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在Linux操作系統(tǒng)中，IO（Input/Output）使用情況是非常重要的一項系統(tǒng)資源。IO的使用情況將直接影響系統(tǒng)的性能和穩(wěn)定性，因此必須定期進行監(jiān)控和管理。本文將介紹如何在Linux系統(tǒng)中查詢每個用戶的IO使用情況，以便于進行性能分析和優(yōu)化。
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一、使用iostat命令查詢
iostat是一個可以查詢磁盤IO情況的命令。使用該命令可以查看系統(tǒng)中每個用戶的IO使用情況。具體操作步驟如下：
1.打開終端窗口，輸入以下命令：
iostat -x 1 | awk ‘{if($1 ~ /Device:/) {flag=0};if(flag) {print}};{if($1 ~ /avg-cpu:/) {flag=1}}’
2.按回車鍵，等待命令執(zhí)行完畢后，系統(tǒng)將會顯示每個用戶的IO使用情況。
該命令將顯示每個用戶的IO使用情況，包括IO速率、塊讀寫、平均等待時間和平均服務(wù)時間等信息。您可以根據(jù)這些信息來評估每個用戶的IO使用情況，進而進行性能優(yōu)化。
二、使用iotop命令查詢
iotop是一個可以查詢IO的命令，它比iostat更加詳細，可以查看每個進程的IO使用情況。具體操作步驟如下：
1.打開終端窗口，輸入以下命令：
iotop -b -n 1 | awk ‘{if(NR>7) {print}}’
2.按回車鍵，系統(tǒng)將會顯示每個用戶的IO情況。
與iostat不同，iotop可以查看到每個進程的IO信息。您可以根據(jù)這些信息來評估每個用戶的IO使用情況和進程的IO使用情況，進而進行性能優(yōu)化。
三、使用pidstat命令查詢
pidstat是一個可以查詢進程ID的命令，它可以用于查詢每個進程的IO使用情況。具體操作步驟如下：
1.打開終端窗口，輸入以下命令：
pidstat -d 1 | awk ‘{if($1 ~ /[0-9]/) {print}}’
2.按回車鍵，系統(tǒng)將會顯示每個用戶的IO情況。
與iotop不同，pidstat可以查看到每個進程的IO使用情況和當前用戶的IO使用情況。您可以根據(jù)這些信息來評估每個用戶的IO使用情況和進程的IO使用情況，進而進行性能優(yōu)化。
四、使用sar命令查詢
sar是一個可以查詢系統(tǒng)活動信息的命令，它可以用于查詢每個用戶的IO使用情況。具體操作步驟如下：
1.打開終端窗口，輸入以下命令：
sar -d 1 | awk ‘{if(NR>2) {print}}’
2.按回車鍵，系統(tǒng)將會顯示每個用戶的IO情況。
與其他命令不同，sar可以查看所有用戶的IO使用情況，您可以根據(jù)這些信息來評估系統(tǒng)的性能和穩(wěn)定性，進而進行性能優(yōu)化。
在Linux操作系統(tǒng)中，IO的使用情況是一個非常重要的指標。通過查詢每個用戶的IO情況，您可以評估系統(tǒng)的性能和穩(wěn)定性，并提升系統(tǒng)的性能。在本文中，我們介紹了四種查詢每個用戶的IO使用情況的方法，您可以根據(jù)實際情況選擇適合自己的方法。希望本文能夠幫助您更好地了解Linux系統(tǒng)中的IO使用情況。
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前言
I/O Wait是一個需要使用高級的工具來debug問題原因，當然也有許多基本工具的高級用法。I/O wait的問題難以定位的原因是：因為我們有很多工具可以告訴你I/O 受限了，但是并沒有告訴你具體是哪個進程引起的。
1. 如何確認，是否是I/O問題導(dǎo)致系統(tǒng)緩慢
確認是否是I/O導(dǎo)致的系統(tǒng)緩慢我們可以使用多個命令，但是，最簡單的是unix的命令 top
# top
top – 14:31:20 up 35 min, 4 users, load average: 2.25, 1.74, 1.68
Tasks: 71 total, 1 running, 70 sleeping, 0 stopped, 0 zombie
Cpu(s): 2.3%us, 1.7%sy, 0.0%ni, 0.0%id, 96.0%wa, 0.0%hi, 0.0%si, 0.0%st
Mem:k total,k used, 4436k free, 496k buffers
Swap:k total, 5436k used,k free,k cached
從CPU這行，可以發(fā)現(xiàn)CPU的io wait；這里是96.0%。越高就代表CPU用于io wait的資源越多。
2. 找出哪個磁盤正在被寫入
上邊的top命令從一個整體上說明了I/O wait，但是并沒有說明是哪塊磁盤影響的，想知道是哪塊磁盤引發(fā)的問題，可以使用另外一個命令 iostat 命令
$ iostat -x 2 5
avg-cpu: %user %nice %system %iowait %steal %idle
3.66 0.00 47.64 48.69 0.00 0.00
Device: rrqm/s wrqm/s r/s w/s rkB/s wkB/s avgrq-sz avgqu-sz await r_await w_await svctm %util
sda 44.50 39.27 117.28 29…70 332.17 65.77 462.79 9..71 7.60 111.41
dm-0 0.00 0.00 83.25 9…29 317.84 57.01 648.54 16..79 11.48 107.02
dm-1 0.00 0.00 57.07 40.84 228.27 163.35 8.00 93.84 979.61 13..08 10.93 107.02
iostat 會每2秒更新一次，一共打印5次信息， -x 的選項是打印出擴展信息
之一個iostat 報告會打印出系統(tǒng)最后一次啟動后的統(tǒng)計信息，這也就是說，在多數(shù)情況下，之一個打印出來的信息應(yīng)該被忽略，剩下的報告，都是基于上一次間隔的時間。舉例子來說，這個命令會打印5次，第二次的報告是從之一次報告出來一個后的統(tǒng)計信息，第三次是基于第二次 ，依次類推
所以，一定記?。褐粋€忽略！
在上面的例子中，sda的%utilized 是111.41%，這個很好的說明了有進程正在寫入到sda磁盤中。
除了%utilized 外，我們可以從iostat得到更加豐富的資源信息，例如每毫秒讀寫請求（rrqm/s & wrqm/s)），每秒讀寫的（(r/s & w/s)。在上邊的例子中，我們的項目看起來正在讀寫非常多的信息。這個對我們查找相應(yīng)的進程非常有用。
3. 找出導(dǎo)致高IO的進程
# iotop
Total DISK READ: 8.00 M/s | Total DISK WRITE: 20.36 M/s
TID PRIO USER DISK READ DISK WRITE SWAPIN IO> COMMAND
be/4 root 7.99 M/s 8.01 M/s 0.00 % 61.97 % bonnie++ -n 0 -u 0 -r 239 -s 478 -f -b -d /tmp
最簡單的方法就是用iotop找出哪個進程用了最多的存儲資源，從上面可以看到是bonnie++。
iotop很好用，但是不是默認安裝的。
如果沒有iotop，下面的方式也可以讓你有種方法縮小范圍，盡快找到是哪個進程。
ps 命令對內(nèi)存和CPU有一個統(tǒng)計，但是他沒有對磁盤I/O的統(tǒng)計，雖然他沒有顯示磁盤I/O，但是它顯示進行的狀態(tài)，我們可以用來知道一個進程是否正在等待I/O
主要的進程狀態(tài)有：
PROCESS STATE CODES
D uninterruptible sleep (usually IO)
R running or runnable (on run queue)
S interruptible sleep (waiting for an event to complete)
T stopped, either by a job control signal or because it is being traced.
W paging (not valid since the 2.6.xx kernel)
X dead (should never be seen)
Z defunct (“zombie”) process, terminated but not reaped by its parent.
等待I/O的進程的狀態(tài)一般是“uninterruptible sleep”，或者“D”，我們可以很容易的查找到正在等待I/O的進程
# for x in `seq`; do ps -eo state,pid,cmd | grep “^D”; echo “—-“; sleep 5; done
D 248
Dbonnie++ -n 0 -u 0 -r 239 -s 478 -f -b -d /tmp
—-
D 22
Dbonnie++ -n 0 -u 0 -r 239 -s 478 -f -b -d /tmp
—-
D 22
Dbonnie++ -n 0 -u 0 -r 239 -s 478 -f -b -d /tmp
—-
D 22
Dbonnie++ -n 0 -u 0 -r 239 -s 478 -f -b -d /tmp
—-
Dbonnie++ -n 0 -u 0 -r 239 -s 478 -f -b -d /tmp
上邊的例子會循環(huán)的輸出狀態(tài)是D的進程，每5秒一次，一共10次
從輸出我們可以知道 bonnie++ 的pid是16528 ，在waiting，bonnie++看起來就是我們想找到的進程，但是，只是從它的狀態(tài)，我們沒有辦法證明就是bonnie++引起的I/O等待。
為了證明，我們可以可以查看/proc，每個進程目錄下都有一個叫io的文件，里邊保存這和iotop類似的信息。
# cat /proc/16528/io
rchar:
wchar:
syscr: 5967
syscw: 67138
read_bytes:
write_bytes:
cancelled_write_bytes: 0
read_bytes和write_bytes是這個進程從磁盤讀寫的字節(jié)，在這個例子中，bonnie++進程讀取了46M的數(shù)據(jù)并且寫入了524MB的數(shù)據(jù)到磁盤上。
4. 找出哪個文件正在被大量寫入
lsof 命令可以展示一個進程打開的所有文件。從這個列表中，我們可以找到哪個文件被寫入。
# lsof -p 16528
COMMAND PID USER FD TYPE DEVICE SIZE/OFF NODE NAME
bonnie++root cwd DIR 252,/tmp
bonnie++root 8u REG 252,1869 /tmp/Bonnie.16528
bonnie++root 9u REG 252,1869 /tmp/Bonnie.16528
bonnie++root 10u REG 252,1869 /tmp/Bonnie.16528
bonnie++root 11u REG 252,1869 /tmp/Bonnie.16528
/tmp/Bonnie.16528
# df /tmp
Filesystem 1K-blocks Used Available Use% Mounted on
/dev/mapper/workstation-root% /
# pvdisplay
Physical volume —
PV Name /dev/sda5
VG Name workstation
PV Size 7.76 GiB / not usable 2.00 MiB
Allocatable yes
PE Size 4.00 MiB
Total PE 1986
Free PE 8
Allocated PE 1978
PV UUID CLbABb-GcLB-l5z3-TCj3-IOK3-SQ2p-RDPW5S
使用pvdisplay可以看到，pv設(shè)備就是/dev/sda5,正是我們前面找到的sda。
參考文檔：
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， 因為是電信號方式， 沒有任何物理結(jié)構(gòu)， 所以尋址速度非?？烨遗c數(shù)據(jù)存儲位置無關(guān)
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(guān)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(yīng)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(yīng)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(shè)置(ms)。當一個讀請求入隊deadline的時候，其過期時間將被設(shè)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(shè)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(yù)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(dǎo)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(guān)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(guān)閉向前合并。默認deadline支持向前合并，設(shè)置為0關(guān)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(wù)，在處理cfq_group的過程通過優(yōu)先級選擇一個最需要服務(wù)的service tree。通過該Service tree得到最需要服務(wù)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(shè)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(shè)置同步請求的超時時間
slice_idle
:參數(shù)設(shè)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(shè)備上設(shè)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(shè)備上應(yīng)該設(shè)置為0，關(guān)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(dǎo)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(guān)閉cfq的低延時（low latency）模式的開關(guān)。當這個開關(guān)打開時，cfq將會根據(jù)target_latency的參數(shù)設(shè)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(guān)閉這個參數(shù)（設(shè)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(guān)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(shè)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(guān)進程被設(shè)置的io優(yōu)先級有關(guān)
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
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