linux查看io命令,linux怎么查看io使用情況

linux查看網(wǎng)絡(luò)io使用率

sar -n DEV

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不帶其他參數(shù) 看當(dāng)天的網(wǎng)絡(luò)IO 缺省取樣時(shí)間為1秒,間隔為10分鐘

加 -f /var/log/sa/saxx可察看某日的歷史,xx為當(dāng)月或上月的日期(day of the month)前提是改文件存在

察看即時(shí)IO用sar -n DEV 1 999 表示取樣間隔為1秒,取樣999次

具體字段的含義我就不醉贅述了

linux怎樣查看那個(gè)進(jìn)程占用網(wǎng)絡(luò)io

查看linux進(jìn)程占用端口步驟如下：

lsof -i 用以顯示符合條件的進(jìn)程情況，lsof(list open files)是一個(gè)列出當(dāng)前系統(tǒng)打開文件的工具。以root用戶來執(zhí)行l(wèi)sof -i命令，如下圖

lsof -i:端口號(hào)，用于查看某一端口的占用情況，比如查看22號(hào)端口使用情況，lsof -i:22，如下圖

netstat -tunlp用于顯示tcp，udp的端口和進(jìn)程等相關(guān)情況，如下圖

netstat -tunlp|grep 端口號(hào)，用于查看指定端口號(hào)的進(jìn)程情況，如查看22端口的情況，netstat -tunlp|grep 22，如下圖

Linux 磁盤IO

磁盤結(jié)構(gòu)與數(shù)據(jù)存儲(chǔ)方式, 數(shù)據(jù)是如何存儲(chǔ)的，又通過怎樣的方式被訪問？

機(jī)械硬盤主要由磁盤盤片、磁頭、主軸與傳動(dòng)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(shí)，讀寫磁頭沿徑向移動(dòng)，移到要讀取的扇區(qū)所在磁道的上方，這段時(shí)間稱為尋道時(shí)間(seek time) 。因讀寫磁頭的起始位置與目標(biāo)位置之間的距離不同，尋道時(shí)間也不同。磁頭到達(dá)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(shí)間稱為旋轉(zhuǎn)延遲時(shí)間(rotational latencytime) 。然后再讀寫數(shù)據(jù)，讀寫數(shù)據(jù)也需要時(shí)間，這段時(shí)間稱為傳輸時(shí)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(jìn)行尋址，因?yàn)槭请娦盘?hào)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(chǔ)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(shí)到底發(fā)生了什么?

在一個(gè)IO過程中，以下5個(gè)API/系統(tǒng)調(diào)用是必不可少的

Create 函數(shù)用來打開一個(gè)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(gè)指定的文件。如果在 Open 函數(shù)中指定 O_CREATE 標(biāo)記，那么 Open 函數(shù)同樣可以實(shí)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(shí)現(xiàn)文件的讀寫過程

O_SYNC (先寫緩存, 但是需要實(shí)際落盤之后才返回, 如果接下來有讀請(qǐng)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(hào)機(jī)制實(shí)現(xiàn), 不推薦, 直接用aio_xxx)

O_NOATIME (讀取的時(shí)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(gè)IO的傳奇一生這里有一篇非常好的資料，講述了整個(gè)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(xì)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)

[站外圖片上傳中...(image-38a7b-1644137945193)]

Superblock 超級(jí)描述了整個(gè)文件系統(tǒng)的信息。為了保證可靠性，可以在每個(gè)塊組中對(duì)superblock進(jìn)行備份。為了避免superblock冗余過多，可以采用稀疏存儲(chǔ)的方式，即在若干個(gè)塊組中對(duì)superblock進(jìn)行保存，而不需要在所有的塊組中都進(jìn)行備份

GDT 組描述符表組描述符表對(duì)整個(gè)組內(nèi)的數(shù)據(jù)布局進(jìn)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(gè)文件使用，那么位圖中的對(duì)應(yīng)位會(huì)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(gè)inode資源已經(jīng)使用，那么對(duì)應(yīng)位會(huì)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(gè)文件是由inode進(jìn)行描述的。一個(gè)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(jí)間接塊指針、二級(jí)間接塊指針和三級(jí)間接塊指針。對(duì)于一個(gè)小文件，直接可以采用直接塊指針實(shí)現(xiàn)對(duì)文件塊的訪問；對(duì)于一個(gè)大文件，需要采用間接塊指針實(shí)現(xiàn)對(duì)文件塊的訪問

最簡單的調(diào)度器。它本質(zhì)上就是一個(gè)鏈表實(shí)現(xiàn)的 fifo 隊(duì)列，并對(duì)請(qǐng)求進(jìn)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(qǐng)求被分成了兩個(gè)隊(duì)列，一個(gè)用訪問地址作為索引，一個(gè)用進(jìn)入時(shí)間作為索引，并且采用兩種方式將這些request管理起來；

在請(qǐng)求處理的過程中，deadline算法會(huì)優(yōu)先處理那些訪問地址臨近的請(qǐng)求，這樣可以最大程度的減少磁盤抖動(dòng)的可能性。

只有在有些request即將被餓死的時(shí)候，或者沒有辦法進(jìn)行磁盤順序化操作的時(shí)候，deadline才會(huì)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(qǐng)求的超時(shí)時(shí)間設(shè)置(ms)。當(dāng)一個(gè)讀請(qǐng)求入隊(duì)deadline的時(shí)候，其過期時(shí)間將被設(shè)置為當(dāng)前時(shí)間＋read_expire，并放倒fifo_list中進(jìn)行排序

write_expire :寫請(qǐng)求的超時(shí)時(shí)間設(shè)置(ms)

fifo_batch :在順序（sort_list）請(qǐng)求進(jìn)行處理的時(shí)候，deadline將以batch為單位進(jìn)行處理。每一個(gè)batch處理的請(qǐng)求個(gè)數(shù)為這個(gè)參數(shù)所限制的個(gè)數(shù)。在一個(gè)batch處理的過程中，不會(huì)產(chǎn)生是否超時(shí)的檢查，也就不會(huì)產(chǎn)生額外的磁盤尋道時(shí)間。這個(gè)參數(shù)可以用來平衡順序處理和饑餓時(shí)間的矛盾，當(dāng)饑餓時(shí)間需要盡可能的符合預(yù)期的時(shí)候，我們可以調(diào)小這個(gè)值，以便盡可能多的檢查是否有饑餓產(chǎn)生并及時(shí)處理。增大這個(gè)值當(dāng)然也會(huì)增大吞吐量，但是會(huì)導(dǎo)致處理饑餓請(qǐng)求的延時(shí)變長

writes_starved :這個(gè)值是在上述deadline出隊(duì)處理第一步時(shí)做檢查用的。用來判斷當(dāng)讀隊(duì)列不為空時(shí)，寫隊(duì)列的饑餓程度是否足夠高，以時(shí)deadline放棄讀請(qǐng)求的處理而處理寫請(qǐng)求。當(dāng)檢查存在有寫請(qǐng)求的時(shí)候，deadline并不會(huì)立即對(duì)寫請(qǐng)求進(jìn)行處理，而是給相關(guān)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中的starved進(jìn)行累計(jì)，如果這是第一次檢查到有寫請(qǐng)求進(jìn)行處理，那么這個(gè)計(jì)數(shù)就為1。如果此時(shí)writes_starved值為2，則我們認(rèn)為此時(shí)饑餓程度還不足夠高，所以繼續(xù)處理讀請(qǐng)求。只有當(dāng)starved = writes_starved的時(shí)候，deadline才回去處理寫請(qǐng)求?？梢哉J(rèn)為這個(gè)值是用來平衡deadline對(duì)讀寫請(qǐng)求處理優(yōu)先級(jí)狀態(tài)的，這個(gè)值越大，則寫請(qǐng)求越被滯后處理，越小，寫請(qǐng)求就越可以獲得趨近于讀請(qǐng)求的優(yōu)先級(jí)

front_merges :當(dāng)一個(gè)新請(qǐng)求進(jìn)入隊(duì)列的時(shí)候，如果其請(qǐng)求的扇區(qū)距離當(dāng)前扇區(qū)很近，那么它就是可以被合并處理的。而這個(gè)合并可能有兩種情況，一個(gè)是向當(dāng)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(gè)參數(shù)關(guān)閉向前合并。默認(rèn)deadline支持向前合并，設(shè)置為0關(guān)閉

在調(diào)度一個(gè)request時(shí)，首先需要選擇一個(gè)一個(gè)合適的cfq_group。Cfq調(diào)度器會(huì)為每個(gè)cfq_group分配一個(gè)時(shí)間片，當(dāng)這個(gè)時(shí)間片耗盡之后，會(huì)選擇下一個(gè)cfq_group。每個(gè)cfq_group都會(huì)分配一個(gè)vdisktime，并且通過該值采用紅黑樹對(duì)cfq_group進(jìn)行排序。在調(diào)度的過程中，每次都會(huì)選擇一個(gè)vdisktime最小的cfq_group進(jìn)行處理。

一個(gè)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(duì)象cfq_queue。因此，一旦cfq_group被選定之后，需要選擇一棵service tree進(jìn)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(jí)展開的

通過優(yōu)先級(jí)可以很容易的選定一類Service tree。當(dāng)一類service tree被選定之后，采用service time的方式選定一個(gè)合適的cfq_queue。每個(gè)Service tree是一棵紅黑樹，這些紅黑樹是按照service time進(jìn)行檢索的，每個(gè)cfq_queue都會(huì)維護(hù)自己的service time。分析到這里，我們知道，cfq算法通過每個(gè)cfq_group的vdisktime值來選定一個(gè)cfq_group進(jìn)行服務(wù)，在處理cfq_group的過程通過優(yōu)先級(jí)選擇一個(gè)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(shí)現(xiàn)

一個(gè)cfq_queue被選定之后，后面的過程和deadline算法有點(diǎn)類似。在選擇request的時(shí)候需要考慮每個(gè)request的延遲等待時(shí)間，選擇那種等待時(shí)間最長的request進(jìn)行處理。但是，考慮到磁盤抖動(dòng)的問題，cfq在處理的時(shí)候也會(huì)進(jìn)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最大范圍，默認(rèn)值為16M

back_seek_penalty :向后尋址的懲罰系數(shù)。這個(gè)值是跟向前尋址進(jìn)行比較的

fifo_expire_async :設(shè)置異步請(qǐng)求的超時(shí)時(shí)間。同步請(qǐng)求和異步請(qǐng)求是區(qū)分不同隊(duì)列處理的，cfq在調(diào)度的時(shí)候一般情況都會(huì)優(yōu)先處理同步請(qǐng)求，之后再處理異步請(qǐng)求，除非異步請(qǐng)求符合上述合并處理的條件限制范圍內(nèi)。當(dāng)本進(jìn)程的隊(duì)列被調(diào)度時(shí)，cfq會(huì)優(yōu)先檢查是否有異步請(qǐng)求超時(shí)，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(gè)超時(shí)的請(qǐng)求，其余請(qǐng)求仍然按照優(yōu)先級(jí)以及扇區(qū)編號(hào)大小來處理

fifo_expire_sync :這個(gè)參數(shù)跟上面的類似，區(qū)別是用來設(shè)置同步請(qǐng)求的超時(shí)時(shí)間

slice_idle :參數(shù)設(shè)置了一個(gè)等待時(shí)間。這讓cfq在切換cfq_queue或service tree的時(shí)候等待一段時(shí)間，目的是提高機(jī)械硬盤的吞吐量。一般情況下，來自同一個(gè)cfq_queue或者service tree的IO請(qǐng)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(gè)值在機(jī)械硬盤上默認(rèn)為非零。當(dāng)然在固態(tài)硬盤或者硬RAID設(shè)備上設(shè)置這個(gè)值為非零會(huì)降低存儲(chǔ)的效率，因?yàn)楣虘B(tài)硬盤沒有磁頭尋址這個(gè)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(gè)參數(shù)也跟上一個(gè)參數(shù)類似，區(qū)別是當(dāng)cfq要切換cfq_group的時(shí)候會(huì)等待一段時(shí)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(huì)在cgroup組內(nèi)每個(gè)進(jìn)程的cfq_queue切換時(shí)發(fā)生。這樣會(huì)如果這個(gè)進(jìn)程一直有請(qǐng)求要處理的話，那么直到這個(gè)cgroup的配額被耗盡，同組中的其它進(jìn)程也可能無法被調(diào)度到。這樣會(huì)導(dǎo)致同組中的其它進(jìn)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(jìn)行的，而不是以cfq_queue的進(jìn)程為單位進(jìn)行，以防止上述問題產(chǎn)生

low_latency :這個(gè)是用來開啟或關(guān)閉cfq的低延時(shí)（low latency）模式的開關(guān)。當(dāng)這個(gè)開關(guān)打開時(shí)，cfq將會(huì)根據(jù)target_latency的參數(shù)設(shè)置來對(duì)每一個(gè)進(jìn)程的分片時(shí)間（slice time）進(jìn)行重新計(jì)算。這將有利于對(duì)吞吐量的公平（默認(rèn)是對(duì)時(shí)間片分配的公平）。關(guān)閉這個(gè)參數(shù)（設(shè)置為0）將忽略target_latency的值。這將使系統(tǒng)中的進(jìn)程完全按照時(shí)間片方式進(jìn)行IO資源分配。這個(gè)開關(guān)默認(rèn)是打開的

target_latency :當(dāng)low_latency的值為開啟狀態(tài)時(shí)，cfq將根據(jù)這個(gè)值重新計(jì)算每個(gè)進(jìn)程分配的IO時(shí)間片長度

quantum :這個(gè)參數(shù)用來設(shè)置每次從cfq_queue中處理多少個(gè)IO請(qǐng)求。在一個(gè)隊(duì)列處理事件周期中，超過這個(gè)數(shù)字的IO請(qǐng)求將不會(huì)被處理。這個(gè)參數(shù)只對(duì)同步的請(qǐng)求有效

slice_sync :當(dāng)一個(gè)cfq_queue隊(duì)列被調(diào)度處理時(shí)，它可以被分配的處理總時(shí)間是通過這個(gè)值來作為一個(gè)計(jì)算參數(shù)指定的。公式為： time_slice = slice_sync + (slice_sync/5 * (4 - prio)) 這個(gè)參數(shù)對(duì)同步請(qǐng)求有效

slice_async :這個(gè)值跟上一個(gè)類似，區(qū)別是對(duì)異步請(qǐng)求有效

slice_async_rq :這個(gè)參數(shù)用來限制在一個(gè)slice的時(shí)間范圍內(nèi)，一個(gè)隊(duì)列最多可以處理的異步請(qǐng)求個(gè)數(shù)。請(qǐng)求被處理的最大個(gè)數(shù)還跟相關(guān)進(jìn)程被設(shè)置的io優(yōu)先級(jí)有關(guān)

通常在Linux上使用的IO接口是同步方式的，進(jìn)程調(diào)用 write / read 之后會(huì)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(dāng)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(rèn)的Page Cache機(jī)制

正常情況下，使用aio族接口的簡要方式如下：

io_uring 是 2019 年 5 月發(fā)布的 Linux 5.1 加入的一個(gè)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(shí)現(xiàn)異步 I/O 的方式其實(shí)是一個(gè)生產(chǎn)者-消費(fèi)者模型:

邏輯卷管理

RAID0

RAID1

RAID5（糾錯(cuò)）

條帶化

Linux系統(tǒng)性能調(diào)整：IO過程

Linux的IO調(diào)度

一個(gè)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 文件 I/O 進(jìn)化史（四）：io_uring —— 全新的異步 I/O

如何找出Linux系統(tǒng)高IO的思路總結(jié)

前言

I/O Wait是一個(gè)需要使用高級(jí)的工具來debug問題原因，當(dāng)然也有許多基本工具的高級(jí)用法。I/O wait的問題難以定位的原因是：因?yàn)槲覀冇泻芏喙ぞ呖梢愿嬖V你I/O 受限了，但是并沒有告訴你具體是哪個(gè)進(jìn)程引起的。

1. 如何確認(rèn)，是否是I/O問題導(dǎo)致系統(tǒng)緩慢

確認(rèn)是否是I/O導(dǎo)致的系統(tǒng)緩慢我們可以使用多個(gè)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: 245440k total, 241004k used, 4436k free, 496k buffers

Swap: 409596k total, 5436k used, 404160k free, 182812k 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(gè)磁盤正在被寫入

上邊的top命令從一個(gè)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(gè)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 29.32 11220.94 13126.70 332.17 65.77 462.79 9.80 2274.71 7.60 111.41

dm-0 0.00 0.00 83.25 9.95 10515.18 4295.29 317.84 57.01 648.54 16.73 5935.79 11.48 107.02

dm-1 0.00 0.00 57.07 40.84 228.27 163.35 8.00 93.84 979.61 13.94 2329.08 10.93 107.02

iostat 會(huì)每2秒更新一次，一共打印5次信息， -x 的選項(xiàng)是打印出擴(kuò)展信息

第一個(gè)iostat 報(bào)告會(huì)打印出系統(tǒng)最后一次啟動(dòng)后的統(tǒng)計(jì)信息，這也就是說，在多數(shù)情況下，第一個(gè)打印出來的信息應(yīng)該被忽略，剩下的報(bào)告，都是基于上一次間隔的時(shí)間。舉例子來說，這個(gè)命令會(huì)打印5次，第二次的報(bào)告是從第一次報(bào)告出來一個(gè)后的統(tǒng)計(jì)信息，第三次是基于第二次，依次類推

所以，一定記?。旱谝粋€(gè)忽略！

在上面的例子中，sda的%utilized 是111.41%，這個(gè)很好的說明了有進(jìn)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(qǐng)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(xiàng)目看起來正在讀寫非常多的信息。這個(gè)對(duì)我們查找相應(yīng)的進(jìn)程非常有用。

3. 找出導(dǎo)致高IO的進(jìn)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

15758 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(gè)進(jìn)程用了最多的存儲(chǔ)資源，從上面可以看到是bonnie++。

iotop很好用，但是不是默認(rèn)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(gè)進(jìn)程。

ps 命令對(duì)內(nèi)存和CPU有一個(gè)統(tǒng)計(jì)，但是他沒有對(duì)磁盤I/O的統(tǒng)計(jì)，雖然他沒有顯示磁盤I/O，但是它顯示進(jìn)行的狀態(tài)，我們可以用來知道一個(gè)進(jìn)程是否正在等待I/O

主要的進(jìn)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(jìn)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(jìn)程

# for x in `seq 1 1 10`; do ps -eo state,pid,cmd | grep "^D"; echo "----"; sleep 5; done

D 248 [jbd2/dm-0-8]