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作為一種自由和開源的操作系統(tǒng)，Linux已經(jīng)成為了眾多開發(fā)者和企業(yè)的選擇，它的可靠性和穩(wěn)定性在很大程度上得到了驗證。然而，與所有操作系統(tǒng)一樣，Linux也會遇到一些困難和挑戰(zhàn)。在本文中，我們將探討Linux操作系統(tǒng)遇到大IO操作時內(nèi)核卡死的原因，并且尋找解決問題的方法。
什么是大IO操作？
在計算機領域，IO是指輸入和輸出，通常涉及數(shù)據(jù)的讀取和寫入，例如，打開文件，讀取文件或網(wǎng)絡通信。由于IO操作涉及慢速設備（磁盤驅(qū)動器、網(wǎng)絡連接等），因此，在執(zhí)行IO操作時，操作系統(tǒng)必須等待設備完成操作，然后才能將數(shù)據(jù)傳送到CPU中進行處理。
當IO請求過多時，CPU必須在不同的IO請求之間進行切換。這通常稱為上下文切換。在大I/O負載下，上下文切換的數(shù)量變得非常龐大，這可能導致操作系統(tǒng)變慢，響應時間變長或系統(tǒng)崩潰。
為什么會出現(xiàn)內(nèi)核卡死？
內(nèi)核卡死指的是操作系統(tǒng)內(nèi)核變得無響應，不再執(zhí)行任何命令或操作。 當內(nèi)核無響應時，系統(tǒng)上的任何任務、進程或應用程序都無法響應，這往往會導致系統(tǒng)的死機或崩潰。 當Linux操作系統(tǒng)遇到大IO操作時，可能會出現(xiàn)內(nèi)核卡死的情況。
原因分析
硬盤故障
在一個極端的情況下，磁盤驅(qū)動器中出現(xiàn)問題可能會導致內(nèi)核卡死，甚至在系統(tǒng)加載過程中就不能引導。 我們可以通過查看系統(tǒng)日志來確定磁盤驅(qū)動器是否出現(xiàn)了某些錯誤。 如果您的磁盤驅(qū)動器出現(xiàn)錯誤，則應該立即停止使用，并進行更換或維修。
內(nèi)存故障
內(nèi)存故障可能導致內(nèi)核卡死。 當系統(tǒng)內(nèi)存出現(xiàn)問題時，可能會導致內(nèi)核出現(xiàn)錯誤或崩潰。 如果您的系統(tǒng)無法響應，您可以嘗試使用MemTest86等工具來測試系統(tǒng)內(nèi)存。 如果測試結(jié)果顯示有錯誤，則需要更換或修復系統(tǒng)內(nèi)存。
驅(qū)動問題
驅(qū)動程序問題可能導致內(nèi)核卡死。 如果機器上的一個驅(qū)動程序存在問題，它可能會干擾其他的驅(qū)動程序 或者內(nèi)核的正常運行。 這可能會導致系統(tǒng)不確定崩潰 或出現(xiàn)無法選定的情況，從而導致操作系統(tǒng)無法響應。
大量IO操作
如前所述，在大量IO負載下，可能會發(fā)生內(nèi)核卡死現(xiàn)象。這主要是因為在執(zhí)行IO操作時，操作系統(tǒng)必須等待設備完成操作，然后才能將數(shù)據(jù)傳送到CPU中進行處理。這會導致上下文切換數(shù)量大幅增加，從而可能會導致系統(tǒng)崩潰。
解決方法
硬件檢測
如果硬件故障導致內(nèi)核卡死，那么硬件檢測是之一步。 您可以使用MemTest86等工具來測試系統(tǒng)內(nèi)存，或者使用ART等工具來檢測磁盤驅(qū)動器是否存在問題。 如果有硬件故障，則需要盡快更換或維修。
升級內(nèi)核
如果內(nèi)核版本太老，可能會出現(xiàn)內(nèi)核卡死的問題。 在這種情況下，升級內(nèi)核是一個好的解決方法。 升級內(nèi)核可以解決系統(tǒng)中的一些錯誤和安全問題，提高系統(tǒng)性能。
優(yōu)化I/O調(diào)度程序
Linux內(nèi)核有幾個I/O調(diào)度程序可供選擇，例如CFQ , NOOP , DEADLINE等。 每個調(diào)度程序都有自己的優(yōu)缺點。 單個調(diào)度程序不會適用于所有情況。 選擇不合適的調(diào)度程序可能會導致系統(tǒng)響應遲緩。 因此，優(yōu)化I/O調(diào)度程序可能會有所幫助。
調(diào)整文件系統(tǒng)相關參數(shù)
文件系統(tǒng)相關參數(shù)是影響硬盤I/O性能的重要因素之一。 通過調(diào)整文件系統(tǒng)參數(shù)，可以提高硬盤I/O性能，從而減少可能的內(nèi)核卡死現(xiàn)象。 例如，調(diào)整文件系統(tǒng)緩存大小和進程文件限制等參數(shù)可能會對性能產(chǎn)生積極影響。
當Linux操作系統(tǒng)遇到大I/O負載時，內(nèi)核卡死的情況是很常見的。 這可能是由于硬件故障、內(nèi)存故障、驅(qū)動程序問題或大量I/O操作等因素導致的。 針對不同原因可以采取不同的解決方法，例如硬件檢測，升級內(nèi)核，優(yōu)化I/O調(diào)度程序等。 維護好Linux操作系統(tǒng)所需要的多方面的知識和技能，將對操作系統(tǒng)的穩(wěn)定性和應用程序的可靠性產(chǎn)生積極作用。
相關問題拓展閱讀：
- Linux 磁盤IO
Linux 磁盤IO
磁盤結(jié)構(gòu)與數(shù)據(jù)存儲方式, 數(shù)據(jù)是如何存儲的，又通過怎樣的方式被訪問？
機械硬盤主要由磁盤盤片、磁頭、主軸與傳動軸等組成；數(shù)據(jù)就存放在磁盤盤片中
現(xiàn)代硬盤尋道都是采用CHS( Cylinder Head Sector )的方式，硬盤讀取數(shù)據(jù)時，讀寫磁頭沿徑向移動，移到要讀取的扇區(qū)所在磁道的上方，這段時間稱為
尋道時間(seek time)
。
因讀寫磁頭的起始位置與目標位置之間的距離不同，尋道時間也不同
。磁頭到達指定磁道后，然后通過盤片的旋轉(zhuǎn)，使得要讀取的扇區(qū)轉(zhuǎn)到讀寫磁頭的下方，這段時間稱為
旋轉(zhuǎn)延遲時間(rotational latencytime)
。然后再讀寫數(shù)據(jù)，讀手租寫數(shù)據(jù)也需要時間，這段時間稱為
傳輸時間(transfer time)
。
固態(tài)硬盤主要由主控芯片、閃存顆粒與緩存組成；數(shù)據(jù)就存放在閃存芯片中
通過主控芯片進行尋址， 因為畢好兆是電信號方式， 沒有任何物理結(jié)構(gòu)， 所以尋址速度非常快且與數(shù)據(jù)存儲位置無關
如何查看系統(tǒng)IO狀態(tài)
查看磁盤空間
調(diào)用 open , fwrite 時到底發(fā)生了什么?
在一個IO過程中，以下5個API/系統(tǒng)調(diào)用是必不可少的
Create 函數(shù)用來打開一個文件，如果該文件不存在，那么需要在磁盤上創(chuàng)建該文件
Open 函數(shù)用于打開一個指定的文件。如果在 Open 函數(shù)中指定 O_CREATE 標記，那么 Open 函數(shù)同樣可以實現(xiàn) Create 函數(shù)的功能
Clos e函數(shù)用于釋放文件句柄
Write 和 Read 函數(shù)用于實現(xiàn)文件的讀寫過程
O_SYNC (先寫緩存, 但是需要實際落襪粗盤之后才返回, 如果接下來有讀請求, 可以從內(nèi)存讀 ), write-through
O_DSYNC (D=data, 類似O_SYNC, 但是只同步數(shù)據(jù), 不同步元數(shù)據(jù))
O_DIRECT (直接寫盤, 不經(jīng)過緩存)
O_ASYNC (異步IO, 使用信號機制實現(xiàn), 不推薦, 直接用aio_xxx)
O_NOATIME (讀取的時候不更新文件 atime(access time))
sync() 全局緩存寫回磁盤
fsync() 特定fd的sync()
fdatasync() 只刷數(shù)據(jù), 不同步元數(shù)據(jù)
mount noatime(全局不記錄atime), re方式(只讀), sync(同步方式)
一個IO的傳奇一生 這里有一篇非常好的資料，講述了整個IO過程；
下面簡單記錄下自己的理解的一次常見的Linux IO過程， 想了解更詳細及相關源碼，非常推薦閱讀上面的原文
Linux IO體系結(jié)構(gòu)
Superblock
超級描述了整個文件系統(tǒng)的信息。為了保證可靠性，可以在每個塊組中對superblock進行備份。為了避免superblock冗余過多，可以采用稀疏存儲的方式，即在若干個塊組中對superblock進行保存，而不需要在所有的塊組中都進行備份
GDT 組描述符表
組描述符表對整個組內(nèi)的數(shù)據(jù)布局進行了描述。例如，數(shù)據(jù)塊位圖的起始地址是多少？inode位圖的起始地址是多少？inode表的起始地址是多少？塊組中還有多少空閑塊資源等。組描述符表在superblock的后面
數(shù)據(jù)塊位圖
數(shù)據(jù)塊位圖描述了塊組內(nèi)數(shù)據(jù)塊的使用情況。如果該數(shù)據(jù)塊已經(jīng)被某個文件使用，那么位圖中的對應位會被置1，否則該位為0
Inode位圖
Inode位圖描述了塊組內(nèi)inode資源使用情況。如果一個inode資源已經(jīng)使用，那么對應位會被置1
Inode表
（即inode資源）和數(shù)據(jù)塊。這兩塊占據(jù)了塊組內(nèi)的絕大部分空間，特別是數(shù)據(jù)塊資源
一個文件是由inode進行描述的。一個文件占用的數(shù)據(jù)塊block是通過inode管理起來的
。在inode結(jié)構(gòu)中保存了直接塊指針、一級間接塊指針、二級間接塊指針和三級間接塊指針。對于一個小文件，直接可以采用直接塊指針實現(xiàn)對文件塊的訪問；對于一個大文件，需要采用間接塊指針實現(xiàn)對文件塊的訪問
最簡單的調(diào)度器。它本質(zhì)上就是一個鏈表實現(xiàn)的
fifo
隊列，并對請求進行簡單的
合并
處理。
調(diào)度器本身并沒有提供任何可以配置的參數(shù)
讀寫請求被分成了兩個隊列， 一個用訪問地址作為索引，一個用進入時間作為索引，并且采用兩種方式將這些request管理起來；
在請求處理的過程中，deadline算法會優(yōu)先處理那些訪問地址臨近的請求，這樣可以更大程度的減少磁盤抖動的可能性。
只有在有些request即將被餓死的時候，或者沒有辦法進行磁盤順序化操作的時候，deadline才會放棄地址優(yōu)先策略，轉(zhuǎn)而處理那些即將被餓死的request
deadline算法可調(diào)整參數(shù)
read_expire
: 讀請求的超時時間設置(ms)。當一個讀請求入隊deadline的時候，其過期時間將被設置為當前時間＋read_expire，并放倒fifo_list中進行排序
write_expire
:寫請求的超時時間設置(ms)
fifo_batch
:在順序（sort_list）請求進行處理的時候，deadline將以batch為單位進行處理。每一個batch處理的請求個數(shù)為這個參數(shù)所限制的個數(shù)。在一個batch處理的過程中，不會產(chǎn)生是否超時的檢查，也就不會產(chǎn)生額外的磁盤尋道時間。這個參數(shù)可以用來平衡順序處理和饑餓時間的矛盾，當饑餓時間需要盡可能的符合預期的時候，我們可以調(diào)小這個值，以便盡可能多的檢查是否有饑餓產(chǎn)生并及時處理。增大這個值當然也會增大吞吐量，但是會導致處理饑餓請求的延時變長
writes_starved
:這個值是在上述deadline出隊處理之一步時做檢查用的。用來判斷當讀隊列不為空時，寫隊列的饑餓程度是否足夠高，以時deadline放棄讀請求的處理而處理寫請求。當檢查存在有寫請求的時候，deadline并不會立即對寫請求進行處理，而是給相關數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中的starved進行累計，如果這是之一次檢查到有寫請求進行處理，那么這個計數(shù)就為1。如果此時writes_starved值為2，則我們認為此時饑餓程度還不足夠高，所以繼續(xù)處理讀請求。只有當starved >= writes_starved的時候，deadline才回去處理寫請求。可以認為這個值是用來平衡deadline對讀寫請求處理優(yōu)先級狀態(tài)的，這個值越大，則寫請求越被滯后處理，越小，寫請求就越可以獲得趨近于讀請求的優(yōu)先級
front_merges
:當一個新請求進入隊列的時候，如果其請求的扇區(qū)距離當前扇區(qū)很近，那么它就是可以被合并處理的。而這個合并可能有兩種情況，一個是向當前位置后合并，另一種是向前合并。在某些場景下，向前合并是不必要的，那么我們就可以通過這個參數(shù)關閉向前合并。默認deadline支持向前合并，設置為0關閉
在調(diào)度一個request時，首先需要選擇一個一個合適的cfq_group。Cfq調(diào)度器會為每個cfq_group分配一個時間片，當這個時間片耗盡之后，會選擇下一個cfq_group。每個cfq_group都會分配一個vdisktime，并且通過該值采用紅黑樹對cfq_group進行排序。在調(diào)度的過程中，每次都會選擇一個vdisktime最小的cfq_group進行處理。
一個cfq_group管理了7棵service tree，每棵service tree管理了需要調(diào)度處理的對象cfq_queue。因此，一旦cfq_group被選定之后，需要選擇一棵service tree進行處理。這7棵service tree被分成了三大類，分別為RT、BE和IDLE。這三大類service tree的調(diào)度是按照優(yōu)先級展開的
通過優(yōu)先級可以很容易的選定一類Service tree。當一類service tree被選定之后，采用service time的方式選定一個合適的cfq_queue。每個Service tree是一棵紅黑樹，這些紅黑樹是按照service time進行檢索的，每個cfq_queue都會維護自己的service time。分析到這里，我們知道，cfq算法通過每個cfq_group的vdisktime值來選定一個cfq_group進行服務，在處理cfq_group的過程通過優(yōu)先級選擇一個最需要服務的service tree。通過該Service tree得到最需要服務的cfq_queue。該過程在 cfq_select_queue 函數(shù)中實現(xiàn)
一個cfq_queue被選定之后，后面的過程和deadline算法有點類似。在選擇request的時候需要考慮每個request的延遲等待時間，選擇那種等待時間最長的request進行處理。但是，考慮到磁盤抖動的問題，cfq在處理的時候也會進行順序批量處理，即將那些在磁盤上連續(xù)的request批量處理掉
cfq調(diào)度算法的參數(shù)
back_seek_max
:磁頭可以向后尋址的更大范圍，默認值為16M
back_seek_penalty
:向后尋址的懲罰系數(shù)。這個值是跟向前尋址進行比較的
fifo_expire_async
:設置異步請求的超時時間。同步請求和異步請求是區(qū)分不同隊列處理的，cfq在調(diào)度的時候一般情況都會優(yōu)先處理同步請求，之后再處理異步請求，除非異步請求符合上述合并處理的條件限制范圍內(nèi)。當本進程的隊列被調(diào)度時，cfq會優(yōu)先檢查是否有異步請求超時，就是超過fifo_expire_async參數(shù)的限制。如果有，則優(yōu)先發(fā)送一個超時的請求，其余請求仍然按照優(yōu)先級以及扇區(qū)編號大小來處理
fifo_expire_sync
:這個參數(shù)跟上面的類似，區(qū)別是用來設置同步請求的超時時間
slice_idle
:參數(shù)設置了一個等待時間。這讓cfq在切換cfq_queue或service tree的時候等待一段時間，目的是提高機械硬盤的吞吐量。一般情況下，來自同一個cfq_queue或者service tree的IO請求的尋址局部性更好，所以這樣可以減少磁盤的尋址次數(shù)。這個值在機械硬盤上默認為非零。當然在固態(tài)硬盤或者硬RAID設備上設置這個值為非零會降低存儲的效率，因為固態(tài)硬盤沒有磁頭尋址這個概念，所以在這樣的設備上應該設置為0，關閉此功能
group_idle
:這個參數(shù)也跟上一個參數(shù)類似，區(qū)別是當cfq要切換cfq_group的時候會等待一段時間。在cgroup的場景下，如果我們沿用slice_idle的方式，那么空轉(zhuǎn)等待可能會在cgroup組內(nèi)每個進程的cfq_queue切換時發(fā)生。這樣會如果這個進程一直有請求要處理的話，那么直到這個cgroup的配額被耗盡，同組中的其它進程也可能無法被調(diào)度到。這樣會導致同組中的其它進程餓死而產(chǎn)生IO性能瓶頸。在這種情況下，我們可以將slice_idle ＝ 0而group_idle ＝ 8。這樣空轉(zhuǎn)等待就是以cgroup為單位進行的，而不是以cfq_queue的進程為單位進行，以防止上述問題產(chǎn)生
low_latency
:這個是用來開啟或關閉cfq的低延時（low latency）模式的開關。當這個開關打開時，cfq將會根據(jù)target_latency的參數(shù)設置來對每一個進程的分片時間（slice time）進行重新計算。這將有利于對吞吐量的公平（默認是對時間片分配的公平）。關閉這個參數(shù)（設置為0）將忽略target_latency的值。這將使系統(tǒng)中的進程完全按照時間片方式進行IO資源分配。這個開關默認是打開的
target_latency
:當low_latency的值為開啟狀態(tài)時，cfq將根據(jù)這個值重新計算每個進程分配的IO時間片長度
quantum
:這個參數(shù)用來設置每次從cfq_queue中處理多少個IO請求。在一個隊列處理事件周期中，超過這個數(shù)字的IO請求將不會被處理。這個參數(shù)只對同步的請求有效
slice_sync
:當一個cfq_queue隊列被調(diào)度處理時，它可以被分配的處理總時間是通過這個值來作為一個計算參數(shù)指定的。公式為： time_slice = slice_sync + (slice_sync/5 * (4 – prio)) 這個參數(shù)對同步請求有效
slice_async
:這個值跟上一個類似，區(qū)別是對異步請求有效
slice_async_rq
:這個參數(shù)用來限制在一個slice的時間范圍內(nèi)，一個隊列最多可以處理的異步請求個數(shù)。請求被處理的更大個數(shù)還跟相關進程被設置的io優(yōu)先級有關
通常在Linux上使用的IO接口是同步方式的，進程調(diào)用 write / read 之后會阻塞陷入到內(nèi)核態(tài)，直到本次IO過程完成之后，才能繼續(xù)執(zhí)行，下面介紹的異步IO則沒有這種限制，但是當前Linux異步IO尚未成熟
目前Linux aio還處于較不成熟的階段，只能在 O_DIRECT 方式下才能使用(glibc_aio)，也就是無法使用默認的Page Cache機制
正常情況下，使用aio族接口的簡要方式如下：
io_uring 是 2023 年 5 月發(fā)布的 Linux 5.1 加入的一個重大特性 —— Linux 下的全新的異步 I/O 支持，希望能徹底解決長期以來 Linux AIO 的各種不足
io_uring 實現(xiàn)異步 I/O 的方式其實是一個生產(chǎn)者-消費者模型:
邏輯卷管理
RAID0
RAID1
RAID5（糾錯）
條帶化
Linux系統(tǒng)性能調(diào)整：IO過程
Linux的IO調(diào)度
一個IO的傳奇一生
理解inode
Linux 文件系統(tǒng)是怎么工作的？
Linux中Buffer cache性能問題一探究竟
Asynchronous I/O and event notification on linux
AIO 的新歸宿：io_uring
linux大io內(nèi)核卡死的介紹就聊到這里吧，感謝你花時間閱讀本站內(nèi)容，更多關于linux大io內(nèi)核卡死,Linux操作系統(tǒng)遇到大IO操作時內(nèi)核卡死原因分析,Linux 磁盤IO的信息別忘了在本站進行查找喔。
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本文題目：Linux操作系統(tǒng)遇到大IO操作時內(nèi)核卡死原因分析(linux大io內(nèi)核卡死)
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