五、Raid1读流程分析
两个月前，刚刚接触raid1，就阅读了raid1读流程的代码，那个时候写了一篇博客。现在回过头看看，那篇的错误很多，并且很多地方没有表述清楚。所以还是决定重新写一篇以更正之前理解的错误和不足之处，与大家分享。博客上不好排版，希望不会对表述产生影响。还有理解上的不足之处，希望批评指正。我阅读的代码的linux内核版本是2.6.32.61。
正确读流程的总体步骤是，raid1接收上层的读bio，申请一个r1_bio结构。然后根据read balance算法选出盘阵中的一块盘作为读目标盘号（假设盘号为n,有WriteMostly盘的时候，优先读非WriteMostly盘）。克隆上层的bio结构（读流程中的bio都是共用页结构），并将bios[n]指向该bio结构，进行相应设置之后，将该bio直接下发到读目标盘，读成功返回。如图1和图2所示。
读流程主要涉及以下函数：
请求函数make_request
读均衡read_balance
回调函数raid1_end_read_request
读出错处理raid1d
尝试修复读出错fix_read_error
下面具体分析raid1的读流程。
图1 无WriteMostly盘的读流程
图2 有WriteMostly盘的读流程
1）请求函数make_request
读请求封装成bio后，由md设备的md_make_request下发请求，md又发给具体的设备raid1，对应raid1的make_request函数，下面将从raid1的make_request开始理解该部分的流程。
1. 如果访问要求设置barrier，而设备不支持设置barrier，则结束bio，立即返回。
注：这儿的barrier是接收到的bio自带的barrier，是由上层设置的。
2. 等待设备上的barrier消除。
注：这里的barrier是raid1层自己做的一套barrier机制，如果有barrier设置就需要等待barrier清除之后才往后执行。同步一定会设置barrier，代码中有raise_barrier(conf)；该barrier在同步结束后end_sync_write中调用put_buf操作conf->barrier来清除。
3. 申请一个r1_bio结构（该结构主要用于管理raid1的bio），该结构中有一个数组bios数组指向对应各磁盘的bio。
4. 调用read_balance算法，获取读目标的盘号rdisk。
5. 如果获取的盘号为错误盘号（即-1），表示目前不能获取读目标，那么结束这个bio（调用raid_end_bio_io(r1_bio)），返回。
6. 通过盘号rdisk和指针数组首地址conf->mirrors得到读目标的mirror_info结构指针mirror。
7. 通过mirror->rdev->flags可以知道该磁盘是否设置了WriteMostly属性。如果设置了WriteMostly，则通过bitmap可以知道是否仍然还有延迟写。如果延迟写还没结束，那么等待延迟写结束。其他的情况都不处理，直接往下走。
8. 将读目标盘号赋值给r1_bio->read_disk。
9. 将接受到的上层bio（读请求）复制一份，指针read_bio和r1_bio->bios[rdisk]都指向该bio。
10. 设置该read_bio的相关属性，使得符合r1_bio结构的要求，比如读写属性，盘阵上哪个盘，盘的数据起始扇区。从而让它能正确下发到下层，最终找到相应的读目标盘和进行相关操作；也设置了结束请求函数raid1_end_read_request。
11. 下发read_bio。
2）读均衡read_balance
这个算法是用来做读均衡的，在raid1中涉及到的读操作均会使用到该算法。入口参数为raid1的私有数据结构*conf和raid1管理bio的结构*r1_bio，整体流程如图3所示。
图3 read balance总体流程
具体流程分析如下：
1. 如果盘阵正在进行同步操作，并且访问落在同步窗口中，按照下面的子流程选出盘号。
注：
-
- conf->mddev->recovery_cp < MaxSector，表示盘阵正在同步。代码中MaxSector的值为扇区数量的上限，而conf->mddev->recovery_cp表示正在进行同步的扇区号，所以自然就约定没有进行同步的时候conf->mddev->recovery_cp = MaxSector。
- 扇区号加扇区数等于最后一个要读的扇区+1，如果大于等于下一个要同步的扇区，则说明落在同步窗口之中。
- read_balance函数有可能在守护进程中被调用到，所以是有可能在盘阵同步的时间段内，出现read_balance函数被调用的情况。得到的目标盘号和同步读盘号是一致的。
1.1 从0号磁盘开始，循环遍历盘阵中每个盘，选出第一个可读的盘号new_disk。如果盘阵中只有WriteMostly盘是可读的盘，才选择WriteMostly盘的盘号。如果盘阵中所有盘都不可读，那么就直接将new_disk盘号赋值为-1。
注：盘不可读有以下几种情况：
-
- 如果盘的r1_bio的bio指向的是IO_BLOCKED；
注：如果之前读失败的盘为只读状态，在守护进程处理读失败的时候，先调用read_balance函数，如果重新指定读盘成功，则将r1_bio的该盘bio标记为IO_BLOCKED，接着就根据r1_bio来重发read请求；如果重发的这次read请求还是失败了，同样还是会唤醒守护进程来处理读出错流程，这时又会调用到read_balance函数，而将之前的IO_BLOCKED传入进来，参与到这些流程中。也就是在只读盘上读失败之后，重发读请求，再次读失败的场景会使用到。更进一步，只要是连续读失败，不管多少轮，都会使用到。
-
- 盘找不到；
- 盘不可用（rdev->flag的In_sync位为0，表示该盘不是active disk，不能工作，不可对其操作）。
1.2 如果选出的是一个错误盘号，那么直接出错返回-1。
1.3 如果选出的盘号是正确的，那么到步骤5。
注：选出的盘号记录在new_disk中。
2. 从last_used的磁盘开始，循环遍历盘阵中每个盘，选出第一个可读的盘号new_disk。如果盘阵中只有WriteMostly盘是可读的盘，才选择WriteMostly盘的盘号。如果盘阵中所有盘都不可读，那么就直接将new_disk盘号赋值为-1，出错返回-1。
3. 如果是顺序读，选出盘new_disk的上次操作结束位置，正好位于本次操作的起点，那么就直接确定为盘号new_disk。分别有如下两种情况：
-
- 一种是上次读均衡算法结束之后就更新了conf->next_seq_sect，这个变量由整个raid1盘阵的数据结构记录。
- 一种是上次成功读写（包括同步读写）完成后，通过update_head_pos函数来更新new_disk的head_position，这个变量是由每个盘的数据结构记录。
注：这两个量的值也有不同的时候，比如在某次读均衡操作结束之后，又有另外一个读请求进来做读均衡操作，那么此时两个量的值不同。
4. 如果选出盘new_disk的上次操作结束位置和本次操作的起点不一样，则进入下面的循环。disk作为循环控制的磁盘号，new_disk作为返回的磁盘号。
4.1 首先将disk--，变成其他盘号，与上次读的盘号不同。（我觉得这里体现均衡）
4.2 如果盘不能作为正确的读盘，或者是WriteMostly盘，则继续循环。
4.3 如果磁盘上无IO正在处理，那么确定为该磁盘的盘号，跳出循环。
4.4 如果所有磁盘都有IO正在处理，那么找到当前记录的上次操作的位置head_position和本次操作位置最为接近的磁盘盘号。
5. 如果选出盘rdev不存在，那么重新执行read_balance算法。
6. 递增选出盘rdev的下发IO计数。
7. 如果到了这一步发现此时该盘不可用（即rdev->flags没有设置In_sync），递减选出盘rdev的下发IO计数，那么重新执行read_balance算法。
8. 设置新的conf->next_seq_sect（下一个顺序读扇区），新的conf->last_used（最近一次使用的磁盘盘号）
9. 返回选出的磁盘，即为读均衡磁盘。
3）回调函数raid1_end_read_request
1. 如果bio的状态为有效（或者称之为最新，即标志位BIO_UPTODATE），那么设置uptodate为1。
2. 调用update_head_pos()更新当前盘的最后访问的磁盘位置。
3. 如果bio的状态为有效，设置r1_bio的状态也为有效（R1BIO_Uptodate，用于bio_endio），并调用raid_end_bio_io()结束这个bio，bio_endio反馈信息为成功，释放r1_bio结构。
4. 如果bio的状态不是有效，并且所有盘都处于降级状态，或者仅有已经尝试了read的一块盘是正常的，那么设uptodate为1（这里不是表示状态为有效，而是表示不用retry了），然后调用raid_end_bio_io结束这个bio，bio_endio反馈信息为失败。
注：bio_endio之前要进行test_and_set_bit(R1BIO_Returned, &r1_bio->state)来判断是否已经endio了，如果已经endio了，就不再进行bio_endio。R1BIO_Returned标志位的作用就在于此，当设置了延迟写的时候，存在还没有真正将所有盘的写操作完成的时候endio的，所以在真正将所有盘都返回的时候调用raid_end_bio_io()，会出现已经设置R1BIO_Returned的情景，则不需要再endio了。
5. 其他情况则表示读出错了。并将r1_bio放入retry队列，转由守护进程处理。即通过reschedule_retry()调用md_wakeup_thread(mddev->thread)。
6. 递减选出盘rdev的下发IO计数。
4）读出错处理raid1d
raid1d是守护进程，很多情况都会唤醒该进程，而该进程描述了这些不同种情况下的处理流程。先按需启动阵列同步线程，然后处理pending_bio_list的所有请求，再逐一处理retry_list的r1_bio。判断r1_bio->state，如果是R1BIO_IsSync，则转入同步写流程；如果是R1BIO_BarrierRetry，这个情况只发生在写操作，则转入处理barrier的流程；如果是其他情况，则是读出错，进入读失败处理流程。下面分析读出错的处理流程。
1. 如果md是读写状态。
1.1 冻结盘阵。调用freeze_array(conf)实现。
1.1.1 通过barrier计数挡住所有新的I/O。
1.1.2 把触发freeze_array的I/O(即失败的read I/O)加到wait计数。
1.1.3 等待所有已经进入raid1层的I/O完成。
注：这里等待的事件是“所有已进入raid1的readI/O挂入retry表，所有已进入raid1的write I/O完成写动作。”
1.2 尝试修复读出错。调用fix_read_error()实现。
1.3 解冻盘阵。调用unfreeze_array(conf)实现。
2. 如果md是只读状态，那么失效（md_error）读目标盘。
3. 重新调用读均衡算法，得到一个盘号disk。
4. 如果返回的盘号仍然为负值，那么表示无法恢复读出错，调用raid_end_bio_io结束这个bio。
5. 如果返回盘号为正常值，那么根据是否只读，设置原读出错的盘指针为IO_BLOCKED（只读时设置，连续出现读失败时会用到）或者NULL（读写时设置）。
6. 设置r1_bio->read_disk为新的读目标盘号disk。
7. Put掉原bio，bio_put(bio)。
8. 将master_bio克隆一份给bio，并用r1_bio->bios[r1_bio->read_disk指向该bio。
9. 设置该bio的一些字段，并将回调函数设置为raid1_end_read_request，然后下发该bio。
10. cond_resched()如果有进程要抢占，则切换进程；如果不是，则继续循环。
11. 调用unplug_slaves()唤醒守护进程，通知raid1设备赶紧去处理请求。
注：raid1设备没有用到queue。
5）尝试修复读出错fix_read_error
1. 大循环，判断条件为sectors不为0，进入循环。
2. 将需要处理的扇区数sectors复制给变量s，将读目标盘号read_disk赋值给d。
3. 控制s的大小在 PAGE_SIZE>>9 以内。
4. 从read_disk开始遍历盘阵中的每个盘。找到一个可以读这次page的盘，记录盘号为d，并读出来置于conf->tmppage中，跳出循环；或者没有可以读的盘，跳出循环。
5. 如果没有可以读的盘，那么失效（md_error）原读目标盘，退出大循环，返回。
6. 从步骤4中选出d号盘，往回遍历，直到read_disk。将conf->tmppage依次写入这些盘中。如果某次磁盘写入错误，那么失效（md_error）该次写入的磁盘。
7. 从步骤4中选出d号盘，往回遍历，直到read_disk。将conf->tmppage依次从这些盘中读出。
7.1 如果某次磁盘读出错误，那么失效（md_error）该次写入的磁盘。
7.2 如果某次磁盘读出正确，那么该次磁磁盘对该大循环对应的page修复成功。
8. 判断条件sectors = sectors – s，每次循环的sync_page_io起点标记sect = sect+1。进入下一个循环。
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