35 | 块设备（下）：如何建立代理商销售模式？
在文件系统那一节，我们讲了文件的写入，到了设备驱动这一层，就没有再往下分析。上一节我们又讲了mount一个块设备，将block_device信息放到了ext4文件系统的super_block里面，有了这些基础，是时候把整个写入的故事串起来了。
还记得咱们在文件系统那一节分析写入流程的时候，对于ext4文件系统，最后调用的是ext4_file_write_iter，它将I/O的调用分成两种情况：
第一是直接I/O。最终我们调用的是generic_file_direct_write，这里调用的是mapping->a_ops->direct_IO，实际调用的是ext4_direct_IO，往设备层写入数据。
第二种是缓存I/O。最终我们会将数据从应用拷贝到内存缓存中，但是这个时候，并不执行真正的I/O操作。它们只将整个页或其中部分标记为脏。写操作由一个timer触发，那个时候，才调用wb_workfn往硬盘写入页面。
接下来的调用链为：wb_workfn->wb_do_writeback->wb_writeback->writeback_sb_inodes->__writeback_single_inode->do_writepages。在do_writepages中，我们要调用mapping->a_ops->writepages，但实际调用的是ext4_writepages，往设备层写入数据。
这一节，我们就沿着这两种情况分析下去。
直接I/O如何访问块设备？
我们先来看第一种情况，直接I/O调用到ext4_direct_IO。
static ssize_t ext4_direct_IO(struct kiocb *iocb, struct iov_iter *iter){struct file *file = iocb->ki_filp;struct inode *inode = file->f_mapping->host;size_t count = iov_iter_count(iter);loff_t offset = iocb->ki_pos;ssize_t ret;......ret = ext4_direct_IO_write(iocb, iter);......}static ssize_t ext4_direct_IO_write(struct kiocb *iocb, struct iov_iter *iter){struct file *file = iocb->ki_filp;struct inode *inode = file->f_mapping->host;struct ext4_inode_info *ei = EXT4_I(inode);ssize_t ret;loff_t offset = iocb->ki_pos;size_t count = iov_iter_count(iter);......ret = __blockdev_direct_IO(iocb, inode, inode->i_sb->s_bdev, iter,get_block_func, ext4_end_io_dio, NULL,dio_flags);……}
在ext4_direct_IO_write调用__blockdev_direct_IO，有个参数你需要特别注意一下，那就是inode->i_sb->s_bdev。通过当前文件的inode，我们可以得到super_block。这个super_block中的s_bdev，就是咱们上一节填进去的那个block_device。
__blockdev_direct_IO会调用do_blockdev_direct_IO，在这里面我们要准备一个struct dio结构和struct dio_submit结构，用来描述将要发生的写入请求。
static inline ssize_tdo_blockdev_direct_IO(struct kiocb *iocb, struct inode *inode,struct block_device *bdev, struct iov_iter *iter,get_block_t get_block, dio_iodone_t end_io,dio_submit_t submit_io, int flags){unsigned i_blkbits = ACCESS_ONCE(inode->i_blkbits);unsigned blkbits = i_blkbits;unsigned blocksize_mask = (1 << blkbits) - 1;ssize_t retval = -EINVAL;size_t count = iov_iter_count(iter);loff_t offset = iocb->ki_pos;loff_t end = offset + count;struct dio *dio;struct dio_submit sdio = { 0, };struct buffer_head map_bh = { 0, };......dio = kmem_cache_alloc(dio_cache, GFP_KERNEL);dio->flags = flags;dio->i_size = i_size_read(inode);dio->inode = inode;if (iov_iter_rw(iter) == WRITE) {dio->op = REQ_OP_WRITE;dio->op_flags = REQ_SYNC | REQ_IDLE;if (iocb->ki_flags & IOCB_NOWAIT)dio->op_flags |= REQ_NOWAIT;} else {dio->op = REQ_OP_READ;}sdio.blkbits = blkbits;sdio.blkfactor = i_blkbits - blkbits;sdio.block_in_file = offset >> blkbits;sdio.get_block = get_block;dio->end_io = end_io;sdio.submit_io = submit_io;sdio.final_block_in_bio = -1;sdio.next_block_for_io = -1;dio->iocb = iocb;dio->refcount = 1;sdio.iter = iter;sdio.final_block_in_request =(offset + iov_iter_count(iter)) >> blkbits;......sdio.pages_in_io += iov_iter_npages(iter, INT_MAX);retval = do_direct_IO(dio, &sdio, &map_bh);.....}
do_direct_IO里面有两层循环，第一层循环是依次处理这次要写入的所有块。对于每一块，取出对应的内存中的页page，在这一块中，有写入的起始地址from和终止地址to，所以，第二层循环就是依次处理from到to的数据，调用submit_page_section，提交到块设备层进行写入。
static int do_direct_IO(struct dio *dio, struct dio_submit *sdio,struct buffer_head *map_bh){const unsigned blkbits = sdio->blkbits;const unsigned i_blkbits = blkbits + sdio->blkfactor;int ret = 0;while (sdio->block_in_file < sdio->final_block_in_request) {struct page *page;size_t from, to;page = dio_get_page(dio, sdio);from = sdio->head ? 0 : sdio->from;to = (sdio->head == sdio->tail - 1) ? sdio->to : PAGE_SIZE;sdio->head++;while (from < to) {unsigned this_chunk_bytes; /* # of bytes mapped */unsigned this_chunk_blocks; /* # of blocks */......ret = submit_page_section(dio, sdio, page,from,this_chunk_bytes,sdio->next_block_for_io,map_bh);......sdio->next_block_for_io += this_chunk_blocks;sdio->block_in_file += this_chunk_blocks;from += this_chunk_bytes;dio->result += this_chunk_bytes;sdio->blocks_available -= this_chunk_blocks;if (sdio->block_in_file == sdio->final_block_in_request)break;......}}}
submit_page_section会调用dio_bio_submit，进而调用submit_bio向块设备层提交数据。其中，参数struct bio是将数据传给块设备的通用传输对象。定义如下：
/*** submit_bio - submit a bio to the block device layer for I/O* @bio: The &struct bio which describes the I/O*/blk_qc_t submit_bio(struct bio *bio){......return generic_make_request(bio);}
缓存I/O如何访问块设备？
我们再来看第二种情况，缓存I/O调用到ext4_writepages。这个函数比较长，我们这里只截取最重要的部分来讲解。
static int ext4_writepages(struct address_space *mapping,struct writeback_control *wbc){......struct mpage_da_data mpd;struct inode *inode = mapping->host;struct ext4_sb_info *sbi = EXT4_SB(mapping->host->i_sb);......mpd.do_map = 0;mpd.io_submit.io_end = ext4_init_io_end(inode, GFP_KERNEL);ret = mpage_prepare_extent_to_map(&mpd);/* Submit prepared bio */ext4_io_submit(&mpd.io_submit);......}
这里比较重要的一个数据结构是struct mpage_da_data。这里面有文件的inode、要写入的页的偏移量，还有一个重要的struct ext4_io_submit，里面有通用传输对象bio。
struct mpage_da_data {struct inode *inode;......pgoff_t first_page; /* The first page to write */pgoff_t next_page; /* Current page to examine */pgoff_t last_page; /* Last page to examine */struct ext4_map_blocks map;struct ext4_io_submit io_submit; /* IO submission data */unsigned int do_map:1;};struct ext4_io_submit {......struct bio *io_bio;ext4_io_end_t *io_end;sector_t io_next_block;};
在ext4_writepages中，mpage_prepare_extent_to_map用于初始化这个struct mpage_da_data结构。接下来的调用链为：mpage_prepare_extent_to_map->mpage_process_page_bufs->mpage_submit_page->ext4_bio_write_page->io_submit_add_bh。
在io_submit_add_bh中，此时的bio还是空的，因而我们要调用io_submit_init_bio，初始化bio。
static int io_submit_init_bio(struct ext4_io_submit *io,struct buffer_head *bh){struct bio *bio;bio = bio_alloc(GFP_NOIO, BIO_MAX_PAGES);if (!bio)return -ENOMEM;wbc_init_bio(io->io_wbc, bio);bio->bi_iter.bi_sector = bh->b_blocknr * (bh->b_size >> 9);bio->bi_bdev = bh->b_bdev;bio->bi_end_io = ext4_end_bio;bio->bi_private = ext4_get_io_end(io->io_end);io->io_bio = bio;io->io_next_block = bh->b_blocknr;return 0;}
我们再回到ext4_writepages中。在bio初始化完之后，我们要调用ext4_io_submit，提交I/O。在这里我们又是调用submit_bio，向块设备层传输数据。ext4_io_submit的实现如下：
void ext4_io_submit(struct ext4_io_submit *io){struct bio *bio = io->io_bio;if (bio) {int io_op_flags = io->io_wbc->sync_mode == WB_SYNC_ALL ?REQ_SYNC : 0;io->io_bio->bi_write_hint = io->io_end->inode->i_write_hint;bio_set_op_attrs(io->io_bio, REQ_OP_WRITE, io_op_flags);submit_bio(io->io_bio);}io->io_bio = NULL;}
如何向块设备层提交请求？
既然不管是直接I/O，还是缓存I/O，最后都到了submit_bio里面，那我们就来重点分析一下它。
submit_bio会调用generic_make_request。代码如下：
blk_qc_t generic_make_request(struct bio *bio){/** bio_list_on_stack[0] contains bios submitted by the current* make_request_fn.* bio_list_on_stack[1] contains bios that were submitted before* the current make_request_fn, but that haven't been processed* yet.*/struct bio_list bio_list_on_stack[2];blk_qc_t ret = BLK_QC_T_NONE;......if (current->bio_list) {bio_list_add(¤t->bio_list[0], bio);goto out;}bio_list_init(&bio_list_on_stack[0]);current->bio_list = bio_list_on_stack;do {struct request_queue *q = bdev_get_queue(bio->bi_bdev);if (likely(blk_queue_enter(q, bio->bi_opf & REQ_NOWAIT) == 0)) {struct bio_list lower, same;/* Create a fresh bio_list for all subordinate requests */bio_list_on_stack[1] = bio_list_on_stack[0];bio_list_init(&bio_list_on_stack[0]);ret = q->make_request_fn(q, bio);blk_queue_exit(q);/* sort new bios into those for a lower level* and those for the same level*/bio_list_init(&lower);bio_list_init(&same);while ((bio = bio_list_pop(&bio_list_on_stack[0])) != NULL)if (q == bdev_get_queue(bio->bi_bdev))bio_list_add(&same, bio);elsebio_list_add(&lower, bio);/* now assemble so we handle the lowest level first */bio_list_merge(&bio_list_on_stack[0], &lower);bio_list_merge(&bio_list_on_stack[0], &same);bio_list_merge(&bio_list_on_stack[0], &bio_list_on_stack[1]);}......bio = bio_list_pop(&bio_list_on_stack[0]);} while (bio);current->bio_list = NULL; /* deactivate */out:return ret;}
这里的逻辑有点复杂，我们先来看大的逻辑。在do-while中，我们先是获取一个请求队列request_queue，然后调用这个队列的make_request_fn函数。
块设备队列结构
如果再来看struct block_device结构和struct gendisk结构，我们会发现，每个块设备都有一个请求队列struct request_queue，用于处理上层发来的请求。
在每个块设备的驱动程序初始化的时候，会生成一个request_queue。
struct request_queue {/** Together with queue_head for cacheline sharing*/struct list_head queue_head;struct request *last_merge;struct elevator_queue *elevator;......request_fn_proc *request_fn;make_request_fn *make_request_fn;......}
在请求队列request_queue上，首先是有一个链表list_head，保存请求request。
struct request {struct list_head queuelist;......struct request_queue *q;......struct bio *bio;struct bio *biotail;......}
每个request包括一个链表的struct bio，有指针指向一头一尾。
struct bio {struct bio *bi_next; /* request queue link */struct block_device *bi_bdev;blk_status_t bi_status;......struct bvec_iter bi_iter;unsigned short bi_vcnt; /* how many bio_vec's */unsigned short bi_max_vecs; /* max bvl_vecs we can hold */atomic_t __bi_cnt; /* pin count */struct bio_vec *bi_io_vec; /* the actual vec list */......};struct bio_vec {struct page *bv_page;unsigned int bv_len;unsigned int bv_offset;}
在bio中，bi_next是链表中的下一项，struct bio_vec指向一组页面。
在请求队列request_queue上，还有两个重要的函数，一个是make_request_fn函数，用于生成request；另一个是request_fn函数，用于处理request。
块设备的初始化
我们还是以scsi驱动为例。在初始化设备驱动的时候，我们会调用scsi_alloc_queue，把request_fn设置为scsi_request_fn。我们还会调用blk_init_allocated_queue->blk_queue_make_request，把make_request_fn设置为blk_queue_bio。
/*** scsi_alloc_sdev - allocate and setup a scsi_Device* @starget: which target to allocate a &scsi_device for* @lun: which lun* @hostdata: usually NULL and set by ->slave_alloc instead** Description:* Allocate, initialize for io, and return a pointer to a scsi_Device.* Stores the @shost, @channel, @id, and @lun in the scsi_Device, and* adds scsi_Device to the appropriate list.** Return value:* scsi_Device pointer, or NULL on failure.**/static struct scsi_device *scsi_alloc_sdev(struct scsi_target *starget,u64 lun, void *hostdata){struct scsi_device *sdev;sdev = kzalloc(sizeof(*sdev) + shost->transportt->device_size,GFP_ATOMIC);......sdev->request_queue = scsi_alloc_queue(sdev);......}struct request_queue *scsi_alloc_queue(struct scsi_device *sdev){struct Scsi_Host *shost = sdev->host;struct request_queue *q;q = blk_alloc_queue_node(GFP_KERNEL, NUMA_NO_NODE);if (!q)return NULL;q->cmd_size = sizeof(struct scsi_cmnd) + shost->hostt->cmd_size;q->rq_alloc_data = shost;q->request_fn = scsi_request_fn;q->init_rq_fn = scsi_init_rq;q->exit_rq_fn = scsi_exit_rq;q->initialize_rq_fn = scsi_initialize_rq;//调用blk_queue_make_request(q, blk_queue_bio);if (blk_init_allocated_queue(q) < 0) {blk_cleanup_queue(q);return NULL;}__scsi_init_queue(shost, q);......return q}
在blk_init_allocated_queue中，除了初始化make_request_fn函数，我们还要做一件很重要的事情，就是初始化I/O的电梯算法。
int blk_init_allocated_queue(struct request_queue *q){q->fq = blk_alloc_flush_queue(q, NUMA_NO_NODE, q->cmd_size);......blk_queue_make_request(q, blk_queue_bio);....../* init elevator */if (elevator_init(q, NULL)) {......}......}
电梯算法有很多种类型，定义为elevator_type。下面我来逐一说一下。
- struct elevator_type elevator_noop
Noop调度算法是最简单的IO调度算法，它将IO请求放入到一个FIFO队列中，然后逐个执行这些IO请求。
- struct elevator_type iosched_deadline
Deadline算法要保证每个IO请求在一定的时间内一定要被服务到，以此来避免某个请求饥饿。为了完成这个目标，算法中引入了两类队列，一类队列用来对请求按起始扇区序号进行排序，通过红黑树来组织，我们称为sort_list，按照此队列传输性能会比较高；另一类队列对请求按它们的生成时间进行排序，由链表来组织，称为fifo_list，并且每一个请求都有一个期限值。
- struct elevator_type iosched_cfq
又看到了熟悉的CFQ完全公平调度算法。所有的请求会在多个队列中排序。同一个进程的请求，总是在同一队列中处理。时间片会分配到每个队列，通过轮询算法，我们保证了I/O带宽，以公平的方式，在不同队列之间进行共享。
elevator_init中会根据名称来指定电梯算法，如果没有选择，那就默认使用iosched_cfq。
请求提交与调度
接下来，我们回到generic_make_request函数中。调用队列的make_request_fn函数，其实就是调用blk_queue_bio。
static blk_qc_t blk_queue_bio(struct request_queue *q, struct bio *bio){struct request *req, *free;unsigned int request_count = 0;......switch (elv_merge(q, &req, bio)) {case ELEVATOR_BACK_MERGE:if (!bio_attempt_back_merge(q, req, bio))break;elv_bio_merged(q, req, bio);free = attempt_back_merge(q, req);if (free)__blk_put_request(q, free);elseelv_merged_request(q, req, ELEVATOR_BACK_MERGE);goto out_unlock;case ELEVATOR_FRONT_MERGE:if (!bio_attempt_front_merge(q, req, bio))break;elv_bio_merged(q, req, bio);free = attempt_front_merge(q, req);if (free)__blk_put_request(q, free);elseelv_merged_request(q, req, ELEVATOR_FRONT_MERGE);goto out_unlock;default:break;}get_rq:req = get_request(q, bio->bi_opf, bio, GFP_NOIO);......blk_init_request_from_bio(req, bio);......add_acct_request(q, req, where);__blk_run_queue(q);out_unlock:......return BLK_QC_T_NONE;}
blk_queue_bio首先做的一件事情是调用elv_merge来判断，当前这个bio请求是否能够和目前已有的request合并起来，成为同一批I/O操作，从而提高读取和写入的性能。
判断标准和struct bio的成员struct bvec_iter有关，它里面有两个变量，一个是起始磁盘簇bi_sector，另一个是大小bi_size。
enum elv_merge elv_merge(struct request_queue *q, struct request **req,struct bio *bio){struct elevator_queue *e = q->elevator;struct request *__rq;......if (q->last_merge && elv_bio_merge_ok(q->last_merge, bio)) {enum elv_merge ret = blk_try_merge(q->last_merge, bio);if (ret != ELEVATOR_NO_MERGE) {*req = q->last_merge;return ret;}}......__rq = elv_rqhash_find(q, bio->bi_iter.bi_sector);if (__rq && elv_bio_merge_ok(__rq, bio)) {*req = __rq;return ELEVATOR_BACK_MERGE;}if (e->uses_mq && e->type->ops.mq.request_merge)return e->type->ops.mq.request_merge(q, req, bio);else if (!e->uses_mq && e->type->ops.sq.elevator_merge_fn)return e->type->ops.sq.elevator_merge_fn(q, req, bio);return ELEVATOR_NO_MERGE;}
elv_merge尝试了三次合并。
第一次，它先判断和上一次合并的request能不能再次合并，看看能不能赶上马上要走的这部电梯。在blk_try_merge主要做了这样的判断：如果blk_rq_pos(rq) + blk_rq_sectors(rq) == bio->bi_iter.bi_sector，也就是说这个request的起始地址加上它的大小（其实是这个request的结束地址），如果和bio的起始地址能接得上，那就把bio放在request的最后，我们称为ELEVATOR_BACK_MERGE。
如果blk_rq_pos(rq) - bio_sectors(bio) == bio->bi_iter.bi_sector，也就是说，这个request的起始地址减去bio的大小等于bio的起始地址，这说明bio放在request的最前面能够接得上，那就把bio放在request的最前面，我们称为ELEVATOR_FRONT_MERGE。否则，那就不合并，我们称为ELEVATOR_NO_MERGE。
enum elv_merge blk_try_merge(struct request *rq, struct bio *bio){......if (blk_rq_pos(rq) + blk_rq_sectors(rq) == bio->bi_iter.bi_sector)return ELEVATOR_BACK_MERGE;else if (blk_rq_pos(rq) - bio_sectors(bio) == bio->bi_iter.bi_sector)return ELEVATOR_FRONT_MERGE;return ELEVATOR_NO_MERGE;}
第二次，如果和上一个合并过的request无法合并，那我们就调用elv_rqhash_find。然后按照bio的起始地址查找request，看有没有能够合并的。如果有的话，因为是按照起始地址找的，应该接在人家的后面，所以是ELEVATOR_BACK_MERGE。
第三次，调用elevator_merge_fn试图合并。对于iosched_cfq，调用的是cfq_merge。在这里面，cfq_find_rq_fmerge会调用elv_rb_find函数，里面的参数是bio的结束地址。我们还是要看，能不能找到可以合并的。如果有的话，因为是按照结束地址找的，应该接在人家前面，所以是ELEVATOR_FRONT_MERGE。
static enum elv_merge cfq_merge(struct request_queue *q, struct request **req,struct bio *bio){struct cfq_data *cfqd = q->elevator->elevator_data;struct request *__rq;__rq = cfq_find_rq_fmerge(cfqd, bio);if (__rq && elv_bio_merge_ok(__rq, bio)) {*req = __rq;return ELEVATOR_FRONT_MERGE;}return ELEVATOR_NO_MERGE;}static struct request *cfq_find_rq_fmerge(struct cfq_data *cfqd, struct bio *bio){struct task_struct *tsk = current;struct cfq_io_cq *cic;struct cfq_queue *cfqq;cic = cfq_cic_lookup(cfqd, tsk->io_context);if (!cic)return NULL;cfqq = cic_to_cfqq(cic, op_is_sync(bio->bi_opf));if (cfqq)return elv_rb_find(&cfqq->sort_list, bio_end_sector(bio));return NUL}
等从elv_merge返回blk_queue_bio的时候，我们就知道，应该做哪种类型的合并，接着就要进行真的合并。如果没有办法合并，那就调用get_request，创建一个新的request，调用blk_init_request_from_bio，将bio放到新的request里面，然后调用add_acct_request，把新的request加到request_queue队列中。
至此，我们解析完了generic_make_request中最重要的两大逻辑：获取一个请求队列request_queue和调用这个队列的make_request_fn函数。
其实，generic_make_request其他部分也很令人困惑。感觉里面有特别多的struct bio_list，倒腾过来，倒腾过去的。这是因为，很多块设备是有层次的。
比如，我们用两块硬盘组成RAID，两个RAID盘组成LVM，然后我们就可以在LVM上创建一个块设备给用户用，我们称接近用户的块设备为高层次的块设备，接近底层的块设备为低层次（lower）的块设备。这样，generic_make_request把I/O请求发送给高层次的块设备的时候，会调用高层块设备的make_request_fn，高层块设备又要调用generic_make_request，将请求发送给低层次的块设备。虽然块设备的层次不会太多，但是对于代码generic_make_request来讲，这可是递归的调用，一不小心，就会递归过深，无法正常退出，而且内核栈的大小又非常有限，所以要比较小心。
这里你是否理解了struct bio_list bio_list_on_stack[2]的名字为什么叫stack呢？其实，将栈的操作变成对于队列的操作，队列不在栈里面，会大很多。每次generic_make_request被当前任务调用的时候，将current->bio_list设置为bio_list_on_stack，并在generic_make_request的一开始就判断current->bio_list是否为空。如果不为空，说明已经在generic_make_request的调用里面了，就不必调用make_request_fn进行递归了，直接把请求加入到bio_list里面就可以了，这就实现了递归的及时退出。
如果current->bio_list为空，那我们就将current->bio_list设置为bio_list_on_stack后，进入do-while循环，做咱们分析过的generic_make_request的两大逻辑。但是，当前的队列调用make_request_fn的时候，在make_request_fn的具体实现中，会生成新的bio。调用更底层的块设备，也会生成新的bio，都会放在bio_list_on_stack的队列中，是一个边处理还边创建的过程。
bio_list_on_stack[1] = bio_list_on_stack[0]这一句在make_request_fn之前，将之前队列里面遗留没有处理的保存下来，接着bio_list_init将bio_list_on_stack[0]设置为空，然后调用make_request_fn，在make_request_fn里面如果有新的bio生成，都会加到bio_list_on_stack[0]这个队列里面来。
make_request_fn执行完毕后，可以想象bio_list_on_stack[0]可能又多了一些bio了，接下来的循环中调用bio_list_pop将bio_list_on_stack[0]积攒的bio拿出来，分别放在两个队列lower和same中，顾名思义，lower就是更低层次的块设备的bio，same是同层次的块设备的bio。
接下来我们能将lower、same以及bio_list_on_stack[1] 都取出来，放在bio_list_on_stack[0]统一进行处理。当然应该lower优先了，因为只有底层的块设备的I/O做完了，上层的块设备的I/O才能做完。
到这里，generic_make_request的逻辑才算解析完毕。对于写入的数据来讲，其实仅仅是将bio请求放在请求队列上，设备驱动程序还没往设备里面写呢。
请求的处理
设备驱动程序往设备里面写，调用的是请求队列request_queue的另外一个函数request_fn。对于scsi设备来讲，调用的是scsi_request_fn。
static void scsi_request_fn(struct request_queue *q)__releases(q->queue_lock)__acquires(q->queue_lock){struct scsi_device *sdev = q->queuedata;struct Scsi_Host *shost;struct scsi_cmnd *cmd;struct request *req;/** To start with, we keep looping until the queue is empty, or until* the host is no longer able to accept any more requests.*/shost = sdev->host;for (;;) {int rtn;/** get next queueable request. We do this early to make sure* that the request is fully prepared even if we cannot* accept it.*/req = blk_peek_request(q);....../** Remove the request from the request list.*/if (!(blk_queue_tagged(q) && !blk_queue_start_tag(q, req)))blk_start_request(req);.....cmd = req->special;....../** Dispatch the command to the low-level driver.*/cmd->scsi_done = scsi_done;rtn = scsi_dispatch_cmd(cmd);......}return;......}
在这里面是一个for无限循环，从request_queue中读取request，然后封装更加底层的指令，给设备控制器下指令，实施真正的I/O操作。
总结时刻
这一节我们讲了如何将块设备I/O请求送达到外部设备。
对于块设备的I/O操作分为两种，一种是直接I/O，另一种是缓存I/O。无论是哪种I/O，最终都会调用submit_bio提交块设备I/O请求。
对于每一种块设备，都有一个gendisk表示这个设备，它有一个请求队列，这个队列是一系列的request对象。每个request对象里面包含多个BIO对象，指向page cache。所谓的写入块设备，I/O就是将page cache里面的数据写入硬盘。
对于请求队列来讲，还有两个函数，一个函数叫make_request_fn函数，用于将请求放入队列。submit_bio会调用generic_make_request，然后调用这个函数。
另一个函数往往在设备驱动程序里实现，我们叫request_fn函数，它用于从队列里面取出请求来，写入外部设备。
至此，整个写入文件的过程才算完全结束。这真是个复杂的过程，涉及系统调用、内存管理、文件系统和输入输出。这足以说明，操作系统真的是一个非常复杂的体系，环环相扣，需要分层次层层展开来学习。
到这里，专栏已经过半了，你应该能发现，很多我之前说“后面会细讲”的东西，现在正在一点一点解释清楚，而文中越来越多出现“前面我们讲过”的字眼，你是否当时学习前面知识的时候，没有在意，导致学习后面的知识产生困惑了呢？没关系，及时倒回去复习，再回过头去看，当初学过的很多知识会变得清晰很多。
课堂练习
你知道如何查看磁盘调度算法、修改磁盘调度算法以及I/O队列的长度吗？
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