异步io
linux下主要有两套异步IO，一套是由glibc实现的（以下称之为glibc版本）、一套是由linux内核实现，并由libaio来封装调用接口（以下称之为linux版本）。
glibc版本
接口
glibc版本主要包含如下接口：
int aio_read(struct aiocb aiocbp); / 提交一个异步读 /
int aio_write(struct aiocb *aiocbp); / 提交一个异步写 /
int aio_cancel(int fildes, struct aiocb *aiocbp); / 取消一个异步请求（或基于一个fd的所有异步请求，aiocbp==NULL） /
int aio_error(const struct aiocb *aiocbp); / 查看一个异步请求的状态（进行中EINPROGRESS？还是已经结束或出错？） /
ssize_t aio_return(struct aiocb *aiocbp); / 查看一个异步请求的返回值（跟同步读写定义的一样） /
int aio_suspend(const struct aiocb * const list[], int nent, const struct timespec *timeout); / 阻塞等待请求完成 */
其中，struct aiocb主要包含以下字段：
int aio_fildes; /* 要被读写的fd /
void * aio_buf; / 读写操作对应的内存buffer /
__off64_t aio_offset; / 读写操作对应的文件偏移 /
size_t aio_nbytes; / 需要读写的字节长度 /
int aio_reqprio; / 请求的优先级 /
struct sigevent aio_sigevent; / 异步事件，定义异步操作完成时的通知信号或回调函数 */
实现
glibc的aio实现是比较通俗易懂的：
1、异步请求被提交到request_queue中；
2、request_queue实际上是一个表结构，”行”是fd、”列”是具体的请求。也就是说，同一个fd的请求会被组织在一起；
3、异步请求有优先级概念，属于同一个fd的请求会按优先级排序，并且最终被按优先级顺序处理；
4、随着异步请求的提交，一些异步处理线程被动态创建。这些线程要做的事情就是从request_queue中取出请求，然后处理之；
5、为避免异步处理线程之间的竞争，同一个fd所对应的请求只由一个线程来处理；
6、异步处理线程同步地处理每一个请求，处理完成后在对应的aiocb中填充结果，然后触发可能的信号通知或回调函数（回调函数是需要创建新线程来调用的）；
7、异步处理线程在完成某个fd的所有请求后，进入闲置状态；
8、异步处理线程在闲置状态时，如果request_queue中有新的fd加入，则重新投入工作，去处理这个新fd的请求（新fd和它上一次处理的fd可以不是同一个）；
9、异步处理线程处于闲置状态一段时间后（没有新的请求），则会自动退出。等到再有新的请求时，再去动态创建；
看起来，换作是我们，要在用户态实现一个异步IO，似乎大概也会设计成类似的样子……
linux版本
接口
下面再来看看linux版本的异步IO。它主要包含如下系统调用接口：
int io_setup(int maxevents, io_context_t ctxp); / 创建一个异步IO上下文（io_context_t是一个句柄） /
int io_destroy(io_context_t ctx); / 销毁一个异步IO上下文（如果有正在进行的异步IO，取消并等待它们完成） /
long io_submit(aio_context_t ctx_id, long nr, struct iocb **iocbpp); / 提交异步IO请求 /
long io_cancel(aio_context_t ctx_id, struct iocb *iocb, struct io_event *result); / 取消一个异步IO请求 /
long io_getevents(aio_context_t ctx_id, long min_nr, long nr, struct io_event *events, struct timespec *timeout) / 等待并获取异步IO请求的事件（也就是异步请求的处理结果） */
其中，struct iocb主要包含以下字段：
__u16 aio_lio_opcode; /* 请求类型（如：IOCB_CMD_PREAD=读、IOCB_CMD_PWRITE=写、等） /
__u32 aio_fildes; / 要被操作的fd /
__u64 aio_buf; / 读写操作对应的内存buffer /
__u64 aio_nbytes; / 需要读写的字节长度 /
__s64 aio_offset; / 读写操作对应的文件偏移 /
__u64 aio_data; / 请求可携带的私有数据（在io_getevents时能够从io_event结果中取得） /
__u32 aio_flags; / 可选IOCB_FLAG_RESFD标记，表示异步请求处理完成时使用eventfd进行通知（百度一下） /
__u32 aio_resfd; / 有IOCB_FLAG_RESFD标记时，接收通知的eventfd */
其中，struct io_event主要包含以下字段：
__u64 data; /* 对应iocb的aio_data的值 /
__u64 obj; / 指向对应iocb的指针 /
__s64 res; / 对应IO请求的结果（>=0: 相当于对应的同步调用的返回值；<0: -errno） */
实现
io_context_t句柄在内核中对应一个struct kioctx结构，用来给一组异步IO请求提供一个上下文。其主要包含以下字段：
struct mm_struct* mm; /* 调用者进程对应的内存管理结构（代表了调用者的虚拟地址空间） /
unsigned long user_id; / 上下文ID，也就是io_context_t句柄的值（等于ring_info.mmap_base） /
struct hlist_node list; / 属于同一地址空间的所有kioctx结构通过这个list串连起来，链表头是mm->ioctx_list /
wait_queue_head_t wait; / 等待队列（io_getevents系统调用可能需要等待，调用者就在该等待队列上睡眠） /
int reqs_active; / 进行中的请求数目 /
struct list_head active_reqs; / 进行中的请求队列 /
unsigned max_reqs; / 最大请求数（对应io_setup调用的int maxevents参数） /
struct list_head run_list; / 需要aio线程处理的请求列表（某些情况下，IO请求可能交给aio线程来提交） /
struct delayed_work wq; / 延迟任务队列（当需要aio线程处理请求时，将wq挂入aio线程对应的请求队列） /
struct aio_ring_info ring_info; / 存放请求结果io_event结构的ring buffer */
其中，这个aio_ring_info结构比较值得一提，它是用于存放请求结果io_event结构的ring buffer。它主要包含了如下字段：
unsigned long mmap_base; /* ring buffer的地始地址 /
unsigned long mmap_size; / ring buffer分配空间的大小 /
struct page** ring_pages; / ring buffer对应的page数组 /
long nr_pages; / 分配空间对应的页面数目（nr_pages * PAGE_SIZE = mmap_size） /
unsigned nr, tail; / 包含io_event的数目及存取游标 */
这个数据结构看起来有些奇怪，直接弄一个io_event数组不就完事了么？为什么要维护mmap_base、mmap_size、ring_pages、nr_pages这么复杂的一组信息，而又把io_event结构隐藏起来呢？
这里的奇妙之处就在于，io_event结构的buffer是在用户态地址空间上分配的。注意，我们在内核里面看到了诸多数据结构都是在内核地址空间上分配的，因为这些结构都是内核专有的，没必要给用户程序看到，更不能让用户程序去修改。而这里的io_event却是有意让用户程序看到，而且用户就算修改了也不会对内核的正确性造成影响。于是这里使用了这样一个有些取巧的办法，由内核在用户态地址空间上分配buffer。（如果换一个保守点的做法，内核态可以维护io_event的buffer，然后io_getevents的时候，将对应的io_event复制一份到用户空间。）
按照这样的思路，io_setup时，内核会通过mmap在对应的用户空间分配一段内存，mmap_base、mmap_size就是这个内存映射对应的位置和大小。然后，光有映射还不行，还必须立马分配物理内存，ring_pages、nr_pages就是分配好的物理页面。（因为这些内存是要被内核直接访问的，内核会将异步IO的结果写入其中。如果物理页面延迟分配，那么内核访问这些内存的时候会发生缺页异常。而处理内核态的缺页异常又很麻烦，所以还不如直接分配物理内存的好。其二，内核在访问这个buffer里的信息时，也并不是通过mmap_base这个虚拟地址去直接访问的。既然是异步，那么结果写回的时候可能是在另一个上下文上面，虚拟地址空间都不同。为了避免进行虚拟地址空间的切换，内核干脆直接通过kmap将ring_pages映射到高端内存上去访问好了。）
然后，在mmap_base指向的用户空间的地址上，会存放着一个struct aio_ring结构，用来管理这个ring buffer。其主要包含了如下字段：
unsigned id; /* 等于aio_ring_info中的user_id /
unsigned nr; / 等于aio_ring_info中的nr /
unsigned head,tail; / io_events数组的游标 /
unsigned magic,compat_features,incompat_features;
unsigned header_length; / aio_ring结构的大小 /
struct io_event io_events[0]; / io_event的buffer */
终于，我们期待的io_event数组出现了。
看到这里，如果前面的内容你已经理解清楚了，你一定会有个疑问：既然整个aio_ring结构及其中的io_event缓冲都是放在用户空间的，内核还提供io_getevents系统调用干什么？用户程序不是直接就可以取用io_event，并且修改游标了么（内核作为生产者，修改aio_ring->tail；用户作为消费者，修改aio_ring->head）？我想，aio_ring之所以要放在用户空间，其原本用意应该就是这样的。
那么，用户空间如何知道aio_ring结构的地址（aio_ring_info->mmap_base）呢？其实kioctx结构中的user_id，也就是io_setup返回给用户的io_context_t，就等于aio_ring_info->mmap_base。
然后，aio_ring结构中还有诸如magic、compat_features、incompat_features这样的字段，用户空间可以读这些magic，以确定数据结构没有被异常篡改。如果一切可控，那么就自己动手、丰衣足食；否则就还是走io_getevents系统调用。而io_getevents系统调用通过aio_ring_info->ring_pages得到aio_ring结构，再将相应的io_event拷贝到用户空间。
下面贴一段libaio中的io_getevents的代码（前面提到过，linux版本的异步IO是由用户态的libaio来封装的）：
int io_getevents_0_4(io_context_t ctx, long min_nr, long nr, struct io_event * events, struct timespec * timeout){
struct aio_ring ring;
ring = (struct aio_ring)ctx;
if (ring==NULL || ring->magic != AIO_RING_MAGIC)
goto do_syscall;
if (timeout!=NULL && timeout->tv_sec == 0 && timeout->tv_nsec == 0) {
if (ring->head == ring->tail)
return 0;
}
do_syscall:
return __io_getevents_0_4(ctx, min_nr, nr, events, timeout);
}
其中确实用到了用户空间上的aio_ring结构的信息，不过尺度还是不够大。
以上就是异步IO的context的结构。那么，为什么linux版本的异步IO需要“上下文”这么个概念，而glibc版本则不需要呢？
在glibc版本中，异步处理线程是glibc在调用者进程中动态创建的线程，它和调用者必定是在同一个虚拟地址空间中的。这里已经隐含了“同一上下文”这么个关系。
而对于内核来说，要面对的是任意的进程，任意的虚拟地址空间。当处理一个异步请求时，内核需要在调用者对应的地址空间中存取数据，必须知道这个虚拟地址空间是什么。不过当然，如果设计上要想把“上下文”这个概念隐藏了也是肯定可以的（比如让每个mm隐含一个异步IO上下文）。具体如何选择，只是设计上的问题。
struct iocb在内核中又对应到struct kiocb结构，主要包含以下字段：
struct kioctx* ki_ctx; /* 请求对应的kioctx（上下文结构） /
struct list_head ki_run_list; / 需要aio线程处理的请求，通过该字段链入ki_ctx->run_list /
struct list_head ki_list; / 链入ki_ctx->active_reqs /
struct file ki_filp; /* 对应的文件指针 /
void __user ki_obj.user; /* 指向用户态的iocb结构 /
__u64 ki_user_data; / 等于iocb->aio_data /
loff_t ki_pos; / 等于iocb->aio_offset /
unsigned short ki_opcode; / 等于iocb->aio_lio_opcode /
size_t ki_nbytes; / 等于iocb->aio_nbytes /
char __user * ki_buf; / 等于iocb->aio_buf /
size_t ki_left; / 该请求剩余字节数（初值等于iocb->aio_nbytes） /
struct eventfd_ctx ki_eventfd; /* 由iocb->aio_resfd对应的eventfd对象 /
ssize_t (ki_retry)(struct kiocb ); /由ki_opcode选择的请求提交函数*/
调用io_submit后，对应于用户传递的每一个iocb结构，会在内核态生成一个与之对应的kiocb结构，并且在对应kioctx结构的ring_info中预留一个io_events的空间。之后，请求的处理结果就被写到这个io_event中。
然后，对应的异步读写（或其他）请求就被提交到了虚拟文件系统，实际上就是调用了file->f_op->aio_read或file->f_op->aio_write（或其他）。也就是，在经历磁盘高速缓存层、通用块层之后，请求被提交到IO调度层，等待被处理。这个跟普通的文件读写请求是类似的。
在《linux文件读写浅析》中可以看到，对于非direct-io的读请求来说，如果page cache不命中，那么IO请求会被提交到底层。之后，do_generic_file_read会通过lock_page操作，等待数据最终读完。这一点跟异步IO是背道而驰的，因为异步就意味着请求提交后不能等待，必须马上返回。而对于非direct-io的写请求，写操作一般仅仅是将数据更新作用到page cache上，并不需要真正的写磁盘。page cache写回磁盘本身是一个异步的过程。可见，对于非direct-io的文件读写，使用linux版本的异步IO接口完全没有意义（就跟使用同步接口效果一样）。
为什么会有这样的设计呢？因为非direct-io的文件读写是只跟page cache打交道的。而page cache是内存，跟内存打交道又不会存在阻塞，那么也就没有什么异步的概念了。至于读写磁盘时发生的阻塞，那是page cache跟磁盘打交道时发生的事情，跟应用程序又没有直接关系。
然而，对于direct-io来说，异步则是有意义的。因为direct-io是应用程序的buffer跟磁盘的直接交互（不使用page cache）。
这里，在使用direct-io的情况下，file->f_op->aio_{read,write}提交完IO请求就直接返回了，然后io_submit系统调用返回。（见后面的执行流程。）
通过linux内核异步触发的IO调度（如：被时钟中断触发、被其他的IO请求触发、等），已经提交的IO请求被调度，由对应的设备驱动程序提交给具体的设备。对于磁盘，一般来说，驱动程序会发起一次DMA。然后又经过若干时间，读写请求被磁盘处理完成，CPU将收到表示DMA完成的中断信号，设备驱动程序注册的处理函数将在中断上下文中被调用。这个处理函数会调用end_request函数来结束这次请求。这个流程跟《linux文件读写浅析》中所说的非direct-io读操作的情况是一样的。
不同的是，对于同步非direct-io，end_request将通过清除page结构的PG_locked标记来唤醒被阻塞的读操作流程，异步IO和同步IO效果一样。而对于direct-io，除了唤醒被阻塞的读操作流程（同步IO）或io_getevents流程（异步IO）之外，还需要将IO请求的处理结果填回对应的io_event中。
最后，等到调用者调用io_getevents的时候，就能获取到请求对应的结果（io_event）。而如果调用io_getevents的时候结果还没出来，流程也会被阻塞，并且会在direct-io的end_request过程中得到唤醒。
linux版本的异步IO也有aio线程（每CPU一个），但是跟glibc版本中的异步处理线程不同，这里的aio线程是用来处理请求重试的。某些情况下，file->f_op->aio_{read,write}可能会返回-EIOCBRETRY，表示需要重试（只有一些特殊的IO设备会这样）。而调用者既然使用的是异步IO接口，肯定不希望里面会有等待/重试的逻辑。所以，如果遇到-EIOCBRETRY，内核就在当前CPU对应的aio线程添加一个任务，让aio线程来完成请求的重新提交。而调用流程可以直接返回，不需要阻塞。
请求在aio线程中提交和在调用者进程中提交相比，有一个最大的不同，就是aio线程使用的地址空间可能跟调用者线程不一样。需要利用kioctx->mm切换到正确的地址空间，然后才能发请求。（参见《浅尝异步IO》中的讨论。）
内核处理流程
最后，整理一下direct-io异步读操作的处理流程：
io_submit。对于提交的iocbpp数组中的每一个iocb（异步请求），调用io_submit_one来提交它们；
io_submit_one。为请求分配一个kiocb结构，并且在对应的kioctx的ring_info中为它预留一个对应的io_event。然后调用aio_rw_vect_retry来提交这个读请求；
aio_rw_vect_retry。调用file->f_op->aio_read。这个函数通常是由generic_file_aio_read或者其封装来实现的；
generic_file_aio_read。对于非direct-io，会调用do_generic_file_read来处理请求（见《linux文件读写浅析》）。而对于direct-io，则是调用mapping->a_ops->direct_IO。这个函数通常就是blkdev_direct_IO；
blkdev_direct_IO。调用filemap_write_and_wait_range将相应位置可能存在的page cache废弃掉或刷回磁盘（避免产生不一致），然后调用direct_io_worker来处理请求；
direct_io_worker。一次读可能包含多个读操作（对应于类readv系统调用），对于其中的每一个，调用do_direct_IO；
do_direct_IO。调用submit_page_section；
submit_page_section。调用dio_new_bio分配对应的bio结构，然后调用dio_bio_submit来提交bio；
dio_bio_submit。调用submit_bio提交请求。后面的流程就跟非direct-io是一样的了，然后等到请求完成，驱动程序将调用 bio->bi_end_io来结束这次请求。对于direct-io下的异步IO，bio->bi_end_io等于dio_bio_end_aio；
dio_bio_end_aio。调用wake_up_process唤醒被阻塞的进程（异步IO下，主要是io_getevents的调用者）。然后调用aio_complete；
aio_complete。将处理结果写回到对应的io_event中；
比较
从上面的流程可以看出，linux版本的异步IO实际上只是利用了CPU和IO设备可以异步工作的特性（IO请求提交的过程主要还是在调用者线程上同步完成的，请求提交后由于CPU与IO设备可以并行工作，所以调用流程可以返回，调用者可以继续做其他事情）。相比同步IO，并不会占用额外的CPU资源。
而glibc版本的异步IO则是利用了线程与线程之间可以异步工作的特性，使用了新的线程来完成IO请求，这种做法会额外占用CPU资源（对线程的创建、销毁、调度都存在CPU开销，并且调用者线程和异步处理线程之间还存在线程间通信的开销）。不过，IO请求提交的过程都由异步处理线程来完成了（而linux版本是调用者来完成的请求提交），调用者线程可以更快地响应其他事情。如果CPU资源很富足，这种实现倒也还不错。
还有一点，当调用者连续调用异步IO接口，提交多个异步IO请求时。在glibc版本的异步IO中，同一个fd的读写请求由同一个异步处理线程来完成。而异步处理线程又是同步地、一个一个地去处理这些请求。所以，对于底层的IO调度器来说，它一次只能看到一个请求。处理完这个请求，异步处理线程才会提交下一个。而内核实现的异步IO，则是直接将所有请求都提交给了IO调度器，IO调度器能看到所有的请求。请求多了，IO调度器使用的类电梯算法就能发挥更大的功效。请求少了，极端情况下（比如系统中的IO请求都集中在同一个fd上，并且不使用预读），IO调度器总是只能看到一个请求，那么电梯算法将退化成先来先服务算法，可能会极大的增加碰头移动的开销。
最后，glibc版本的异步IO支持非direct-io，可以利用内核提供的page cache来提高效率。而linux版本只支持direct-io，cache的工作就只能靠用户程序来实现了。
io_submit、io_setup和io_getevents和LINUX上的AIO系统调用。这有一个非常特别注意的地方——传递给io_setup的aio_context参数必须初始化为0，在它的man手册里其实有说明，但容易被忽视，我就犯了这个错误，man说明如下：
ctxp must not point to an AIO context that already exists, and must be initialized to 0 prior to the call
完整示例如下：// 包含必须头文件
#include
#include
#include
#include
#include
#include
#include <sys/stat.h>
#include <sys/types.h>
#include
int main()
{
io_context_t ctx;
unsigned nr_events = 10;
memset(&ctx, 0, sizeof(ctx)); // It’s necessary，这里一定要的
int errcode = io_setup(nr_events, &ctx);
if (errcode == 0)
printf(“io_setup success\n”);
else
printf(“io_setup error: :%d:%s\n”, errcode, strerror(-errcode));
// 如果不指定O_DIRECT，则io_submit操作和普通的read/write操作没有什么区别了，将来的LINUX可能
// 可以支持不指定O_DIRECT标志
int fd = open("./direct.txt", O_CREAT|O_DIRECT|O_WRONLY, S_IRWXU|S_IRWXG|S_IROTH);
printf("open: %s\n", strerror(errno));
char* buf;
errcode = posix_memalign((void**)&buf, sysconf(_SC_PAGESIZE), sysconf(_SC_PAGESIZE));
printf("posix_memalign: %s\n", strerror(errcode));
strcpy(buf, "hello xxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxxx");
struct iocb *iocbpp = (struct iocb *)malloc(sizeof(struct iocb));
memset(iocbpp, 0, sizeof(struct iocb));
iocbpp[0].data = buf;
iocbpp[0].aio_lio_opcode = IO_CMD_PWRITE;
iocbpp[0].aio_reqprio = 0;
iocbpp[0].aio_fildes = fd;
iocbpp[0].u.c.buf = buf;
iocbpp[0].u.c.nbytes = page_size;//strlen(buf); // 这个值必须按512字节对齐
iocbpp[0].u.c.offset = 0; // 这个值必须按512字节对齐
// 提交异步操作，异步写磁盘
int n = io_submit(ctx, 1, &iocbpp);
printf("==io_submit==: %d:%s\n", n, strerror(-n));
struct io_event events[10];
struct timespec timeout = {1, 100};
// 检查写磁盘情况，类似于epoll_wait或select
n = io_getevents(ctx, 1, 10, events, &timeout);
printf("io_getevents: %d:%s\n", n, strerror(-n));
close(fd);
io_destroy(ctx);
return 0; }
nginx中将aio和epoll事件模型（假设nginx使用epoll事件模型）组合起来使用，当请求的I/O操作完成时调用epoll相关函数通知应用程序来读取。组合的关键点在于使用了eventfd对象，那什么是eventfd呢？有关eventfd的详解资料参考http://linux.die.net/man/2/eventfd。
nginx在woker工作进程启动后初始化epoll事件模型时初始化aio（ngx_epoll_aio_init函数负责aio的初始化）。实现原理如下：在aio初始化时调用eventfd系统调用创建一个eventfd对象,eventfd系统调用返回一个与eventfd对象关联的文件描述符，设置该描述符为非阻塞并添加到epoll中，当该描述符可读时epoll_wait函数返回调用read函数读取当前完成的I/O操作个数，我们通过调用SYS_io_getevents系统调用就可以获取已完成的I/o事件。但eventfd描述符什么时候可读呢？这需要在提交I/O事件时将eventfd与aio关联起来(实现代码在ngx_file_aio_read函数中)，提交I/O事件后如果I/O事件已完成就将当前完成的事件个数写入到eventfd描述符相关的计数器中并标识eventfd可读。下面来看看nginx中与aio相关的源代码：
