Merge branch 'work.read_write' of git://git.kernel.org/pub/scm/linux/kernel/git/viro/vfs
[linux-2.6-microblaze.git] / Documentation / block / biodoc.txt
1         Notes on the Generic Block Layer Rewrite in Linux 2.5
2         =====================================================
3
4 Notes Written on Jan 15, 2002:
5         Jens Axboe <jens.axboe@oracle.com>
6         Suparna Bhattacharya <suparna@in.ibm.com>
7
8 Last Updated May 2, 2002
9 September 2003: Updated I/O Scheduler portions
10         Nick Piggin <npiggin@kernel.dk>
11
12 Introduction:
13
14 These are some notes describing some aspects of the 2.5 block layer in the
15 context of the bio rewrite. The idea is to bring out some of the key
16 changes and a glimpse of the rationale behind those changes.
17
18 Please mail corrections & suggestions to suparna@in.ibm.com.
19
20 Credits:
21 ---------
22
23 2.5 bio rewrite:
24         Jens Axboe <jens.axboe@oracle.com>
25
26 Many aspects of the generic block layer redesign were driven by and evolved
27 over discussions, prior patches and the collective experience of several
28 people. See sections 8 and 9 for a list of some related references.
29
30 The following people helped with review comments and inputs for this
31 document:
32         Christoph Hellwig <hch@infradead.org>
33         Arjan van de Ven <arjanv@redhat.com>
34         Randy Dunlap <rdunlap@xenotime.net>
35         Andre Hedrick <andre@linux-ide.org>
36
37 The following people helped with fixes/contributions to the bio patches
38 while it was still work-in-progress:
39         David S. Miller <davem@redhat.com>
40
41
42 Description of Contents:
43 ------------------------
44
45 1. Scope for tuning of logic to various needs
46   1.1 Tuning based on device or low level driver capabilities
47         - Per-queue parameters
48         - Highmem I/O support
49         - I/O scheduler modularization
50   1.2 Tuning based on high level requirements/capabilities
51         1.2.1 Request Priority/Latency
52   1.3 Direct access/bypass to lower layers for diagnostics and special
53       device operations
54         1.3.1 Pre-built commands
55 2. New flexible and generic but minimalist i/o structure or descriptor
56    (instead of using buffer heads at the i/o layer)
57   2.1 Requirements/Goals addressed
58   2.2 The bio struct in detail (multi-page io unit)
59   2.3 Changes in the request structure
60 3. Using bios
61   3.1 Setup/teardown (allocation, splitting)
62   3.2 Generic bio helper routines
63     3.2.1 Traversing segments and completion units in a request
64     3.2.2 Setting up DMA scatterlists
65     3.2.3 I/O completion
66     3.2.4 Implications for drivers that do not interpret bios (don't handle
67           multiple segments)
68     3.2.5 Request command tagging
69   3.3 I/O submission
70 4. The I/O scheduler
71 5. Scalability related changes
72   5.1 Granular locking: Removal of io_request_lock
73   5.2 Prepare for transition to 64 bit sector_t
74 6. Other Changes/Implications
75   6.1 Partition re-mapping handled by the generic block layer
76 7. A few tips on migration of older drivers
77 8. A list of prior/related/impacted patches/ideas
78 9. Other References/Discussion Threads
79
80 ---------------------------------------------------------------------------
81
82 Bio Notes
83 --------
84
85 Let us discuss the changes in the context of how some overall goals for the
86 block layer are addressed.
87
88 1. Scope for tuning the generic logic to satisfy various requirements
89
90 The block layer design supports adaptable abstractions to handle common
91 processing with the ability to tune the logic to an appropriate extent
92 depending on the nature of the device and the requirements of the caller.
93 One of the objectives of the rewrite was to increase the degree of tunability
94 and to enable higher level code to utilize underlying device/driver
95 capabilities to the maximum extent for better i/o performance. This is
96 important especially in the light of ever improving hardware capabilities
97 and application/middleware software designed to take advantage of these
98 capabilities.
99
100 1.1 Tuning based on low level device / driver capabilities
101
102 Sophisticated devices with large built-in caches, intelligent i/o scheduling
103 optimizations, high memory DMA support, etc may find some of the
104 generic processing an overhead, while for less capable devices the
105 generic functionality is essential for performance or correctness reasons.
106 Knowledge of some of the capabilities or parameters of the device should be
107 used at the generic block layer to take the right decisions on
108 behalf of the driver.
109
110 How is this achieved ?
111
112 Tuning at a per-queue level:
113
114 i. Per-queue limits/values exported to the generic layer by the driver
115
116 Various parameters that the generic i/o scheduler logic uses are set at
117 a per-queue level (e.g maximum request size, maximum number of segments in
118 a scatter-gather list, logical block size)
119
120 Some parameters that were earlier available as global arrays indexed by
121 major/minor are now directly associated with the queue. Some of these may
122 move into the block device structure in the future. Some characteristics
123 have been incorporated into a queue flags field rather than separate fields
124 in themselves.  There are blk_queue_xxx functions to set the parameters,
125 rather than update the fields directly
126
127 Some new queue property settings:
128
129         blk_queue_bounce_limit(q, u64 dma_address)
130                 Enable I/O to highmem pages, dma_address being the
131                 limit. No highmem default.
132
133         blk_queue_max_sectors(q, max_sectors)
134                 Sets two variables that limit the size of the request.
135
136                 - The request queue's max_sectors, which is a soft size in
137                 units of 512 byte sectors, and could be dynamically varied
138                 by the core kernel.
139
140                 - The request queue's max_hw_sectors, which is a hard limit
141                 and reflects the maximum size request a driver can handle
142                 in units of 512 byte sectors.
143
144                 The default for both max_sectors and max_hw_sectors is
145                 255. The upper limit of max_sectors is 1024.
146
147         blk_queue_max_phys_segments(q, max_segments)
148                 Maximum physical segments you can handle in a request. 128
149                 default (driver limit). (See 3.2.2)
150
151         blk_queue_max_hw_segments(q, max_segments)
152                 Maximum dma segments the hardware can handle in a request. 128
153                 default (host adapter limit, after dma remapping).
154                 (See 3.2.2)
155
156         blk_queue_max_segment_size(q, max_seg_size)
157                 Maximum size of a clustered segment, 64kB default.
158
159         blk_queue_logical_block_size(q, logical_block_size)
160                 Lowest possible sector size that the hardware can operate
161                 on, 512 bytes default.
162
163 New queue flags:
164
165         QUEUE_FLAG_CLUSTER (see 3.2.2)
166         QUEUE_FLAG_QUEUED (see 3.2.4)
167
168
169 ii. High-mem i/o capabilities are now considered the default
170
171 The generic bounce buffer logic, present in 2.4, where the block layer would
172 by default copyin/out i/o requests on high-memory buffers to low-memory buffers
173 assuming that the driver wouldn't be able to handle it directly, has been
174 changed in 2.5. The bounce logic is now applied only for memory ranges
175 for which the device cannot handle i/o. A driver can specify this by
176 setting the queue bounce limit for the request queue for the device
177 (blk_queue_bounce_limit()). This avoids the inefficiencies of the copyin/out
178 where a device is capable of handling high memory i/o.
179
180 In order to enable high-memory i/o where the device is capable of supporting
181 it, the pci dma mapping routines and associated data structures have now been
182 modified to accomplish a direct page -> bus translation, without requiring
183 a virtual address mapping (unlike the earlier scheme of virtual address
184 -> bus translation). So this works uniformly for high-memory pages (which
185 do not have a corresponding kernel virtual address space mapping) and
186 low-memory pages.
187
188 Note: Please refer to Documentation/DMA-API-HOWTO.txt for a discussion
189 on PCI high mem DMA aspects and mapping of scatter gather lists, and support
190 for 64 bit PCI.
191
192 Special handling is required only for cases where i/o needs to happen on
193 pages at physical memory addresses beyond what the device can support. In these
194 cases, a bounce bio representing a buffer from the supported memory range
195 is used for performing the i/o with copyin/copyout as needed depending on
196 the type of the operation.  For example, in case of a read operation, the
197 data read has to be copied to the original buffer on i/o completion, so a
198 callback routine is set up to do this, while for write, the data is copied
199 from the original buffer to the bounce buffer prior to issuing the
200 operation. Since an original buffer may be in a high memory area that's not
201 mapped in kernel virtual addr, a kmap operation may be required for
202 performing the copy, and special care may be needed in the completion path
203 as it may not be in irq context. Special care is also required (by way of
204 GFP flags) when allocating bounce buffers, to avoid certain highmem
205 deadlock possibilities.
206
207 It is also possible that a bounce buffer may be allocated from high-memory
208 area that's not mapped in kernel virtual addr, but within the range that the
209 device can use directly; so the bounce page may need to be kmapped during
210 copy operations. [Note: This does not hold in the current implementation,
211 though]
212
213 There are some situations when pages from high memory may need to
214 be kmapped, even if bounce buffers are not necessary. For example a device
215 may need to abort DMA operations and revert to PIO for the transfer, in
216 which case a virtual mapping of the page is required. For SCSI it is also
217 done in some scenarios where the low level driver cannot be trusted to
218 handle a single sg entry correctly. The driver is expected to perform the
219 kmaps as needed on such occasions using the __bio_kmap_atomic and bio_kmap_irq
220 routines as appropriate. A driver could also use the blk_queue_bounce()
221 routine on its own to bounce highmem i/o to low memory for specific requests
222 if so desired.
223
224 iii. The i/o scheduler algorithm itself can be replaced/set as appropriate
225
226 As in 2.4, it is possible to plugin a brand new i/o scheduler for a particular
227 queue or pick from (copy) existing generic schedulers and replace/override
228 certain portions of it. The 2.5 rewrite provides improved modularization
229 of the i/o scheduler. There are more pluggable callbacks, e.g for init,
230 add request, extract request, which makes it possible to abstract specific
231 i/o scheduling algorithm aspects and details outside of the generic loop.
232 It also makes it possible to completely hide the implementation details of
233 the i/o scheduler from block drivers.
234
235 I/O scheduler wrappers are to be used instead of accessing the queue directly.
236 See section 4. The I/O scheduler for details.
237
238 1.2 Tuning Based on High level code capabilities
239
240 i. Application capabilities for raw i/o
241
242 This comes from some of the high-performance database/middleware
243 requirements where an application prefers to make its own i/o scheduling
244 decisions based on an understanding of the access patterns and i/o
245 characteristics
246
247 ii. High performance filesystems or other higher level kernel code's
248 capabilities
249
250 Kernel components like filesystems could also take their own i/o scheduling
251 decisions for optimizing performance. Journalling filesystems may need
252 some control over i/o ordering.
253
254 What kind of support exists at the generic block layer for this ?
255
256 The flags and rw fields in the bio structure can be used for some tuning
257 from above e.g indicating that an i/o is just a readahead request, or priority
258 settings (currently unused). As far as user applications are concerned they
259 would need an additional mechanism either via open flags or ioctls, or some
260 other upper level mechanism to communicate such settings to block.
261
262 1.2.1 Request Priority/Latency
263
264 Todo/Under discussion:
265 Arjan's proposed request priority scheme allows higher levels some broad
266   control (high/med/low) over the priority  of an i/o request vs other pending
267   requests in the queue. For example it allows reads for bringing in an
268   executable page on demand to be given a higher priority over pending write
269   requests which haven't aged too much on the queue. Potentially this priority
270   could even be exposed to applications in some manner, providing higher level
271   tunability. Time based aging avoids starvation of lower priority
272   requests. Some bits in the bi_opf flags field in the bio structure are
273   intended to be used for this priority information.
274
275
276 1.3 Direct Access to Low level Device/Driver Capabilities (Bypass mode)
277     (e.g Diagnostics, Systems Management)
278
279 There are situations where high-level code needs to have direct access to
280 the low level device capabilities or requires the ability to issue commands
281 to the device bypassing some of the intermediate i/o layers.
282 These could, for example, be special control commands issued through ioctl
283 interfaces, or could be raw read/write commands that stress the drive's
284 capabilities for certain kinds of fitness tests. Having direct interfaces at
285 multiple levels without having to pass through upper layers makes
286 it possible to perform bottom up validation of the i/o path, layer by
287 layer, starting from the media.
288
289 The normal i/o submission interfaces, e.g submit_bio, could be bypassed
290 for specially crafted requests which such ioctl or diagnostics
291 interfaces would typically use, and the elevator add_request routine
292 can instead be used to directly insert such requests in the queue or preferably
293 the blk_do_rq routine can be used to place the request on the queue and
294 wait for completion. Alternatively, sometimes the caller might just
295 invoke a lower level driver specific interface with the request as a
296 parameter.
297
298 If the request is a means for passing on special information associated with
299 the command, then such information is associated with the request->special
300 field (rather than misuse the request->buffer field which is meant for the
301 request data buffer's virtual mapping).
302
303 For passing request data, the caller must build up a bio descriptor
304 representing the concerned memory buffer if the underlying driver interprets
305 bio segments or uses the block layer end*request* functions for i/o
306 completion. Alternatively one could directly use the request->buffer field to
307 specify the virtual address of the buffer, if the driver expects buffer
308 addresses passed in this way and ignores bio entries for the request type
309 involved. In the latter case, the driver would modify and manage the
310 request->buffer, request->sector and request->nr_sectors or
311 request->current_nr_sectors fields itself rather than using the block layer
312 end_request or end_that_request_first completion interfaces.
313 (See 2.3 or Documentation/block/request.txt for a brief explanation of
314 the request structure fields)
315
316 [TBD: end_that_request_last should be usable even in this case;
317 Perhaps an end_that_direct_request_first routine could be implemented to make
318 handling direct requests easier for such drivers; Also for drivers that
319 expect bios, a helper function could be provided for setting up a bio
320 corresponding to a data buffer]
321
322 <JENS: I dont understand the above, why is end_that_request_first() not
323 usable? Or _last for that matter. I must be missing something>
324 <SUP: What I meant here was that if the request doesn't have a bio, then
325  end_that_request_first doesn't modify nr_sectors or current_nr_sectors,
326  and hence can't be used for advancing request state settings on the
327  completion of partial transfers. The driver has to modify these fields 
328  directly by hand.
329  This is because end_that_request_first only iterates over the bio list,
330  and always returns 0 if there are none associated with the request.
331  _last works OK in this case, and is not a problem, as I mentioned earlier
332 >
333
334 1.3.1 Pre-built Commands
335
336 A request can be created with a pre-built custom command  to be sent directly
337 to the device. The cmd block in the request structure has room for filling
338 in the command bytes. (i.e rq->cmd is now 16 bytes in size, and meant for
339 command pre-building, and the type of the request is now indicated
340 through rq->flags instead of via rq->cmd)
341
342 The request structure flags can be set up to indicate the type of request
343 in such cases (REQ_PC: direct packet command passed to driver, REQ_BLOCK_PC:
344 packet command issued via blk_do_rq, REQ_SPECIAL: special request).
345
346 It can help to pre-build device commands for requests in advance.
347 Drivers can now specify a request prepare function (q->prep_rq_fn) that the
348 block layer would invoke to pre-build device commands for a given request,
349 or perform other preparatory processing for the request. This is routine is
350 called by elv_next_request(), i.e. typically just before servicing a request.
351 (The prepare function would not be called for requests that have RQF_DONTPREP
352 enabled)
353
354 Aside:
355   Pre-building could possibly even be done early, i.e before placing the
356   request on the queue, rather than construct the command on the fly in the
357   driver while servicing the request queue when it may affect latencies in
358   interrupt context or responsiveness in general. One way to add early
359   pre-building would be to do it whenever we fail to merge on a request.
360   Now REQ_NOMERGE is set in the request flags to skip this one in the future,
361   which means that it will not change before we feed it to the device. So
362   the pre-builder hook can be invoked there.
363
364
365 2. Flexible and generic but minimalist i/o structure/descriptor.
366
367 2.1 Reason for a new structure and requirements addressed
368
369 Prior to 2.5, buffer heads were used as the unit of i/o at the generic block
370 layer, and the low level request structure was associated with a chain of
371 buffer heads for a contiguous i/o request. This led to certain inefficiencies
372 when it came to large i/o requests and readv/writev style operations, as it
373 forced such requests to be broken up into small chunks before being passed
374 on to the generic block layer, only to be merged by the i/o scheduler
375 when the underlying device was capable of handling the i/o in one shot.
376 Also, using the buffer head as an i/o structure for i/os that didn't originate
377 from the buffer cache unnecessarily added to the weight of the descriptors
378 which were generated for each such chunk.
379
380 The following were some of the goals and expectations considered in the
381 redesign of the block i/o data structure in 2.5.
382
383 i.  Should be appropriate as a descriptor for both raw and buffered i/o  -
384     avoid cache related fields which are irrelevant in the direct/page i/o path,
385     or filesystem block size alignment restrictions which may not be relevant
386     for raw i/o.
387 ii. Ability to represent high-memory buffers (which do not have a virtual
388     address mapping in kernel address space).
389 iii.Ability to represent large i/os w/o unnecessarily breaking them up (i.e
390     greater than PAGE_SIZE chunks in one shot)
391 iv. At the same time, ability to retain independent identity of i/os from
392     different sources or i/o units requiring individual completion (e.g. for
393     latency reasons)
394 v.  Ability to represent an i/o involving multiple physical memory segments
395     (including non-page aligned page fragments, as specified via readv/writev)
396     without unnecessarily breaking it up, if the underlying device is capable of
397     handling it.
398 vi. Preferably should be based on a memory descriptor structure that can be
399     passed around different types of subsystems or layers, maybe even
400     networking, without duplication or extra copies of data/descriptor fields
401     themselves in the process
402 vii.Ability to handle the possibility of splits/merges as the structure passes
403     through layered drivers (lvm, md, evms), with minimal overhead.
404
405 The solution was to define a new structure (bio)  for the block layer,
406 instead of using the buffer head structure (bh) directly, the idea being
407 avoidance of some associated baggage and limitations. The bio structure
408 is uniformly used for all i/o at the block layer ; it forms a part of the
409 bh structure for buffered i/o, and in the case of raw/direct i/o kiobufs are
410 mapped to bio structures.
411
412 2.2 The bio struct
413
414 The bio structure uses a vector representation pointing to an array of tuples
415 of <page, offset, len> to describe the i/o buffer, and has various other
416 fields describing i/o parameters and state that needs to be maintained for
417 performing the i/o.
418
419 Notice that this representation means that a bio has no virtual address
420 mapping at all (unlike buffer heads).
421
422 struct bio_vec {
423        struct page     *bv_page;
424        unsigned short  bv_len;
425        unsigned short  bv_offset;
426 };
427
428 /*
429  * main unit of I/O for the block layer and lower layers (ie drivers)
430  */
431 struct bio {
432        struct bio          *bi_next;    /* request queue link */
433        struct block_device *bi_bdev;    /* target device */
434        unsigned long       bi_flags;    /* status, command, etc */
435        unsigned long       bi_opf;       /* low bits: r/w, high: priority */
436
437        unsigned int     bi_vcnt;     /* how may bio_vec's */
438        struct bvec_iter bi_iter;        /* current index into bio_vec array */
439
440        unsigned int     bi_size;     /* total size in bytes */
441        unsigned short   bi_phys_segments; /* segments after physaddr coalesce*/
442        unsigned short   bi_hw_segments; /* segments after DMA remapping */
443        unsigned int     bi_max;      /* max bio_vecs we can hold
444                                         used as index into pool */
445        struct bio_vec   *bi_io_vec;  /* the actual vec list */
446        bio_end_io_t     *bi_end_io;  /* bi_end_io (bio) */
447        atomic_t         bi_cnt;      /* pin count: free when it hits zero */
448        void             *bi_private;
449 };
450
451 With this multipage bio design:
452
453 - Large i/os can be sent down in one go using a bio_vec list consisting
454   of an array of <page, offset, len> fragments (similar to the way fragments
455   are represented in the zero-copy network code)
456 - Splitting of an i/o request across multiple devices (as in the case of
457   lvm or raid) is achieved by cloning the bio (where the clone points to
458   the same bi_io_vec array, but with the index and size accordingly modified)
459 - A linked list of bios is used as before for unrelated merges (*) - this
460   avoids reallocs and makes independent completions easier to handle.
461 - Code that traverses the req list can find all the segments of a bio
462   by using rq_for_each_segment.  This handles the fact that a request
463   has multiple bios, each of which can have multiple segments.
464 - Drivers which can't process a large bio in one shot can use the bi_iter
465   field to keep track of the next bio_vec entry to process.
466   (e.g a 1MB bio_vec needs to be handled in max 128kB chunks for IDE)
467   [TBD: Should preferably also have a bi_voffset and bi_vlen to avoid modifying
468    bi_offset an len fields]
469
470 (*) unrelated merges -- a request ends up containing two or more bios that
471     didn't originate from the same place.
472
473 bi_end_io() i/o callback gets called on i/o completion of the entire bio.
474
475 At a lower level, drivers build a scatter gather list from the merged bios.
476 The scatter gather list is in the form of an array of <page, offset, len>
477 entries with their corresponding dma address mappings filled in at the
478 appropriate time. As an optimization, contiguous physical pages can be
479 covered by a single entry where <page> refers to the first page and <len>
480 covers the range of pages (up to 16 contiguous pages could be covered this
481 way). There is a helper routine (blk_rq_map_sg) which drivers can use to build
482 the sg list.
483
484 Note: Right now the only user of bios with more than one page is ll_rw_kio,
485 which in turn means that only raw I/O uses it (direct i/o may not work
486 right now). The intent however is to enable clustering of pages etc to
487 become possible. The pagebuf abstraction layer from SGI also uses multi-page
488 bios, but that is currently not included in the stock development kernels.
489 The same is true of Andrew Morton's work-in-progress multipage bio writeout 
490 and readahead patches.
491
492 2.3 Changes in the Request Structure
493
494 The request structure is the structure that gets passed down to low level
495 drivers. The block layer make_request function builds up a request structure,
496 places it on the queue and invokes the drivers request_fn. The driver makes
497 use of block layer helper routine elv_next_request to pull the next request
498 off the queue. Control or diagnostic functions might bypass block and directly
499 invoke underlying driver entry points passing in a specially constructed
500 request structure.
501
502 Only some relevant fields (mainly those which changed or may be referred
503 to in some of the discussion here) are listed below, not necessarily in
504 the order in which they occur in the structure (see include/linux/blkdev.h)
505 Refer to Documentation/block/request.txt for details about all the request
506 structure fields and a quick reference about the layers which are
507 supposed to use or modify those fields.
508
509 struct request {
510         struct list_head queuelist;  /* Not meant to be directly accessed by
511                                         the driver.
512                                         Used by q->elv_next_request_fn
513                                         rq->queue is gone
514                                         */
515         .
516         .
517         unsigned char cmd[16]; /* prebuilt command data block */
518         unsigned long flags;   /* also includes earlier rq->cmd settings */
519         .
520         .
521         sector_t sector; /* this field is now of type sector_t instead of int
522                             preparation for 64 bit sectors */
523         .
524         .
525
526         /* Number of scatter-gather DMA addr+len pairs after
527          * physical address coalescing is performed.
528          */
529         unsigned short nr_phys_segments;
530
531         /* Number of scatter-gather addr+len pairs after
532          * physical and DMA remapping hardware coalescing is performed.
533          * This is the number of scatter-gather entries the driver
534          * will actually have to deal with after DMA mapping is done.
535          */
536         unsigned short nr_hw_segments;
537
538         /* Various sector counts */
539         unsigned long nr_sectors;  /* no. of sectors left: driver modifiable */
540         unsigned long hard_nr_sectors;  /* block internal copy of above */
541         unsigned int current_nr_sectors; /* no. of sectors left in the
542                                            current segment:driver modifiable */
543         unsigned long hard_cur_sectors; /* block internal copy of the above */
544         .
545         .
546         int tag;        /* command tag associated with request */
547         void *special;  /* same as before */
548         char *buffer;   /* valid only for low memory buffers up to
549                          current_nr_sectors */
550         .
551         .
552         struct bio *bio, *biotail;  /* bio list instead of bh */
553         struct request_list *rl;
554 }
555         
556 See the req_ops and req_flag_bits definitions for an explanation of the various
557 flags available. Some bits are used by the block layer or i/o scheduler.
558         
559 The behaviour of the various sector counts are almost the same as before,
560 except that since we have multi-segment bios, current_nr_sectors refers
561 to the numbers of sectors in the current segment being processed which could
562 be one of the many segments in the current bio (i.e i/o completion unit).
563 The nr_sectors value refers to the total number of sectors in the whole
564 request that remain to be transferred (no change). The purpose of the
565 hard_xxx values is for block to remember these counts every time it hands
566 over the request to the driver. These values are updated by block on
567 end_that_request_first, i.e. every time the driver completes a part of the
568 transfer and invokes block end*request helpers to mark this. The
569 driver should not modify these values. The block layer sets up the
570 nr_sectors and current_nr_sectors fields (based on the corresponding
571 hard_xxx values and the number of bytes transferred) and updates it on
572 every transfer that invokes end_that_request_first. It does the same for the
573 buffer, bio, bio->bi_iter fields too.
574
575 The buffer field is just a virtual address mapping of the current segment
576 of the i/o buffer in cases where the buffer resides in low-memory. For high
577 memory i/o, this field is not valid and must not be used by drivers.
578
579 Code that sets up its own request structures and passes them down to
580 a driver needs to be careful about interoperation with the block layer helper
581 functions which the driver uses. (Section 1.3)
582
583 3. Using bios
584
585 3.1 Setup/Teardown
586
587 There are routines for managing the allocation, and reference counting, and
588 freeing of bios (bio_alloc, bio_get, bio_put).
589
590 This makes use of Ingo Molnar's mempool implementation, which enables
591 subsystems like bio to maintain their own reserve memory pools for guaranteed
592 deadlock-free allocations during extreme VM load. For example, the VM
593 subsystem makes use of the block layer to writeout dirty pages in order to be
594 able to free up memory space, a case which needs careful handling. The
595 allocation logic draws from the preallocated emergency reserve in situations
596 where it cannot allocate through normal means. If the pool is empty and it
597 can wait, then it would trigger action that would help free up memory or
598 replenish the pool (without deadlocking) and wait for availability in the pool.
599 If it is in IRQ context, and hence not in a position to do this, allocation
600 could fail if the pool is empty. In general mempool always first tries to
601 perform allocation without having to wait, even if it means digging into the
602 pool as long it is not less that 50% full.
603
604 On a free, memory is released to the pool or directly freed depending on
605 the current availability in the pool. The mempool interface lets the
606 subsystem specify the routines to be used for normal alloc and free. In the
607 case of bio, these routines make use of the standard slab allocator.
608
609 The caller of bio_alloc is expected to taken certain steps to avoid
610 deadlocks, e.g. avoid trying to allocate more memory from the pool while
611 already holding memory obtained from the pool.
612 [TBD: This is a potential issue, though a rare possibility
613  in the bounce bio allocation that happens in the current code, since
614  it ends up allocating a second bio from the same pool while
615  holding the original bio ]
616
617 Memory allocated from the pool should be released back within a limited
618 amount of time (in the case of bio, that would be after the i/o is completed).
619 This ensures that if part of the pool has been used up, some work (in this
620 case i/o) must already be in progress and memory would be available when it
621 is over. If allocating from multiple pools in the same code path, the order
622 or hierarchy of allocation needs to be consistent, just the way one deals
623 with multiple locks.
624
625 The bio_alloc routine also needs to allocate the bio_vec_list (bvec_alloc())
626 for a non-clone bio. There are the 6 pools setup for different size biovecs,
627 so bio_alloc(gfp_mask, nr_iovecs) will allocate a vec_list of the
628 given size from these slabs.
629
630 The bio_get() routine may be used to hold an extra reference on a bio prior
631 to i/o submission, if the bio fields are likely to be accessed after the
632 i/o is issued (since the bio may otherwise get freed in case i/o completion
633 happens in the meantime).
634
635 The bio_clone_fast() routine may be used to duplicate a bio, where the clone
636 shares the bio_vec_list with the original bio (i.e. both point to the
637 same bio_vec_list). This would typically be used for splitting i/o requests
638 in lvm or md.
639
640 3.2 Generic bio helper Routines
641
642 3.2.1 Traversing segments and completion units in a request
643
644 The macro rq_for_each_segment() should be used for traversing the bios
645 in the request list (drivers should avoid directly trying to do it
646 themselves). Using these helpers should also make it easier to cope
647 with block changes in the future.
648
649         struct req_iterator iter;
650         rq_for_each_segment(bio_vec, rq, iter)
651                 /* bio_vec is now current segment */
652
653 I/O completion callbacks are per-bio rather than per-segment, so drivers
654 that traverse bio chains on completion need to keep that in mind. Drivers
655 which don't make a distinction between segments and completion units would
656 need to be reorganized to support multi-segment bios.
657
658 3.2.2 Setting up DMA scatterlists
659
660 The blk_rq_map_sg() helper routine would be used for setting up scatter
661 gather lists from a request, so a driver need not do it on its own.
662
663         nr_segments = blk_rq_map_sg(q, rq, scatterlist);
664
665 The helper routine provides a level of abstraction which makes it easier
666 to modify the internals of request to scatterlist conversion down the line
667 without breaking drivers. The blk_rq_map_sg routine takes care of several
668 things like collapsing physically contiguous segments (if QUEUE_FLAG_CLUSTER
669 is set) and correct segment accounting to avoid exceeding the limits which
670 the i/o hardware can handle, based on various queue properties.
671
672 - Prevents a clustered segment from crossing a 4GB mem boundary
673 - Avoids building segments that would exceed the number of physical
674   memory segments that the driver can handle (phys_segments) and the
675   number that the underlying hardware can handle at once, accounting for
676   DMA remapping (hw_segments)  (i.e. IOMMU aware limits).
677
678 Routines which the low level driver can use to set up the segment limits:
679
680 blk_queue_max_hw_segments() : Sets an upper limit of the maximum number of
681 hw data segments in a request (i.e. the maximum number of address/length
682 pairs the host adapter can actually hand to the device at once)
683
684 blk_queue_max_phys_segments() : Sets an upper limit on the maximum number
685 of physical data segments in a request (i.e. the largest sized scatter list
686 a driver could handle)
687
688 3.2.3 I/O completion
689
690 The existing generic block layer helper routines end_request,
691 end_that_request_first and end_that_request_last can be used for i/o
692 completion (and setting things up so the rest of the i/o or the next
693 request can be kicked of) as before. With the introduction of multi-page
694 bio support, end_that_request_first requires an additional argument indicating
695 the number of sectors completed.
696
697 3.2.4 Implications for drivers that do not interpret bios (don't handle
698  multiple segments)
699
700 Drivers that do not interpret bios e.g those which do not handle multiple
701 segments and do not support i/o into high memory addresses (require bounce
702 buffers) and expect only virtually mapped buffers, can access the rq->buffer
703 field. As before the driver should use current_nr_sectors to determine the
704 size of remaining data in the current segment (that is the maximum it can
705 transfer in one go unless it interprets segments), and rely on the block layer
706 end_request, or end_that_request_first/last to take care of all accounting
707 and transparent mapping of the next bio segment when a segment boundary
708 is crossed on completion of a transfer. (The end*request* functions should
709 be used if only if the request has come down from block/bio path, not for
710 direct access requests which only specify rq->buffer without a valid rq->bio)
711
712 3.2.5 Generic request command tagging
713
714 3.2.5.1 Tag helpers
715
716 Block now offers some simple generic functionality to help support command
717 queueing (typically known as tagged command queueing), ie manage more than
718 one outstanding command on a queue at any given time.
719
720         blk_queue_init_tags(struct request_queue *q, int depth)
721
722         Initialize internal command tagging structures for a maximum
723         depth of 'depth'.
724
725         blk_queue_free_tags((struct request_queue *q)
726
727         Teardown tag info associated with the queue. This will be done
728         automatically by block if blk_queue_cleanup() is called on a queue
729         that is using tagging.
730
731 The above are initialization and exit management, the main helpers during
732 normal operations are:
733
734         blk_queue_start_tag(struct request_queue *q, struct request *rq)
735
736         Start tagged operation for this request. A free tag number between
737         0 and 'depth' is assigned to the request (rq->tag holds this number),
738         and 'rq' is added to the internal tag management. If the maximum depth
739         for this queue is already achieved (or if the tag wasn't started for
740         some other reason), 1 is returned. Otherwise 0 is returned.
741
742         blk_queue_end_tag(struct request_queue *q, struct request *rq)
743
744         End tagged operation on this request. 'rq' is removed from the internal
745         book keeping structures.
746
747 To minimize struct request and queue overhead, the tag helpers utilize some
748 of the same request members that are used for normal request queue management.
749 This means that a request cannot both be an active tag and be on the queue
750 list at the same time. blk_queue_start_tag() will remove the request, but
751 the driver must remember to call blk_queue_end_tag() before signalling
752 completion of the request to the block layer. This means ending tag
753 operations before calling end_that_request_last()! For an example of a user
754 of these helpers, see the IDE tagged command queueing support.
755
756 Certain hardware conditions may dictate a need to invalidate the block tag
757 queue. For instance, on IDE any tagged request error needs to clear both
758 the hardware and software block queue and enable the driver to sanely restart
759 all the outstanding requests. There's a third helper to do that:
760
761         blk_queue_invalidate_tags(struct request_queue *q)
762
763         Clear the internal block tag queue and re-add all the pending requests
764         to the request queue. The driver will receive them again on the
765         next request_fn run, just like it did the first time it encountered
766         them.
767
768 3.2.5.2 Tag info
769
770 Some block functions exist to query current tag status or to go from a
771 tag number to the associated request. These are, in no particular order:
772
773         blk_queue_tagged(q)
774
775         Returns 1 if the queue 'q' is using tagging, 0 if not.
776
777         blk_queue_tag_request(q, tag)
778
779         Returns a pointer to the request associated with tag 'tag'.
780
781         blk_queue_tag_depth(q)
782         
783         Return current queue depth.
784
785         blk_queue_tag_queue(q)
786
787         Returns 1 if the queue can accept a new queued command, 0 if we are
788         at the maximum depth already.
789
790         blk_queue_rq_tagged(rq)
791
792         Returns 1 if the request 'rq' is tagged.
793
794 3.2.5.2 Internal structure
795
796 Internally, block manages tags in the blk_queue_tag structure:
797
798         struct blk_queue_tag {
799                 struct request **tag_index;     /* array or pointers to rq */
800                 unsigned long *tag_map;         /* bitmap of free tags */
801                 struct list_head busy_list;     /* fifo list of busy tags */
802                 int busy;                       /* queue depth */
803                 int max_depth;                  /* max queue depth */
804         };
805
806 Most of the above is simple and straight forward, however busy_list may need
807 a bit of explaining. Normally we don't care too much about request ordering,
808 but in the event of any barrier requests in the tag queue we need to ensure
809 that requests are restarted in the order they were queue. This may happen
810 if the driver needs to use blk_queue_invalidate_tags().
811
812 3.3 I/O Submission
813
814 The routine submit_bio() is used to submit a single io. Higher level i/o
815 routines make use of this:
816
817 (a) Buffered i/o:
818 The routine submit_bh() invokes submit_bio() on a bio corresponding to the
819 bh, allocating the bio if required. ll_rw_block() uses submit_bh() as before.
820
821 (b) Kiobuf i/o (for raw/direct i/o):
822 The ll_rw_kio() routine breaks up the kiobuf into page sized chunks and
823 maps the array to one or more multi-page bios, issuing submit_bio() to
824 perform the i/o on each of these.
825
826 The embedded bh array in the kiobuf structure has been removed and no
827 preallocation of bios is done for kiobufs. [The intent is to remove the
828 blocks array as well, but it's currently in there to kludge around direct i/o.]
829 Thus kiobuf allocation has switched back to using kmalloc rather than vmalloc.
830
831 Todo/Observation:
832
833  A single kiobuf structure is assumed to correspond to a contiguous range
834  of data, so brw_kiovec() invokes ll_rw_kio for each kiobuf in a kiovec.
835  So right now it wouldn't work for direct i/o on non-contiguous blocks.
836  This is to be resolved.  The eventual direction is to replace kiobuf
837  by kvec's.
838
839  Badari Pulavarty has a patch to implement direct i/o correctly using
840  bio and kvec.
841
842
843 (c) Page i/o:
844 Todo/Under discussion:
845
846  Andrew Morton's multi-page bio patches attempt to issue multi-page
847  writeouts (and reads) from the page cache, by directly building up
848  large bios for submission completely bypassing the usage of buffer
849  heads. This work is still in progress.
850
851  Christoph Hellwig had some code that uses bios for page-io (rather than
852  bh). This isn't included in bio as yet. Christoph was also working on a
853  design for representing virtual/real extents as an entity and modifying
854  some of the address space ops interfaces to utilize this abstraction rather
855  than buffer_heads. (This is somewhat along the lines of the SGI XFS pagebuf
856  abstraction, but intended to be as lightweight as possible).
857
858 (d) Direct access i/o:
859 Direct access requests that do not contain bios would be submitted differently
860 as discussed earlier in section 1.3.
861
862 Aside:
863
864   Kvec i/o:
865
866   Ben LaHaise's aio code uses a slightly different structure instead
867   of kiobufs, called a kvec_cb. This contains an array of <page, offset, len>
868   tuples (very much like the networking code), together with a callback function
869   and data pointer. This is embedded into a brw_cb structure when passed
870   to brw_kvec_async().
871
872   Now it should be possible to directly map these kvecs to a bio. Just as while
873   cloning, in this case rather than PRE_BUILT bio_vecs, we set the bi_io_vec
874   array pointer to point to the veclet array in kvecs.
875
876   TBD: In order for this to work, some changes are needed in the way multi-page
877   bios are handled today. The values of the tuples in such a vector passed in
878   from higher level code should not be modified by the block layer in the course
879   of its request processing, since that would make it hard for the higher layer
880   to continue to use the vector descriptor (kvec) after i/o completes. Instead,
881   all such transient state should either be maintained in the request structure,
882   and passed on in some way to the endio completion routine.
883
884
885 4. The I/O scheduler
886 I/O scheduler, a.k.a. elevator, is implemented in two layers.  Generic dispatch
887 queue and specific I/O schedulers.  Unless stated otherwise, elevator is used
888 to refer to both parts and I/O scheduler to specific I/O schedulers.
889
890 Block layer implements generic dispatch queue in block/*.c.
891 The generic dispatch queue is responsible for requeueing, handling non-fs
892 requests and all other subtleties.
893
894 Specific I/O schedulers are responsible for ordering normal filesystem
895 requests.  They can also choose to delay certain requests to improve
896 throughput or whatever purpose.  As the plural form indicates, there are
897 multiple I/O schedulers.  They can be built as modules but at least one should
898 be built inside the kernel.  Each queue can choose different one and can also
899 change to another one dynamically.
900
901 A block layer call to the i/o scheduler follows the convention elv_xxx(). This
902 calls elevator_xxx_fn in the elevator switch (block/elevator.c). Oh, xxx
903 and xxx might not match exactly, but use your imagination. If an elevator
904 doesn't implement a function, the switch does nothing or some minimal house
905 keeping work.
906
907 4.1. I/O scheduler API
908
909 The functions an elevator may implement are: (* are mandatory)
910 elevator_merge_fn               called to query requests for merge with a bio
911
912 elevator_merge_req_fn           called when two requests get merged. the one
913                                 which gets merged into the other one will be
914                                 never seen by I/O scheduler again. IOW, after
915                                 being merged, the request is gone.
916
917 elevator_merged_fn              called when a request in the scheduler has been
918                                 involved in a merge. It is used in the deadline
919                                 scheduler for example, to reposition the request
920                                 if its sorting order has changed.
921
922 elevator_allow_merge_fn         called whenever the block layer determines
923                                 that a bio can be merged into an existing
924                                 request safely. The io scheduler may still
925                                 want to stop a merge at this point if it
926                                 results in some sort of conflict internally,
927                                 this hook allows it to do that. Note however
928                                 that two *requests* can still be merged at later
929                                 time. Currently the io scheduler has no way to
930                                 prevent that. It can only learn about the fact
931                                 from elevator_merge_req_fn callback.
932
933 elevator_dispatch_fn*           fills the dispatch queue with ready requests.
934                                 I/O schedulers are free to postpone requests by
935                                 not filling the dispatch queue unless @force
936                                 is non-zero.  Once dispatched, I/O schedulers
937                                 are not allowed to manipulate the requests -
938                                 they belong to generic dispatch queue.
939
940 elevator_add_req_fn*            called to add a new request into the scheduler
941
942 elevator_former_req_fn
943 elevator_latter_req_fn          These return the request before or after the
944                                 one specified in disk sort order. Used by the
945                                 block layer to find merge possibilities.
946
947 elevator_completed_req_fn       called when a request is completed.
948
949 elevator_may_queue_fn           returns true if the scheduler wants to allow the
950                                 current context to queue a new request even if
951                                 it is over the queue limit. This must be used
952                                 very carefully!!
953
954 elevator_set_req_fn
955 elevator_put_req_fn             Must be used to allocate and free any elevator
956                                 specific storage for a request.
957
958 elevator_activate_req_fn        Called when device driver first sees a request.
959                                 I/O schedulers can use this callback to
960                                 determine when actual execution of a request
961                                 starts.
962 elevator_deactivate_req_fn      Called when device driver decides to delay
963                                 a request by requeueing it.
964
965 elevator_init_fn*
966 elevator_exit_fn                Allocate and free any elevator specific storage
967                                 for a queue.
968
969 4.2 Request flows seen by I/O schedulers
970 All requests seen by I/O schedulers strictly follow one of the following three
971 flows.
972
973  set_req_fn ->
974
975  i.   add_req_fn -> (merged_fn ->)* -> dispatch_fn -> activate_req_fn ->
976       (deactivate_req_fn -> activate_req_fn ->)* -> completed_req_fn
977  ii.  add_req_fn -> (merged_fn ->)* -> merge_req_fn
978  iii. [none]
979
980  -> put_req_fn
981
982 4.3 I/O scheduler implementation
983 The generic i/o scheduler algorithm attempts to sort/merge/batch requests for
984 optimal disk scan and request servicing performance (based on generic
985 principles and device capabilities), optimized for:
986 i.   improved throughput
987 ii.  improved latency
988 iii. better utilization of h/w & CPU time
989
990 Characteristics:
991
992 i. Binary tree
993 AS and deadline i/o schedulers use red black binary trees for disk position
994 sorting and searching, and a fifo linked list for time-based searching. This
995 gives good scalability and good availability of information. Requests are
996 almost always dispatched in disk sort order, so a cache is kept of the next
997 request in sort order to prevent binary tree lookups.
998
999 This arrangement is not a generic block layer characteristic however, so
1000 elevators may implement queues as they please.
1001
1002 ii. Merge hash
1003 AS and deadline use a hash table indexed by the last sector of a request. This
1004 enables merging code to quickly look up "back merge" candidates, even when
1005 multiple I/O streams are being performed at once on one disk.
1006
1007 "Front merges", a new request being merged at the front of an existing request,
1008 are far less common than "back merges" due to the nature of most I/O patterns.
1009 Front merges are handled by the binary trees in AS and deadline schedulers.
1010
1011 iii. Plugging the queue to batch requests in anticipation of opportunities for
1012      merge/sort optimizations
1013
1014 Plugging is an approach that the current i/o scheduling algorithm resorts to so
1015 that it collects up enough requests in the queue to be able to take
1016 advantage of the sorting/merging logic in the elevator. If the
1017 queue is empty when a request comes in, then it plugs the request queue
1018 (sort of like plugging the bath tub of a vessel to get fluid to build up)
1019 till it fills up with a few more requests, before starting to service
1020 the requests. This provides an opportunity to merge/sort the requests before
1021 passing them down to the device. There are various conditions when the queue is
1022 unplugged (to open up the flow again), either through a scheduled task or
1023 could be on demand. For example wait_on_buffer sets the unplugging going
1024 through sync_buffer() running blk_run_address_space(mapping). Or the caller
1025 can do it explicity through blk_unplug(bdev). So in the read case,
1026 the queue gets explicitly unplugged as part of waiting for completion on that
1027 buffer.
1028
1029 Aside:
1030   This is kind of controversial territory, as it's not clear if plugging is
1031   always the right thing to do. Devices typically have their own queues,
1032   and allowing a big queue to build up in software, while letting the device be
1033   idle for a while may not always make sense. The trick is to handle the fine
1034   balance between when to plug and when to open up. Also now that we have
1035   multi-page bios being queued in one shot, we may not need to wait to merge
1036   a big request from the broken up pieces coming by.
1037
1038 4.4 I/O contexts
1039 I/O contexts provide a dynamically allocated per process data area. They may
1040 be used in I/O schedulers, and in the block layer (could be used for IO statis,
1041 priorities for example). See *io_context in block/ll_rw_blk.c, and as-iosched.c
1042 for an example of usage in an i/o scheduler.
1043
1044
1045 5. Scalability related changes
1046
1047 5.1 Granular Locking: io_request_lock replaced by a per-queue lock
1048
1049 The global io_request_lock has been removed as of 2.5, to avoid
1050 the scalability bottleneck it was causing, and has been replaced by more
1051 granular locking. The request queue structure has a pointer to the
1052 lock to be used for that queue. As a result, locking can now be
1053 per-queue, with a provision for sharing a lock across queues if
1054 necessary (e.g the scsi layer sets the queue lock pointers to the
1055 corresponding adapter lock, which results in a per host locking
1056 granularity). The locking semantics are the same, i.e. locking is
1057 still imposed by the block layer, grabbing the lock before
1058 request_fn execution which it means that lots of older drivers
1059 should still be SMP safe. Drivers are free to drop the queue
1060 lock themselves, if required. Drivers that explicitly used the
1061 io_request_lock for serialization need to be modified accordingly.
1062 Usually it's as easy as adding a global lock:
1063
1064         static DEFINE_SPINLOCK(my_driver_lock);
1065
1066 and passing the address to that lock to blk_init_queue().
1067
1068 5.2 64 bit sector numbers (sector_t prepares for 64 bit support)
1069
1070 The sector number used in the bio structure has been changed to sector_t,
1071 which could be defined as 64 bit in preparation for 64 bit sector support.
1072
1073 6. Other Changes/Implications
1074
1075 6.1 Partition re-mapping handled by the generic block layer
1076
1077 In 2.5 some of the gendisk/partition related code has been reorganized.
1078 Now the generic block layer performs partition-remapping early and thus
1079 provides drivers with a sector number relative to whole device, rather than
1080 having to take partition number into account in order to arrive at the true
1081 sector number. The routine blk_partition_remap() is invoked by
1082 generic_make_request even before invoking the queue specific make_request_fn,
1083 so the i/o scheduler also gets to operate on whole disk sector numbers. This
1084 should typically not require changes to block drivers, it just never gets
1085 to invoke its own partition sector offset calculations since all bios
1086 sent are offset from the beginning of the device.
1087
1088
1089 7. A Few Tips on Migration of older drivers
1090
1091 Old-style drivers that just use CURRENT and ignores clustered requests,
1092 may not need much change.  The generic layer will automatically handle
1093 clustered requests, multi-page bios, etc for the driver.
1094
1095 For a low performance driver or hardware that is PIO driven or just doesn't
1096 support scatter-gather changes should be minimal too.
1097
1098 The following are some points to keep in mind when converting old drivers
1099 to bio.
1100
1101 Drivers should use elv_next_request to pick up requests and are no longer
1102 supposed to handle looping directly over the request list.
1103 (struct request->queue has been removed)
1104
1105 Now end_that_request_first takes an additional number_of_sectors argument.
1106 It used to handle always just the first buffer_head in a request, now
1107 it will loop and handle as many sectors (on a bio-segment granularity)
1108 as specified.
1109
1110 Now bh->b_end_io is replaced by bio->bi_end_io, but most of the time the
1111 right thing to use is bio_endio(bio) instead.
1112
1113 If the driver is dropping the io_request_lock from its request_fn strategy,
1114 then it just needs to replace that with q->queue_lock instead.
1115
1116 As described in Sec 1.1, drivers can set max sector size, max segment size
1117 etc per queue now. Drivers that used to define their own merge functions i
1118 to handle things like this can now just use the blk_queue_* functions at
1119 blk_init_queue time.
1120
1121 Drivers no longer have to map a {partition, sector offset} into the
1122 correct absolute location anymore, this is done by the block layer, so
1123 where a driver received a request ala this before:
1124
1125         rq->rq_dev = mk_kdev(3, 5);     /* /dev/hda5 */
1126         rq->sector = 0;                 /* first sector on hda5 */
1127
1128   it will now see
1129
1130         rq->rq_dev = mk_kdev(3, 0);     /* /dev/hda */
1131         rq->sector = 123128;            /* offset from start of disk */
1132
1133 As mentioned, there is no virtual mapping of a bio. For DMA, this is
1134 not a problem as the driver probably never will need a virtual mapping.
1135 Instead it needs a bus mapping (dma_map_page for a single segment or
1136 use dma_map_sg for scatter gather) to be able to ship it to the driver. For
1137 PIO drivers (or drivers that need to revert to PIO transfer once in a
1138 while (IDE for example)), where the CPU is doing the actual data
1139 transfer a virtual mapping is needed. If the driver supports highmem I/O,
1140 (Sec 1.1, (ii) ) it needs to use __bio_kmap_atomic and bio_kmap_irq to
1141 temporarily map a bio into the virtual address space.
1142
1143
1144 8. Prior/Related/Impacted patches
1145
1146 8.1. Earlier kiobuf patches (sct/axboe/chait/hch/mkp)
1147 - orig kiobuf & raw i/o patches (now in 2.4 tree)
1148 - direct kiobuf based i/o to devices (no intermediate bh's)
1149 - page i/o using kiobuf
1150 - kiobuf splitting for lvm (mkp)
1151 - elevator support for kiobuf request merging (axboe)
1152 8.2. Zero-copy networking (Dave Miller)
1153 8.3. SGI XFS - pagebuf patches - use of kiobufs
1154 8.4. Multi-page pioent patch for bio (Christoph Hellwig)
1155 8.5. Direct i/o implementation (Andrea Arcangeli) since 2.4.10-pre11
1156 8.6. Async i/o implementation patch (Ben LaHaise)
1157 8.7. EVMS layering design (IBM EVMS team)
1158 8.8. Larger page cache size patch (Ben LaHaise) and
1159      Large page size (Daniel Phillips)
1160     => larger contiguous physical memory buffers
1161 8.9. VM reservations patch (Ben LaHaise)
1162 8.10. Write clustering patches ? (Marcelo/Quintela/Riel ?)
1163 8.11. Block device in page cache patch (Andrea Archangeli) - now in 2.4.10+
1164 8.12. Multiple block-size transfers for faster raw i/o (Shailabh Nagar,
1165       Badari)
1166 8.13  Priority based i/o scheduler - prepatches (Arjan van de Ven)
1167 8.14  IDE Taskfile i/o patch (Andre Hedrick)
1168 8.15  Multi-page writeout and readahead patches (Andrew Morton)
1169 8.16  Direct i/o patches for 2.5 using kvec and bio (Badari Pulavarthy)
1170
1171 9. Other References:
1172
1173 9.1 The Splice I/O Model - Larry McVoy (and subsequent discussions on lkml,
1174 and Linus' comments - Jan 2001)
1175 9.2 Discussions about kiobuf and bh design on lkml between sct, linus, alan
1176 et al - Feb-March 2001 (many of the initial thoughts that led to bio were
1177 brought up in this discussion thread)
1178 9.3 Discussions on mempool on lkml - Dec 2001.
1179