Разработка ядра Linux

Лав Роберт

Лифтовой алгоритм Линуса

Рассмотрим некоторые планировщики ввода-вывода, применяемые в реальной жизни. Первый планировщик ввода-вывода, который мы рассмотрим, называется Linus Elevator (лифтовой алгоритм Линуса). Это не опечатка, действительно существует лифтовой планировщик, разработанный Линусом Торвальдсом и названный в его честь! Это основной планировщик ввода-вывода в ядре 2.4. В ядре 2.6 его заменили другими планировщиками, которые мы ниже рассмотрим. Однако поскольку этот алгоритм значительно проще новых и в то же время позволяет выполнять почти те же функции, то он заслуживает внимания.

Лифтовой алгоритм Линуса позволяет выполнять как объединение, так и сортировку запросов. Когда запрос добавляется в очередь, вначале он сравнивается со всеми ожидающими запросами, чтобы обнаружить все возможные кандидаты на объединение. Алгоритм Линуса

выполняет два типа объединения: добавление в начало запроса (front merging) и добавление в конец запроса (back merging). Тип объединения соответствует тому, с какой стороны найдено соседство. Если новый запрос следует перед существующим, то выполняется вставка в начало запроса. Если новый запрос следует сразу за существующим — добавление выполняется в конец очереди. В связи с тем, что секторы, в которых хранится файл, расположены по мере увеличения номера сектора и операции ввода-вывода чаще всего выполняются от начала файла до конца, а не наоборот, то при обычной работе вставка в начало запроса встречается значительно реже, чем вставка в конец. Тем не менее алгоритм Линуса проверяет и выполняет оба типа объединения.

Если попытка объединения была неудачной, то определяется возможное место вставки запроса в очередь (положение в очереди, в котором новый запрос наилучшим образом вписывается по номеру сектора между окружающими запросами). Если такое положение находится, то новый запрос помещается туда. Если подходящего места не найдено, то запрос помещается в конец очереди. В дополнение к этому, если в очереди найден запрос, который является достаточно старым, то новый запрос также добавляется в конец очереди. Это предотвращает ситуацию, в которой наличие большого количества запросов к близко расположенным секторам приводит к недостатку обслуживания других запросов. К сожалению, такая проверка "на старость" не очень эффективна. В рассмотренном алгоритме не предпринимается никаких попыток обслуживания запросов в заданных временных рамках, а просто прекращается процесс сортировки-вставки при наличии определенной задержки. Это в свою очередь приводит к задержке в обслуживании, что было веской причиной для доработки планировщика ввода-вывода ядра 2.4.

Итак, когда запрос добавляется в очередь возможны четыре типа действий. Вот эти действия в необходимой последовательности.

• Если запрос к соседнему сектору находится в очереди, то существующий запрос и новый объединяются в один.

• Если в очереди существует достаточно старый запрос, то новый запрос помещается в конец очереди, чтобы предотвратить отказ обслуживания для других запросов, которые долгое время находятся в очереди.

• Если для секторов данного запроса в очереди существует позиция, которая соответствует рациональному перемещению между секторами, то данный запрос помещается в эту позицию, что позволяет поддерживать очередь в отсортированном состоянии.

• И наконец, если такая позиция не найдена, то запрос помещается в конец очереди.

Планировщик ввода-вывода с лимитом по времени

Планировщик ввода-вывода с лимитом по времени (Deadline I/O scheduler, deadline-планировщик ввода-вывода) разработан с целью предотвращения задержек обслуживания, которые могут возникать для алгоритма Линуса. Если задаться целью только минимизировать количество операций поиска, то при большом количестве операций ввода-вывода из одной области диска могут возникать задержки обслуживания для операций с другими областями диска, причем на неопределенное время. Более того, поток запросов к одной и той же области диска может привести к тому, что запросы к области диска, которая находится далеко от первой, никогда не будут обработаны. Такой алгоритм не может обеспечить равнодоступность ресурсов.

Хуже того, общая проблема задержки обслуживания запросов приводит к частной проблеме задержки обслуживания чтения при обслуживании записи (writes-starving-reads). Обычно операции записи могут быть отправлены на обработку диском в любой момент, когда ядру это необходимо, причем это выполняется полностью асинхронно по отношению к пользовательской программе, которая сгенерировала запрос записи. Обработка же операций чтения достаточно сильно отличается. Обычно, когда пользовательское приложение отправляет запрос на чтение, это приложение блокируется до тех пор, пока запрос не будет выполнен, т.е. запросы чтения возникают синхронно по отношению к приложению, которое эти запросы генерирует. В связи с этим время реакции системы, в основном, не зависит от латентности записи (времени задержки, которое необходимо на выполнение запроса записи), а задержки чтения (время, которое необходимо на выполнение операции чтения) очень важно минимизировать. Латентность записи мало влияет на производительность пользовательских

программ [77] , но эти программы должны "с дрожащими руками" ждать завершение каждого запроса чтения. Следовательно, задержки чтения очень важны для производительности системы.

77

Однако все же не желательно задерживать операции записи на неопределенное время. Запросы записи также должны немедленно отправляться на диск, но это не так критично, как в случае запросов чтения.

Проблему усугубляет то, что запросы чтения обычно зависят друг от друга. Например, рассмотрим чтение большого количества файлов. Каждая операция чтения выполняется небольшими порциями, которые соответствуют размеру буфера. Приложение не станет считывать следующую порцию данных (или следующий файл), пока предыдущая порция данных не будет считана с диска и возвращена приложению. Следовательно, если существует задержка в обслуживании одного запроса чтения, то для программы эти задержки складываются, и общая задержка может стать недопустимой. Принимая во внимание, что синхронность и взаимозависимость запросов чтения приводят к большим задержкам обработки этих запросов (что в свою очередь сильно влияет на производительность системы), в планировщике ввода-вывода с лимитом по времени были добавлены некоторые функции, которые позволяют гарантированно минимизировать задержки в обработке запросов вообще и в обработке запросов чтения в частности.

Следует обратить внимание, что уменьшение времени задержки в обслуживании может быть выполнено только за счет уменьшения общего быстродействия системы. Даже для алгоритма Линуса такой компромисс существует, хотя и в более мягкой форме. Алгоритм Линуса мог бы обеспечить и большую общую пропускную способность (путем уменьшения количества операций поиска), если бы запросы всегда помещались в очередь в соответствии с номерами секторов и не выполнялась проверка на наличие старых запросов и вставка в конец очереди. Хотя минимизация количества операций поиска и важна, тем не менее неопределенное время задержки тоже не очень хорошая вещь. Поэтому deadline-планировщик и выполняет много работы для уменьшения задержек в обслуживании. Достаточно сложно одновременно обеспечить равнодоступность и максимизировать общую пропускную способность.

В планировщике ввода-вывода, с лимитом по времени с запросом связано предельное время ожидания (expiration time). По умолчанию этот момент времени равен 500 миллисекунд в будущем для запросов чтения и 5 секунд в будущем для запросов записи. Планировщик ввода-вывода с лимитом по времени работает аналогично планировщику Линуса — он также поддерживает очередь запросов в отсортированном состоянии в соответствии с физическим расположением сектора на диске. Эта очередь называется отсортированной (sorted queue). Когда запрос помещается в отсортированную очередь, то deadline-планировщик ввода-вывода выполняет объединение и вставку запросов так же, как это делается в лифтовом алгоритме Линуса [78] . Кроме того, планировщик с лимитом по времени помещает каждый запрос и во вторую очередь, в зависимости от типа запроса. Запросы чтения помещаются в специальную очередь FIFO запросов чтения, а запросы записи— в очередь FIFO запросов записи. В то время как обычная очередь отсортирована по номеру сектора на диске, две очереди FIFO (first-in first-out— первым поступил, первым обслужен) сортируются по времени поступления запроса, так как новые запросы всегда добавляются в конец очереди. При нормальной работе deadline-планировщик ввода-вывода получает запросы из головы отсортированной очереди и помещает их в очередь диспетчеризации. Очередь диспетчеризации отправляет запросы жесткому диску. Это приводит к минимизации количества операций поиска.

78

Для deadline-планировщика операция вставки в начало запроса выполняется опционально. Обычно невыполнение вставки в начало запроса не приводит к проблемам, так как в большинстве случаев количество запросов, которые могут быть добавлены в начало, очень незначительно.

Если же для запроса, который находится в голове FIFO-очереди записи или FIFO-очереди чтения, истекает период ожидания (т.е. текущий момент времени становится большим, чем момент времени, когда истекает период ожидания, связанный с запросом), то deadline-планировщик начинает обрабатывать запросы из соответствующей очереди FIFO. Таким образом планировщик с лимитом по времени пытается гарантировать, что запросы не будут ожидать дольше максимального периода ожидания (рис. 13.3).

Рис. 13.3. Три очереди планировщика ввода-вывода с лимитом по времени