如recvfrom，將數據從內核緩沖區拷貝到應用進程。流程如下：
相比於輪詢的方式，不需要多次系統調用輪詢，信號驅動IO的CPU利用率更高。
非同步IO模型與其他模型最大的區別是，非同步IO在系統調用返回的時候所有操作都已經完成，應用進程既不需要等待數據准備，也不需要在數據到來後等待數據從內核緩沖區拷貝到用戶緩沖區，流程如下：
在數據拷貝完成後，kernel會給用戶進程發送一個信號告訴其read操作完成了。
是用select、poll等待數據，可以等待多個socket中的任一個變為可讀，這一過程會被阻塞，當某個套接字數據到來時返回，之後再用recvfrom系統調用把數據從內核緩存區復制到用戶進程，流程如下：
流程類似阻塞IO，甚至比阻塞IO更差，多使用了一個系統調用，但是IO多路復用最大的特點是讓單個進程能同時處理多個IO事件的能力，又被稱為事件驅動IO，相比於多線程模型，IO復用模型不需要線程的創建、切換、銷毀，系統開銷更小，適合高並發的場景。
select是IO多路復用模型的一種實現，當select函數返回後可以通過輪詢fdset來找到就緒的socket。
優點是幾乎所有平台都支持，缺點在於能夠監聽的fd數量有限，Linux系統上一般為1024，是寫死在宏定義中的，要修改需要重新編譯內核。而且每次都要把所有的fd在用戶空間和內核空間拷貝，這個操作是比較耗時的。
poll和select基本相同，不同的是poll沒有最大fd數量限制（實際也會受到物理資源的限制，因為系統的fd數量是有限的），而且提供了更多的時間類型。
總結：select和poll都需要在返回後通過輪詢的方式檢查就緒的socket，事實上同時連的大量socket在一個時刻只有很少的處於就緒狀態，因此隨著監視的描述符數量的變多，其性能也會逐漸下降。
epoll是select和poll的改進版本，更加靈活，沒有描述符限制。epoll使用一個文件描述符管理多個描述符，將用戶關系的文件描述符的事件存放到內核的一個事件表中，這樣在用戶空間和內核空間的只需一次。
epoll_create()用來創建一個epoll句柄。
epoll_ctl() 用於向內核注冊新的描述符或者是改變某個文件描述符的狀態。已注冊的描述符在內核中會被維護在一棵紅黑樹上，通過回調函數內核會將 I/O 准備好的描述符加入到一個就緒鏈表中管理。
epoll_wait() 可以從就緒鏈表中得到事件完成的描述符，因此進程不需要通過輪詢來獲得事件完成的描述符。
當epoll_wait檢測到描述符IO事件發生並且通知給應用程序時，應用程序可以不立即處理該事件，下次調用epoll_wait還會再次通知該事件，支持block和nonblocking socket。
當epoll_wait檢測到描述符IO事件發生並且通知給應用程序時，應用程序需要立即處理該事件，如果不立即處理，下次調用epoll_wait不會再次通知該事件。
ET模式在很大程度上減少了epoll事件被重復觸發的次數，因此效率要比LT模式高。epoll工作在ET模式的時候，必須使用nonblocking socket，以避免由於一個文件句柄的阻塞讀/阻塞寫操作把處理多個文件描述符的任務餓死。
【segmentfault】 Linux IO模式及 select、poll、epoll詳解
【GitHub】 CyC2018/CS-Notes
❸ Handler消息機制（一）：Linux的epoll機制
在linux 沒有實現epoll事件驅動機制之前，我們一般選擇用select或者poll等IO多路復用的方法來實現並發服務程序。在linux新的內核中，有了一種替換它的機制，就是epoll。
相比select模型， poll使用鏈表保存文件描述符，因此沒有了監視文件數量的限制 ，但其他三個缺點依然存在。
假設我們的伺服器需要支持100萬的並發連接，則在__FD_SETSIZE 為1024的情況下，則我們至少需要開辟1k個進程才能實現100萬的並發連接。除了進程間上下文切換的時間消耗外，從內核/用戶空間大量的無腦內存拷貝、數組輪詢等，是系統難以承受的。因此，基於select模型的伺服器程序，要達到10萬級別的並發訪問，是一個很難完成的任務。
由於epoll的實現機制與select/poll機制完全不同，上面所說的 select的缺點在epoll上不復存在。
設想一下如下場景：有100萬個客戶端同時與一個伺服器進程保持著TCP連接。而每一時刻，通常只有幾百上千個TCP連接是活躍的(事實上大部分場景都是這種情況)。如何實現這樣的高並發？
在select/poll時代，伺服器進程每次都把這100萬個連接告訴操作系統(從用戶態復制句柄數據結構到內核態)，讓操作系統內核去查詢這些套接字上是否有事件發生，輪詢完後，再將句柄數據復制到用戶態，讓伺服器應用程序輪詢處理已發生的網路事件，這一過程資源消耗較大，因此，select/poll一般只能處理幾千的並發連接。
epoll的設計和實現與select完全不同。epoll通過在Linux內核中申請一個簡易的文件系統(文件系統一般用什麼數據結構實現？B+樹)。把原先的select/poll調用分成了3個部分：
1）調用epoll_create()建立一個epoll對象(在epoll文件系統中為這個句柄對象分配資源)
2）調用epoll_ctl向epoll對象中添加這100萬個連接的套接字
3）調用epoll_wait收集發生的事件的連接
如此一來，要實現上面說是的場景，只需要在進程啟動時建立一個epoll對象，然後在需要的時候向這個epoll對象中添加或者刪除連接。同時，epoll_wait的效率也非常高，因為調用epoll_wait時，並沒有一股腦的向操作系統復制這100萬個連接的句柄數據，內核也不需要去遍歷全部的連接。
當某一進程調用epoll_create方法時，Linux內核會創建一個eventpoll結構體，這個結構體中有兩個成員與epoll的使用方式密切相關。eventpoll結構體如下所示：
每一個epoll對象都有一個獨立的eventpoll結構體，用於存放通過epoll_ctl方法向epoll對象中添加進來的事件。這些事件都會掛載在紅黑樹中，如此，重復添加的事件就可以通過紅黑樹而高效的識別出來(紅黑樹的插入時間效率是lgn，其中n為樹的高度)。
而所有 添加到epoll中的事件都會與設備(網卡)驅動程序建立回調關系，也就是說，當相應的事件發生時會調用這個回調方法 。這個回調方法在內核中叫ep_poll_callback,它會將發生的事件添加到rdlist雙鏈表中。
在epoll中，對於每一個事件，都會建立一個epitem結構體，如下所示：
當調用epoll_wait檢查是否有事件發生時，只需要檢查eventpoll對象中的rdlist雙鏈表中是否有epitem元素即可。如果rdlist不為空，則把發生的事件復制到用戶態，同時將事件數量返回給用戶。
epoll結構示意圖
通過紅黑樹和雙鏈表數據結構，並結合回調機制，造就了epoll的高效。
events可以是以下幾個宏的集合：
EPOLLIN：觸發該事件，表示對應的文件描述符上有可讀數據。(包括對端SOCKET正常關閉)；
EPOLLOUT：觸發該事件，表示對應的文件描述符上可以寫數據；
EPOLLPRI：表示對應的文件描述符有緊急的數據可讀（這里應該表示有帶外數據到來）；
EPOLLERR：表示對應的文件描述符發生錯誤；
EPOLLHUP： 表示對應的文件描述符被掛斷；
EPOLLET：將EPOLL設為邊緣觸發(EdgeTriggered)模式，這是相對於水平觸發(Level Triggered)來說的。
EPOLLONESHOT： 只監聽一次事件，當監聽完這次事件之後，如果還需要繼續監聽這個socket的話，需要再次把這個socket加入到EPOLL隊列里。
示例：
ET(EdgeTriggered) :高速工作模式，只支持no_block(非阻塞模式)。在此模式下，當描述符從未就緒變為就緒時，內核通過epoll告知。然後它會假設用戶知道文件描述符已經就緒，並且不會再為那個文件描述符發送更多的就緒通知，直到某些操作導致那個文件描述符不再為就緒狀態了。(觸發模式只在數據就緒時通知一次，若數據沒有讀完，下一次不會通知，直到有新的就緒數據)
LT(LevelTriggered) :預設工作方式，支持blocksocket和no_blocksocket。在LT模式下內核會告知一個文件描述符是否就緒了，然後可以對這個就緒的fd進行IO操作。如果不作任何操作，內核還是會繼續通知！若數據沒有讀完，內核也會繼續通知，直至設備數據為空為止！
1.我們已經把一個用來從管道中讀取數據的文件句柄(RFD)添加到epoll描述符
2. 這個時候從管道的另一端被寫入了2KB的數據
3. 調用epoll_wait(2)，並且它會返回RFD，說明它已經准備好讀取操作
4. 然後我們讀取了1KB的數據
5. 調用epoll_wait(2)……
ET工作模式：
如果我們在第1步將RFD添加到epoll描述符的時候使用了EPOLLET標志，在第2步執行了一個寫操作，第三步epoll_wait會返回同時通知的事件會銷毀。因為第4步的讀取操作沒有讀空文件輸入緩沖區內的數據，因此我們在第5步調用epoll_wait(2)完成後，是否掛起是不確定的。epoll工作在ET模式的時候，必須使用非阻塞套介面，以避免由於一個文件句柄的阻塞讀/阻塞寫操作把處理多個文件描述符的任務餓死。
只有當read(2)或者write(2)返回EAGAIN時(認為讀完)才需要掛起，等待。但這並不是說每次read()時都需要循環讀，直到讀到產生一個EAGAIN才認為此次事件處理完成，當read()返回的讀到的數據長度小於請求的數據長度時(即小於sizeof(buf))，就可以確定此時緩沖中已沒有數據了，也就可以認為此事讀事件已處理完成。
LT工作模式：
LT方式調用epoll介面的時候，它就相當於一個速度比較快的poll(2)，並且無論後面的數據是否被使用，因此他們具有同樣的職能。
當調用 epoll_wait檢查是否有發生事件的連接時，只是檢查 eventpoll對象中的 rdllist雙向鏈表是否有 epitem元素而已，如果 rdllist鏈表不為空，則把這里的事件復制到用戶態內存中，同時將事件數量返回給用戶。因此，epoll_wait的效率非常高。epoll_ctl在向 epoll對象中添加、修改、刪除事件時，從 rbr紅黑樹中查找事件也非常快，也就是說，epoll是非常高效的，它可以輕易地處理百萬級別的並發連接。
1.減少用戶態和內核態之間的文件句柄拷貝；
2.減少對可讀可寫文件句柄的遍歷。
https://cloud.tencent.com/developer/information/linux%20epoll%E6%9C%BA%E5%88%B6
https://blog.csdn.net/u010657219/article/details/44061629
https://jiahao..com/s?id=1609322251459722004&wfr=spider&for=pc
❹ 伺服器知識，什麼叫集群什麼叫並發什麼叫IO求大神指點，不要復制粘貼
集群通信系彎拆統是一種用於集團銀鬧如調度指揮通信的移動通信系統，主要應用在專業移動通信領域。該系統具有的可用信道可為系統的全體用戶共用，具有自動選擇信道功能，它是共享資源、分擔費用、共用信道設備及服務的多用途、高效鋒啟能的無線調度通信系統。
❺ 如何提高Linux伺服器磁碟io性能
您好，很高興為您解答。
在現有文件系統下進行優化：
linux內核和各個文件系統採用了幾個優化方案來提升磁碟訪問速度。但這些優化方案需要在我們的伺服器設計中進行配合才能得到充分發揮。
文件系統緩存
linux內核會將大部分空閑內存交給虛擬文件系統，來作為文件緩存，叫做page cache。在內存不足時，這部分內存會採用lru演算法進行淘汰。通過free命令查看內存，顯示為cached的部分就是文件緩存了。
如何針對性優化：
lru並不是一個優秀淘汰演算法，lru最大的優勢是普適性好，在各種使用場景下都能起到一定的效果。如果能找到當前使用場景下，文件被訪問的統計特徵，針 對性的寫一個淘汰演算法，可以大幅提升文件緩存的命中率。對於http正向代理來說，一個好的淘汰演算法可以用1GB內存達到lru演算法100GB內存的緩存 效果。如果不打算寫一個新的淘汰演算法，一般不需要在應用層再搭一個文件cache程序來做緩存。
最小分配：
當文件擴大，需要分配磁碟空間時，大部分文件系統不會僅僅只分配當前需要的磁碟空間，而是會多分配一些磁碟空間。這樣下次文件擴大時就可以使用已經分配好的空間，而不會頻繁的去分配新空間。
例如ext3下，每次分配磁碟空間時，最小是分配8KB。
最小分配的副作用是會浪費一些磁碟空間（分配了但是又沒有使用）
如何針對性優化：
我們在reiserfs下將最小分配空間從8KB改大到128K後提升了30%的磁碟io性能。如果當前使用場景下小文件很多，把預分配改大就會浪費很多 磁碟空間，所以這個數值要根據當前使用場景來設定。似乎要直接改源代碼才能生效，不太記得了，09年的時候改的，有興趣的同學自己google吧。
io訪問調度：
在同時有多個io訪問時，linux內核可以對這些io訪問按LBA進行合並和排序，這樣磁頭在移動時，可以「順便」讀出移動過程中的數據。
SATA等磁碟甚至在磁碟中內置了io排序來進一步提升性能，一般需要在主板中進行配置才能啟動磁碟內置io排序。linux的io排序是根據LBA進行的，但LBA是一個一維線性地址，無法完全反應出二維的圓形磁碟，所以磁碟的內置io排序能達到更好的效果。
如何針對性優化：
io訪問調度能大幅提升io性能，前提是應用層同時發起了足夠的io訪問供linux去調度。
怎樣才能從應用層同時向內核發起多個io訪問呢？
方案一是用aio_read非同步發起多個文件讀寫請求。
方案二是使用磁碟線程池同時發起多個文件讀寫請求。
對我們的http正向代理來說，採用16個線程讀寫磁碟可以將性能提升到2.5倍左右。具體開多少個線程/進程，可以根據具體使用場景來決定。
小提示：
將文件句柄設置為非阻塞時，進程還是會睡眠等待磁碟io，非阻塞對於文件讀寫是不生效的。在正常情況下，讀文件只會引入十幾毫秒睡眠，所以不太明顯；而在磁碟io極大時，讀文件會引起十秒以上的進程睡眠。
預讀取：
linux內核可以預測我們「將來的讀請求」並提前將數據讀取出來。通過預讀取可以減少讀io的次數，並且減小讀請求的延時。
如何針對性優化：
預讀取的預測准確率是有限的，與其依賴預讀取，不如我們直接開一個較大的緩沖區，一次性將文件讀出來再慢慢處理；盡量不要開一個較小的緩沖區，循環讀文件/處理文件。
雖然說「預讀取」和「延遲分配」能起到類似的作用，但是我們自己擴大讀寫緩沖區效果要更好。
延遲分配：
當文件擴大，需要分配磁碟空間時，可以不立即進行分配，而是暫存在內存中，將多次分配磁碟空間的請求聚合在一起後，再進行一次性分配。
延遲分配的目的也是減少分配次數，從而減少文件不連續。
延遲分配的副作用有幾個：
1、如果應用程序每次寫數據後都通過fsync等介面進行強制刷新，延遲分配將不起作用
2、延遲分配有可能間歇性引入一個較大的磁碟IO延時（因為要一次性向磁碟寫入較多數據）
只有少數新文件系統支持這個特性
如何針對性優化：
如果不是對安全性（是否允許丟失）要求極高的數據，可以直接在應用程序里緩存起來，積累到一定大小再寫入，效果比文件系統的延遲分配更好。如果對安全性要求極高，建議經常用fsync強制刷新。
在線磁碟碎片整理：
Ext4提供了一款碎片整理工具，叫e4defrag，主要包含三個功能：
1、讓每個文件連續存儲
2、盡量讓每個目錄下的文件連續存儲
3、通過整理空閑磁碟空間，讓接下來的分配更不容易產生碎片
如何針對性優化：
「讓每個目錄下的文件連續存儲」是一個極有價值的功能。
傳統的做法是通過拼接圖片來將這10張圖片合並到一張大圖中，再由前端將大圖切成10張小圖。
有了e4defrag後，可以將需連續訪問的文件放在同一個文件夾下，再定期使用e4defrag進行磁碟整理。
實現自己的文件系統：
在大部分伺服器上，不需要支持「修改文件」這個功能。一旦文件創建好，就不能再做修改操作，只支持讀取和刪除。在這個前提下，我們可以消滅所有文件碎片，把磁碟io效率提升到理論極限。
有一個公式可以衡量磁碟io的效率：
磁碟利用率 = 傳輸時間/（平均尋道時間+傳輸時間）
如若滿意，請點擊回答右側【採納答案】，如若還有問題，請點擊【追問】
~ O(∩_∩)O~
❻ linux中的io操作指的是什麼
計算機中的I/O匯流排（輸入輸出匯流排），主要用於聯系硬碟、USB、網卡等介面設備，和這些設備的數據「交流」（讀與寫），就可以叫做I/O操作。
❼ 如何實現linux下多線程之間的互斥與同步
Linux設備驅動中必須解決的一個問題是多個進程對共享資源的並發訪問，並發訪問會導致競態，linux提供了多種解決競態問題的方式，這些方式適合不同的應用場景。
Linux內核是多進程、多線程的操作系統，它提供了相當完整的內核同步方法。內核同步方法列表如下：
中斷屏蔽
原子操作
自旋鎖
讀寫自旋鎖
順序鎖
信號量
讀寫信號量
BKL（大內核鎖）
Seq鎖
一、並發與競態：
定義：
並發（concurrency）指的是多個執行單元同時、並行被執行，而並發的執行單元對共享資源（硬體資源和軟體上的全局變數、靜態變數等）的訪問則很容易導致競態（race conditions）。
在linux中，主要的競態發生在如下幾種情況：
1、對稱多處理器（SMP）多個CPU
特點是多個CPU使用共同的系統匯流排，因此可訪問共同的外設和存儲器。
2、單CPU內進程與搶占它的進程
3、中斷（硬中斷、軟中斷、Tasklet、底半部）與進程之間
只要並發的多個執行單元存在對共享資源的訪問，競態就有可能發生。
如果中斷處理程序訪問進程正在訪問的資源，則競態也會會發生。
多個中斷之間本身也可能引起並發而導致競態（中斷被更高優先順序的中斷打斷）。
解決競態問題的途徑是保證對共享資源的互斥訪問，所謂互斥訪問就是指一個執行單元在訪問共享資源的時候，其他的執行單元都被禁止訪問。
訪問共享資源的代碼區域被稱為臨界區，臨界區需要以某種互斥機制加以保護，中斷屏蔽，原子操作，自旋鎖，和信號量都是linux設備驅動中可採用的互斥途徑。
臨界區和競爭條件：
所謂臨界區（critical regions）就是訪問和操作共享數據的代碼段，為了避免在臨界區中並發訪問，編程者必須保證這些代碼原子地執行——也就是說，代碼在執行結束前不可被打斷，就如同整個臨界區是一個不可分割的指令一樣，如果兩個執行線程有可能處於同一個臨界區中，那麼就是程序包含一個bug，如果這種情況發生了，我們就稱之為競爭條件（race conditions），避免並發和防止競爭條件被稱為同步。
死鎖：
死鎖的產生需要一定條件：要有一個或多個執行線程和一個或多個資源，每個線程都在等待其中的一個資源，但所有的資源都已經被佔用了，所有線程都在相互等待，但它們永遠不會釋放已經佔有的資源，於是任何線程都無法繼續，這便意味著死鎖的發生。
二、中斷屏蔽
在單CPU范圍內避免競態的一種簡單方法是在進入臨界區之前屏蔽系統的中斷。
由於linux內核的進程調度等操作都依賴中斷來實現，內核搶占進程之間的並發也就得以避免了。
中斷屏蔽的使用方法：
local_irq_disable()//屏蔽中斷
//臨界區
local_irq_enable()//開中斷
特點：
由於linux系統的非同步IO，進程調度等很多重要操作都依賴於中斷，在屏蔽中斷期間所有的中斷都無法得到處理，因此長時間的屏蔽是很危險的，有可能造成數據丟失甚至系統崩潰，這就要求在屏蔽中斷之後，當前的內核執行路徑應當盡快地執行完臨界區的代碼。
中斷屏蔽只能禁止本CPU內的中斷，因此，並不能解決多CPU引發的競態，所以單獨使用中斷屏蔽並不是一個值得推薦的避免競態的方法，它一般和自旋鎖配合使用。
三、原子操作
定義：原子操作指的是在執行過程中不會被別的代碼路徑所中斷的操作。
（原子原本指的是不可分割的微粒，所以原子操作也就是不能夠被分割的指令）
（它保證指令以「原子」的方式執行而不能被打斷）
原子操作是不可分割的，在執行完畢不會被任何其它任務或事件中斷。在單處理器系統(UniProcessor)中，能夠在單條指令中完成的操作都可以認為是" 原子操作"，因為中斷只能發生於指令之間。這也是某些CPU指令系統中引入了test_and_set、test_and_clear等指令用於臨界資源互斥的原因。但是，在對稱多處理器(Symmetric Multi-Processor)結構中就不同了，由於系統中有多個處理器在獨立地運行，即使能在單條指令中完成的操作也有可能受到干擾。我們以decl (遞減指令)為例，這是一個典型的"讀－改－寫"過程，涉及兩次內存訪問。
通俗理解：
原子操作，顧名思義，就是說像原子一樣不可再細分。一個操作是原子操作，意思就是說這個操作是以原子的方式被執行，要一口氣執行完，執行過程不能夠被OS的其他行為打斷，是一個整體的過程，在其執行過程中，OS的其它行為是插不進來的。
分類：linux內核提供了一系列函數來實現內核中的原子操作，分為整型原子操作和位原子操作，共同點是：在任何情況下操作都是原子的，內核代碼可以安全的調用它們而不被打斷。
原子整數操作：
針對整數的原子操作只能對atomic_t類型的數據進行處理，在這里之所以引入了一個特殊的數據類型，而沒有直接使用C語言的int型，主要是出於兩個原因：
第一、讓原子函數只接受atomic_t類型的操作數，可以確保原子操作只與這種特殊類型數據一起使用，同時，這也確保了該類型的數據不會被傳遞給其它任何非原子函數；
第二、使用atomic_t類型確保編譯器不對相應的值進行訪問優化——這點使得原子操作最終接收到正確的內存地址，而不是一個別名，最後就是在不同體系結構上實現原子操作的時候，使用atomic_t可以屏蔽其間的差異。
原子整數操作最常見的用途就是實現計數器。
另一點需要說明原子操作只能保證操作是原子的，要麼完成，要麼不完成，不會有操作一半的可能，但原子操作並不能保證操作的順序性，即它不能保證兩個操作是按某個順序完成的。如果要保證原子操作的順序性，請使用內存屏障指令。
atomic_t和ATOMIC_INIT(i)定義
typedef struct { volatile int counter; } atomic_t;
#define ATOMIC_INIT(i) { (i) }
在你編寫代碼的時候，能使用原子操作的時候，就盡量不要使用復雜的加鎖機制，對多數體系結構來講，原子操作與更復雜的同步方法相比較，給系統帶來的開銷小，對高速緩存行的影響也小，但是，對於那些有高性能要求的代碼，對多種同步方法進行測試比較，不失為一種明智的作法。
原子位操作：
針對位這一級數據進行操作的函數，是對普通的內存地址進行操作的。它的參數是一個指針和一個位號。
為方便其間，內核還提供了一組與上述操作對應的非原子位函數，非原子位函數與原子位函數的操作完全相同，但是，前者不保證原子性，且其名字前綴多兩個下劃線。例如，與test_bit()對應的非原子形式是_test_bit()，如果你不需要原子性操作（比如，如果你已經用鎖保護了自己的數據），那麼這些非原子的位函數相比原子的位函數可能會執行得更快些。
四、自旋鎖
自旋鎖的引入：
如 果每個臨界區都能像增加變數這樣簡單就好了，可惜現實不是這樣，而是臨界區可以跨越多個函數，例如：先得從一個數據結果中移出數據，對其進行格式轉換和解 析，最後再把它加入到另一個數據結構中，整個執行過程必須是原子的，在數據被更新完畢之前，不能有其他代碼讀取這些數據，顯然，簡單的原子操作是無能為力 的（在單處理器系統(UniProcessor)中，能夠在單條指令中完成的操作都可以認為是" 原子操作"，因為中斷只能發生於指令之間），這就需要使用更為復雜的同步方法——鎖來提供保護。
自旋鎖的介紹：
Linux內核中最常見的鎖是自旋鎖（spin lock），自旋鎖最多隻能被一個可執行線程持有，如果一個執行線程試圖獲得一個被爭用（已經被持有）的自旋鎖，那麼該線程就會一直進行忙循環—旋轉—等待鎖重新可用，要是鎖未被爭用，請求鎖的執行線程便能立刻得到它，繼續執行，在任意時間，自旋鎖都可以防止多於一個的執行線程同時進入理解區，注意同一個鎖可以用在多個位置—例如，對於給定數據的所有訪問都可以得到保護和同步。
一個被爭用的自旋鎖使得請求它的線程在等待鎖重新可用時自旋（特別浪費處理器時間），所以自旋鎖不應該被長時間持有，事實上，這點正是使用自旋鎖的初衷，在短期間內進行輕量級加鎖，還可以採取另外的方式來處理對鎖的爭用：讓請求線程睡眠，直到鎖重新可用時再喚醒它，這樣處理器就不必循環等待，可以去執行其他代碼，這也會帶來一定的開銷——這里有兩次明顯的上下文切換， 被阻塞的線程要換出和換入。因此，持有自旋鎖的時間最好小於完成兩次上下文切換的耗時，當然我們大多數人不會無聊到去測量上下文切換的耗時，所以我們讓持 有自旋鎖的時間應盡可能的短就可以了，信號量可以提供上述第二種機制，它使得在發生爭用時，等待的線程能投入睡眠，而不是旋轉。
自旋鎖可以使用在中斷處理程序中（此處不能使用信號量，因為它們會導致睡眠），在中斷處理程序中使用自旋鎖時，一定要在獲取鎖之前，首先禁止本地中斷（在 當前處理器上的中斷請求），否則，中斷處理程序就會打斷正持有鎖的內核代碼，有可能會試圖去爭用這個已經持有的自旋鎖，這樣以來，中斷處理程序就會自旋， 等待該鎖重新可用，但是鎖的持有者在這個中斷處理程序執行完畢前不可能運行，這正是我們在前一章節中提到的雙重請求死鎖，注意，需要關閉的只是當前處理器上的中斷，如果中斷發生在不同的處理器上，即使中斷處理程序在同一鎖上自旋，也不會妨礙鎖的持有者（在不同處理器上）最終釋放鎖。
自旋鎖的簡單理解：
理解自旋鎖最簡單的方法是把它作為一個變數看待，該變數把一個臨界區或者標記為「我當前正在運行，請稍等一會」或者標記為「我當前不在運行，可以被使用」。如果A執行單元首先進入常式，它將持有自旋鎖，當B執行單元試圖進入同一個常式時，將獲知自旋鎖已被持有，需等到A執行單元釋放後才能進入。
自旋鎖的API函數：
其實介紹的幾種信號量和互斥機制，其底層源碼都是使用自旋鎖,可以理解為自旋鎖的再包裝。所以從這里就可以理解為什麼自旋鎖通常可以提供比信號量更高的性能。
自旋鎖是一個互斥設備，他只能會兩個值：「鎖定」和「解鎖」。它通常實現為某個整數之中的單個位。
「測試並設置」的操作必須以原子方式完成。
任何時候，只要內核代碼擁有自旋鎖，在相關CPU上的搶占就會被禁止。
適用於自旋鎖的核心規則：
（1）任何擁有自旋鎖的代碼都必須使原子的，除服務中斷外（某些情況下也不能放棄CPU,如中斷服務也要獲得自旋鎖。為了避免這種鎖陷阱，需要在擁有自旋鎖時禁止中斷），不能放棄CPU（如休眠，休眠可發生在許多無法預期的地方）。否則CPU將有可能永遠自旋下去（死機）。
（2）擁有自旋鎖的時間越短越好。
需 要強調的是，自旋鎖別設計用於多處理器的同步機制，對於單處理器（對於單處理器並且不可搶占的內核來說，自旋鎖什麼也不作），內核在編譯時不會引入自旋鎖 機制，對於可搶占的內核，它僅僅被用於設置內核的搶占機制是否開啟的一個開關，也就是說加鎖和解鎖實際變成了禁止或開啟內核搶占功能。如果內核不支持搶 占，那麼自旋鎖根本就不會編譯到內核中。
內核中使用spinlock_t類型來表示自旋鎖，它定義在：
typedef struct {
raw_spinlock_t raw_lock;
#if defined(CONFIG_PREEMPT) && defined(CONFIG_SMP)
unsigned int break_lock;
#endif
} spinlock_t;
對於不支持SMP的內核來說，struct raw_spinlock_t什麼也沒有，是一個空結構。對於支持多處理器的內核來說，struct raw_spinlock_t定義為
typedef struct {
unsigned int slock;
} raw_spinlock_t;
slock表示了自旋鎖的狀態，「1」表示自旋鎖處於解鎖狀態（UNLOCK），「0」表示自旋鎖處於上鎖狀態（LOCKED）。
break_lock表示當前是否由進程在等待自旋鎖，顯然，它只有在支持搶占的SMP內核上才起作用。
自旋鎖的實現是一個復雜的過程，說它復雜不是因為需要多少代碼或邏輯來實現它，其實它的實現代碼很少。自旋鎖的實現跟體系結構關系密切，核心代碼基本也是由匯編語言寫成，與體協結構相關的核心代碼都放在相關的目錄下，比如。對於我們驅動程序開發人員來說，我們沒有必要了解這么spinlock的內部細節，如果你對它感興趣，請參考閱讀Linux內核源代碼。對於我們驅動的spinlock介面，我們只需包括頭文件。在我們詳細的介紹spinlock的API之前，我們先來看看自旋鎖的一個基本使用格式：
#include
spinlock_t lock = SPIN_LOCK_UNLOCKED;
spin_lock(&lock);
....
spin_unlock(&lock);
從使用上來說，spinlock的API還很簡單的，一般我們會用的的API如下表，其實它們都是定義在中的宏介面，真正的實現在中
#include
SPIN_LOCK_UNLOCKED
DEFINE_SPINLOCK
spin_lock_init( spinlock_t *)
spin_lock(spinlock_t *)
spin_unlock(spinlock_t *)
spin_lock_irq(spinlock_t *)
spin_unlock_irq(spinlock_t *)
spin_lock_irqsace(spinlock_t *，unsigned long flags)
spin_unlock_irqsace(spinlock_t *, unsigned long flags)
spin_trylock(spinlock_t *)
spin_is_locked(spinlock_t *)
• 初始化
spinlock有兩種初始化形式，一種是靜態初始化，一種是動態初始化。對於靜態的spinlock對象，我們用 SPIN_LOCK_UNLOCKED來初始化，它是一個宏。當然，我們也可以把聲明spinlock和初始化它放在一起做，這就是 DEFINE_SPINLOCK宏的工作，因此，下面的兩行代碼是等價的。
DEFINE_SPINLOCK (lock);
spinlock_t lock = SPIN_LOCK_UNLOCKED;
spin_lock_init 函數一般用來初始化動態創建的spinlock_t對象，它的參數是一個指向spinlock_t對象的指針。當然，它也可以初始化一個靜態的沒有初始化的spinlock_t對象。
spinlock_t *lock
......
spin_lock_init(lock);
• 獲取鎖
內核提供了三個函數用於獲取一個自旋鎖。
spin_lock：獲取指定的自旋鎖。
spin_lock_irq：禁止本地中斷並獲取自旋鎖。
spin_lock_irqsace：保存本地中斷狀態，禁止本地中斷並獲取自旋鎖，返回本地中斷狀態。
自旋鎖是可以使用在中斷處理程序中的，這時需要使用具有關閉本地中斷功能的函數，我們推薦使用 spin_lock_irqsave，因為它會保存加鎖前的中斷標志，這樣就會正確恢復解鎖時的中斷標志。如果spin_lock_irq在加鎖時中斷是關閉的，那麼在解鎖時就會錯誤的開啟中斷。
另外兩個同自旋鎖獲取相關的函數是：
spin_trylock()：嘗試獲取自旋鎖，如果獲取失敗則立即返回非0值，否則返回0。
spin_is_locked()：判斷指定的自旋鎖是否已經被獲取了。如果是則返回非0，否則，返回0。
• 釋放鎖
同獲取鎖相對應，內核提供了三個相對的函數來釋放自旋鎖。
spin_unlock：釋放指定的自旋鎖。
spin_unlock_irq：釋放自旋鎖並激活本地中斷。
spin_unlock_irqsave：釋放自旋鎖，並恢復保存的本地中斷狀態。
五、讀寫自旋鎖
如 果臨界區保護的數據是可讀可寫的，那麼只要沒有寫操作，對於讀是可以支持並發操作的。對於這種只要求寫操作是互斥的需求，如果還是使用自旋鎖顯然是無法滿 足這個要求（對於讀操作實在是太浪費了）。為此內核提供了另一種鎖－讀寫自旋鎖，讀自旋鎖也叫共享自旋鎖，寫自旋鎖也叫排他自旋鎖。
讀寫自旋鎖是一種比自旋鎖粒度更小的鎖機制，它保留了「自旋」的概念，但是在寫操作方面，只能最多有一個寫進程，在讀操作方面，同時可以有多個讀執行單元，當然，讀和寫也不能同時進行。
讀寫自旋鎖的使用也普通自旋鎖的使用很類似，首先要初始化讀寫自旋鎖對象：
// 靜態初始化
rwlock_t rwlock = RW_LOCK_UNLOCKED;
//動態初始化
rwlock_t *rwlock;
...
rw_lock_init(rwlock);
在讀操作代碼里對共享數據獲取讀自旋鎖：
read_lock(&rwlock);
...
read_unlock(&rwlock);
在寫操作代碼里為共享數據獲取寫自旋鎖：
write_lock(&rwlock);
...
write_unlock(&rwlock);
需要注意的是，如果有大量的寫操作，會使寫操作自旋在寫自旋鎖上而處於寫飢餓狀態（等待讀自旋鎖的全部釋放），因為讀自旋鎖會自由的獲取讀自旋鎖。
讀寫自旋鎖的函數類似於普通自旋鎖，這里就不一一介紹了，我們把它列在下面的表中。
RW_LOCK_UNLOCKED
rw_lock_init(rwlock_t *)
read_lock(rwlock_t *)
read_unlock(rwlock_t *)
read_lock_irq(rwlock_t *)
read_unlock_irq(rwlock_t *)
read_lock_irqsave(rwlock_t *, unsigned long)
read_unlock_irqsave(rwlock_t *, unsigned long)
write_lock(rwlock_t *)
write_unlock(rwlock_t *)
write_lock_irq(rwlock_t *)
write_unlock_irq(rwlock_t *)
write_lock_irqsave(rwlock_t *, unsigned long)
write_unlock_irqsave(rwlock_t *, unsigned long)
rw_is_locked(rwlock_t *)
六、順序瑣
順序瑣（seqlock）是對讀寫鎖的一種優化，若使用順序瑣，讀執行單元絕不會被寫執行單元阻塞，也就是說，讀執行單元可以在寫執行單元對被順序瑣保護的共享資源進行寫操作時仍然可以繼續讀，而不必等待寫執行單元完成寫操作，寫執行單元也不需要等待所有讀執行單元完成讀操作才去進行寫操作。
但是，寫執行單元與寫執行單元之間仍然是互斥的，即如果有寫執行單元在進行寫操作，其它寫執行單元必須自旋在哪裡，直到寫執行單元釋放了順序瑣。
如果讀執行單元在讀操作期間，寫執行單元已經發生了寫操作，那麼，讀執行單元必須重新讀取數據，以便確保得到的數據是完整的，這種鎖在讀寫同時進行的概率比較小時，性能是非常好的，而且它允許讀寫同時進行，因而更大的提高了並發性，
注意，順序瑣由一個限制，就是它必須被保護的共享資源不含有指針，因為寫執行單元可能使得指針失效，但讀執行單元如果正要訪問該指針，將導致Oops。
七、信號量
Linux中的信號量是一種睡眠鎖，如果有一個任務試圖獲得一個已經被佔用的信號量時，信號量會將其推進一個等待隊列，然後讓其睡眠，這時處理器能重獲自由，從而去執行其它代碼，當持有信號量的進程將信號量釋放後，處於等待隊列中的哪個任務被喚醒，並獲得該信號量。
信號量，或旗標，就是我們在操作系統里學習的經典的P/V原語操作。
P：如果信號量值大於0，則遞減信號量的值，程序繼續執行，否則，睡眠等待信號量大於0。
V：遞增信號量的值，如果遞增的信號量的值大於0，則喚醒等待的進程。
信號量的值確定了同時可以有多少個進程可以同時進入臨界區，如果信號量的初始值始1，這信號量就是互斥信號量（MUTEX）。對於大於1的非0值信號量，也可稱為計數信號量（counting semaphore）。對於一般的驅動程序使用的信號量都是互斥信號量。
類似於自旋鎖，信號量的實現也與體系結構密切相關，具體的實現定義在頭文件中，對於x86_32系統來說，它的定義如下：
struct semaphore {
atomic_t count;
int sleepers;
wait_queue_head_t wait;
};
信號量的初始值count是atomic_t類型的，這是一個原子操作類型，它也是一個內核同步技術，可見信號量是基於原子操作的。我們會在後面原子操作部分對原子操作做詳細介紹。
信號量的使用類似於自旋鎖，包括創建、獲取和釋放。我們還是來先展示信號量的基本使用形式：
static DECLARE_MUTEX(my_sem);
......
if (down_interruptible(&my_sem))
{
return -ERESTARTSYS;
}
......
up(&my_sem)
Linux內核中的信號量函數介面如下：
static DECLARE_SEMAPHORE_GENERIC(name, count);
static DECLARE_MUTEX(name);
seam_init(struct semaphore *, int);
init_MUTEX(struct semaphore *);
init_MUTEX_LOCKED(struct semaphore *)
down_interruptible(struct semaphore *);
down(struct semaphore *)
down_trylock(struct semaphore *)
up(struct semaphore *)
• 初始化信號量
信號量的初始化包括靜態初始化和動態初始化。靜態初始化用於靜態的聲明並初始化信號量。
static DECLARE_SEMAPHORE_GENERIC(name, count);
static DECLARE_MUTEX(name);
對於動態聲明或創建的信號量，可以使用如下函數進行初始化：
seam_init(sem, count);
init_MUTEX(sem);
init_MUTEX_LOCKED(struct semaphore *)
顯然，帶有MUTEX的函數始初始化互斥信號量。LOCKED則初始化信號量為鎖狀態。
• 使用信號量
信號量初始化完成後我們就可以使用它了
down_interruptible(struct semaphore *);
down(struct semaphore *)
down_trylock(struct semaphore *)
up(struct semaphore *)
down函數會嘗試獲取指定的信號量，如果信號量已經被使用了，則進程進入不可中斷的睡眠狀態。down_interruptible則會使進程進入可中斷的睡眠狀態。關於進程狀態的詳細細節，我們在內核的進程管理里在做詳細介紹。
down_trylock嘗試獲取信號量， 如果獲取成功則返回0，失敗則會立即返回非0。
當退出臨界區時使用up函數釋放信號量，如果信號量上的睡眠隊列不為空，則喚醒其中一個等待進程。
八、讀寫信號量
類似於自旋鎖，信號量也有讀寫信號量。讀寫信號量API定義在頭文件中，它的定義其實也是體系結構相關的，因此具體實現定義在頭文件中，以下是x86的例子：
struct rw_semaphore {
signed long count;
spinlock_t wait_lock;
struct list_head wait_list;
};
❽ 什麼是並發IO和連續IO
先解釋下io吧，計算機處理數據，數據從一個設備到另一個設備之間的交互稱為數據流(stream)，交互過程稱為io，要解決計算機各種故障，計算機之間的數據處理過程(俗余磨稱io)都是豎蔽斗排序進行的並鋒，並發過程只是少數並且被限制很嚴重的，排序（連續）過程很常見，除了硬碟的數據io還有CPU和內存的io，網路之間的io則趨向於並發處理，由於並發處理的不確定性所以引發的io異常相當的多