blkcg: fix ref count issue with bio_blkcg() using task_css
[sfrench/cifs-2.6.git] / block / bfq-iosched.c
1 /*
2  * Budget Fair Queueing (BFQ) I/O scheduler.
3  *
4  * Based on ideas and code from CFQ:
5  * Copyright (C) 2003 Jens Axboe <axboe@kernel.dk>
6  *
7  * Copyright (C) 2008 Fabio Checconi <fabio@gandalf.sssup.it>
8  *                    Paolo Valente <paolo.valente@unimore.it>
9  *
10  * Copyright (C) 2010 Paolo Valente <paolo.valente@unimore.it>
11  *                    Arianna Avanzini <avanzini@google.com>
12  *
13  * Copyright (C) 2017 Paolo Valente <paolo.valente@linaro.org>
14  *
15  *  This program is free software; you can redistribute it and/or
16  *  modify it under the terms of the GNU General Public License as
17  *  published by the Free Software Foundation; either version 2 of the
18  *  License, or (at your option) any later version.
19  *
20  *  This program is distributed in the hope that it will be useful,
21  *  but WITHOUT ANY WARRANTY; without even the implied warranty of
22  *  MERCHANTABILITY or FITNESS FOR A PARTICULAR PURPOSE.  See the GNU
23  *  General Public License for more details.
24  *
25  * BFQ is a proportional-share I/O scheduler, with some extra
26  * low-latency capabilities. BFQ also supports full hierarchical
27  * scheduling through cgroups. Next paragraphs provide an introduction
28  * on BFQ inner workings. Details on BFQ benefits, usage and
29  * limitations can be found in Documentation/block/bfq-iosched.txt.
30  *
31  * BFQ is a proportional-share storage-I/O scheduling algorithm based
32  * on the slice-by-slice service scheme of CFQ. But BFQ assigns
33  * budgets, measured in number of sectors, to processes instead of
34  * time slices. The device is not granted to the in-service process
35  * for a given time slice, but until it has exhausted its assigned
36  * budget. This change from the time to the service domain enables BFQ
37  * to distribute the device throughput among processes as desired,
38  * without any distortion due to throughput fluctuations, or to device
39  * internal queueing. BFQ uses an ad hoc internal scheduler, called
40  * B-WF2Q+, to schedule processes according to their budgets. More
41  * precisely, BFQ schedules queues associated with processes. Each
42  * process/queue is assigned a user-configurable weight, and B-WF2Q+
43  * guarantees that each queue receives a fraction of the throughput
44  * proportional to its weight. Thanks to the accurate policy of
45  * B-WF2Q+, BFQ can afford to assign high budgets to I/O-bound
46  * processes issuing sequential requests (to boost the throughput),
47  * and yet guarantee a low latency to interactive and soft real-time
48  * applications.
49  *
50  * In particular, to provide these low-latency guarantees, BFQ
51  * explicitly privileges the I/O of two classes of time-sensitive
52  * applications: interactive and soft real-time. In more detail, BFQ
53  * behaves this way if the low_latency parameter is set (default
54  * configuration). This feature enables BFQ to provide applications in
55  * these classes with a very low latency.
56  *
57  * To implement this feature, BFQ constantly tries to detect whether
58  * the I/O requests in a bfq_queue come from an interactive or a soft
59  * real-time application. For brevity, in these cases, the queue is
60  * said to be interactive or soft real-time. In both cases, BFQ
61  * privileges the service of the queue, over that of non-interactive
62  * and non-soft-real-time queues. This privileging is performed,
63  * mainly, by raising the weight of the queue. So, for brevity, we
64  * call just weight-raising periods the time periods during which a
65  * queue is privileged, because deemed interactive or soft real-time.
66  *
67  * The detection of soft real-time queues/applications is described in
68  * detail in the comments on the function
69  * bfq_bfqq_softrt_next_start. On the other hand, the detection of an
70  * interactive queue works as follows: a queue is deemed interactive
71  * if it is constantly non empty only for a limited time interval,
72  * after which it does become empty. The queue may be deemed
73  * interactive again (for a limited time), if it restarts being
74  * constantly non empty, provided that this happens only after the
75  * queue has remained empty for a given minimum idle time.
76  *
77  * By default, BFQ computes automatically the above maximum time
78  * interval, i.e., the time interval after which a constantly
79  * non-empty queue stops being deemed interactive. Since a queue is
80  * weight-raised while it is deemed interactive, this maximum time
81  * interval happens to coincide with the (maximum) duration of the
82  * weight-raising for interactive queues.
83  *
84  * Finally, BFQ also features additional heuristics for
85  * preserving both a low latency and a high throughput on NCQ-capable,
86  * rotational or flash-based devices, and to get the job done quickly
87  * for applications consisting in many I/O-bound processes.
88  *
89  * NOTE: if the main or only goal, with a given device, is to achieve
90  * the maximum-possible throughput at all times, then do switch off
91  * all low-latency heuristics for that device, by setting low_latency
92  * to 0.
93  *
94  * BFQ is described in [1], where also a reference to the initial,
95  * more theoretical paper on BFQ can be found. The interested reader
96  * can find in the latter paper full details on the main algorithm, as
97  * well as formulas of the guarantees and formal proofs of all the
98  * properties.  With respect to the version of BFQ presented in these
99  * papers, this implementation adds a few more heuristics, such as the
100  * ones that guarantee a low latency to interactive and soft real-time
101  * applications, and a hierarchical extension based on H-WF2Q+.
102  *
103  * B-WF2Q+ is based on WF2Q+, which is described in [2], together with
104  * H-WF2Q+, while the augmented tree used here to implement B-WF2Q+
105  * with O(log N) complexity derives from the one introduced with EEVDF
106  * in [3].
107  *
108  * [1] P. Valente, A. Avanzini, "Evolution of the BFQ Storage I/O
109  *     Scheduler", Proceedings of the First Workshop on Mobile System
110  *     Technologies (MST-2015), May 2015.
111  *     http://algogroup.unimore.it/people/paolo/disk_sched/mst-2015.pdf
112  *
113  * [2] Jon C.R. Bennett and H. Zhang, "Hierarchical Packet Fair Queueing
114  *     Algorithms", IEEE/ACM Transactions on Networking, 5(5):675-689,
115  *     Oct 1997.
116  *
117  * http://www.cs.cmu.edu/~hzhang/papers/TON-97-Oct.ps.gz
118  *
119  * [3] I. Stoica and H. Abdel-Wahab, "Earliest Eligible Virtual Deadline
120  *     First: A Flexible and Accurate Mechanism for Proportional Share
121  *     Resource Allocation", technical report.
122  *
123  * http://www.cs.berkeley.edu/~istoica/papers/eevdf-tr-95.pdf
124  */
125 #include <linux/module.h>
126 #include <linux/slab.h>
127 #include <linux/blkdev.h>
128 #include <linux/cgroup.h>
129 #include <linux/elevator.h>
130 #include <linux/ktime.h>
131 #include <linux/rbtree.h>
132 #include <linux/ioprio.h>
133 #include <linux/sbitmap.h>
134 #include <linux/delay.h>
135
136 #include "blk.h"
137 #include "blk-mq.h"
138 #include "blk-mq-tag.h"
139 #include "blk-mq-sched.h"
140 #include "bfq-iosched.h"
141 #include "blk-wbt.h"
142
143 #define BFQ_BFQQ_FNS(name)                                              \
144 void bfq_mark_bfqq_##name(struct bfq_queue *bfqq)                       \
145 {                                                                       \
146         __set_bit(BFQQF_##name, &(bfqq)->flags);                        \
147 }                                                                       \
148 void bfq_clear_bfqq_##name(struct bfq_queue *bfqq)                      \
149 {                                                                       \
150         __clear_bit(BFQQF_##name, &(bfqq)->flags);              \
151 }                                                                       \
152 int bfq_bfqq_##name(const struct bfq_queue *bfqq)                       \
153 {                                                                       \
154         return test_bit(BFQQF_##name, &(bfqq)->flags);          \
155 }
156
157 BFQ_BFQQ_FNS(just_created);
158 BFQ_BFQQ_FNS(busy);
159 BFQ_BFQQ_FNS(wait_request);
160 BFQ_BFQQ_FNS(non_blocking_wait_rq);
161 BFQ_BFQQ_FNS(fifo_expire);
162 BFQ_BFQQ_FNS(has_short_ttime);
163 BFQ_BFQQ_FNS(sync);
164 BFQ_BFQQ_FNS(IO_bound);
165 BFQ_BFQQ_FNS(in_large_burst);
166 BFQ_BFQQ_FNS(coop);
167 BFQ_BFQQ_FNS(split_coop);
168 BFQ_BFQQ_FNS(softrt_update);
169 #undef BFQ_BFQQ_FNS                                             \
170
171 /* Expiration time of sync (0) and async (1) requests, in ns. */
172 static const u64 bfq_fifo_expire[2] = { NSEC_PER_SEC / 4, NSEC_PER_SEC / 8 };
173
174 /* Maximum backwards seek (magic number lifted from CFQ), in KiB. */
175 static const int bfq_back_max = 16 * 1024;
176
177 /* Penalty of a backwards seek, in number of sectors. */
178 static const int bfq_back_penalty = 2;
179
180 /* Idling period duration, in ns. */
181 static u64 bfq_slice_idle = NSEC_PER_SEC / 125;
182
183 /* Minimum number of assigned budgets for which stats are safe to compute. */
184 static const int bfq_stats_min_budgets = 194;
185
186 /* Default maximum budget values, in sectors and number of requests. */
187 static const int bfq_default_max_budget = 16 * 1024;
188
189 /*
190  * When a sync request is dispatched, the queue that contains that
191  * request, and all the ancestor entities of that queue, are charged
192  * with the number of sectors of the request. In constrast, if the
193  * request is async, then the queue and its ancestor entities are
194  * charged with the number of sectors of the request, multiplied by
195  * the factor below. This throttles the bandwidth for async I/O,
196  * w.r.t. to sync I/O, and it is done to counter the tendency of async
197  * writes to steal I/O throughput to reads.
198  *
199  * The current value of this parameter is the result of a tuning with
200  * several hardware and software configurations. We tried to find the
201  * lowest value for which writes do not cause noticeable problems to
202  * reads. In fact, the lower this parameter, the stabler I/O control,
203  * in the following respect.  The lower this parameter is, the less
204  * the bandwidth enjoyed by a group decreases
205  * - when the group does writes, w.r.t. to when it does reads;
206  * - when other groups do reads, w.r.t. to when they do writes.
207  */
208 static const int bfq_async_charge_factor = 3;
209
210 /* Default timeout values, in jiffies, approximating CFQ defaults. */
211 const int bfq_timeout = HZ / 8;
212
213 /*
214  * Time limit for merging (see comments in bfq_setup_cooperator). Set
215  * to the slowest value that, in our tests, proved to be effective in
216  * removing false positives, while not causing true positives to miss
217  * queue merging.
218  *
219  * As can be deduced from the low time limit below, queue merging, if
220  * successful, happens at the very beggining of the I/O of the involved
221  * cooperating processes, as a consequence of the arrival of the very
222  * first requests from each cooperator.  After that, there is very
223  * little chance to find cooperators.
224  */
225 static const unsigned long bfq_merge_time_limit = HZ/10;
226
227 static struct kmem_cache *bfq_pool;
228
229 /* Below this threshold (in ns), we consider thinktime immediate. */
230 #define BFQ_MIN_TT              (2 * NSEC_PER_MSEC)
231
232 /* hw_tag detection: parallel requests threshold and min samples needed. */
233 #define BFQ_HW_QUEUE_THRESHOLD  4
234 #define BFQ_HW_QUEUE_SAMPLES    32
235
236 #define BFQQ_SEEK_THR           (sector_t)(8 * 100)
237 #define BFQQ_SECT_THR_NONROT    (sector_t)(2 * 32)
238 #define BFQQ_CLOSE_THR          (sector_t)(8 * 1024)
239 #define BFQQ_SEEKY(bfqq)        (hweight32(bfqq->seek_history) > 19)
240
241 /* Min number of samples required to perform peak-rate update */
242 #define BFQ_RATE_MIN_SAMPLES    32
243 /* Min observation time interval required to perform a peak-rate update (ns) */
244 #define BFQ_RATE_MIN_INTERVAL   (300*NSEC_PER_MSEC)
245 /* Target observation time interval for a peak-rate update (ns) */
246 #define BFQ_RATE_REF_INTERVAL   NSEC_PER_SEC
247
248 /*
249  * Shift used for peak-rate fixed precision calculations.
250  * With
251  * - the current shift: 16 positions
252  * - the current type used to store rate: u32
253  * - the current unit of measure for rate: [sectors/usec], or, more precisely,
254  *   [(sectors/usec) / 2^BFQ_RATE_SHIFT] to take into account the shift,
255  * the range of rates that can be stored is
256  * [1 / 2^BFQ_RATE_SHIFT, 2^(32 - BFQ_RATE_SHIFT)] sectors/usec =
257  * [1 / 2^16, 2^16] sectors/usec = [15e-6, 65536] sectors/usec =
258  * [15, 65G] sectors/sec
259  * Which, assuming a sector size of 512B, corresponds to a range of
260  * [7.5K, 33T] B/sec
261  */
262 #define BFQ_RATE_SHIFT          16
263
264 /*
265  * When configured for computing the duration of the weight-raising
266  * for interactive queues automatically (see the comments at the
267  * beginning of this file), BFQ does it using the following formula:
268  * duration = (ref_rate / r) * ref_wr_duration,
269  * where r is the peak rate of the device, and ref_rate and
270  * ref_wr_duration are two reference parameters.  In particular,
271  * ref_rate is the peak rate of the reference storage device (see
272  * below), and ref_wr_duration is about the maximum time needed, with
273  * BFQ and while reading two files in parallel, to load typical large
274  * applications on the reference device (see the comments on
275  * max_service_from_wr below, for more details on how ref_wr_duration
276  * is obtained).  In practice, the slower/faster the device at hand
277  * is, the more/less it takes to load applications with respect to the
278  * reference device.  Accordingly, the longer/shorter BFQ grants
279  * weight raising to interactive applications.
280  *
281  * BFQ uses two different reference pairs (ref_rate, ref_wr_duration),
282  * depending on whether the device is rotational or non-rotational.
283  *
284  * In the following definitions, ref_rate[0] and ref_wr_duration[0]
285  * are the reference values for a rotational device, whereas
286  * ref_rate[1] and ref_wr_duration[1] are the reference values for a
287  * non-rotational device. The reference rates are not the actual peak
288  * rates of the devices used as a reference, but slightly lower
289  * values. The reason for using slightly lower values is that the
290  * peak-rate estimator tends to yield slightly lower values than the
291  * actual peak rate (it can yield the actual peak rate only if there
292  * is only one process doing I/O, and the process does sequential
293  * I/O).
294  *
295  * The reference peak rates are measured in sectors/usec, left-shifted
296  * by BFQ_RATE_SHIFT.
297  */
298 static int ref_rate[2] = {14000, 33000};
299 /*
300  * To improve readability, a conversion function is used to initialize
301  * the following array, which entails that the array can be
302  * initialized only in a function.
303  */
304 static int ref_wr_duration[2];
305
306 /*
307  * BFQ uses the above-detailed, time-based weight-raising mechanism to
308  * privilege interactive tasks. This mechanism is vulnerable to the
309  * following false positives: I/O-bound applications that will go on
310  * doing I/O for much longer than the duration of weight
311  * raising. These applications have basically no benefit from being
312  * weight-raised at the beginning of their I/O. On the opposite end,
313  * while being weight-raised, these applications
314  * a) unjustly steal throughput to applications that may actually need
315  * low latency;
316  * b) make BFQ uselessly perform device idling; device idling results
317  * in loss of device throughput with most flash-based storage, and may
318  * increase latencies when used purposelessly.
319  *
320  * BFQ tries to reduce these problems, by adopting the following
321  * countermeasure. To introduce this countermeasure, we need first to
322  * finish explaining how the duration of weight-raising for
323  * interactive tasks is computed.
324  *
325  * For a bfq_queue deemed as interactive, the duration of weight
326  * raising is dynamically adjusted, as a function of the estimated
327  * peak rate of the device, so as to be equal to the time needed to
328  * execute the 'largest' interactive task we benchmarked so far. By
329  * largest task, we mean the task for which each involved process has
330  * to do more I/O than for any of the other tasks we benchmarked. This
331  * reference interactive task is the start-up of LibreOffice Writer,
332  * and in this task each process/bfq_queue needs to have at most ~110K
333  * sectors transferred.
334  *
335  * This last piece of information enables BFQ to reduce the actual
336  * duration of weight-raising for at least one class of I/O-bound
337  * applications: those doing sequential or quasi-sequential I/O. An
338  * example is file copy. In fact, once started, the main I/O-bound
339  * processes of these applications usually consume the above 110K
340  * sectors in much less time than the processes of an application that
341  * is starting, because these I/O-bound processes will greedily devote
342  * almost all their CPU cycles only to their target,
343  * throughput-friendly I/O operations. This is even more true if BFQ
344  * happens to be underestimating the device peak rate, and thus
345  * overestimating the duration of weight raising. But, according to
346  * our measurements, once transferred 110K sectors, these processes
347  * have no right to be weight-raised any longer.
348  *
349  * Basing on the last consideration, BFQ ends weight-raising for a
350  * bfq_queue if the latter happens to have received an amount of
351  * service at least equal to the following constant. The constant is
352  * set to slightly more than 110K, to have a minimum safety margin.
353  *
354  * This early ending of weight-raising reduces the amount of time
355  * during which interactive false positives cause the two problems
356  * described at the beginning of these comments.
357  */
358 static const unsigned long max_service_from_wr = 120000;
359
360 #define RQ_BIC(rq)              icq_to_bic((rq)->elv.priv[0])
361 #define RQ_BFQQ(rq)             ((rq)->elv.priv[1])
362
363 struct bfq_queue *bic_to_bfqq(struct bfq_io_cq *bic, bool is_sync)
364 {
365         return bic->bfqq[is_sync];
366 }
367
368 void bic_set_bfqq(struct bfq_io_cq *bic, struct bfq_queue *bfqq, bool is_sync)
369 {
370         bic->bfqq[is_sync] = bfqq;
371 }
372
373 struct bfq_data *bic_to_bfqd(struct bfq_io_cq *bic)
374 {
375         return bic->icq.q->elevator->elevator_data;
376 }
377
378 /**
379  * icq_to_bic - convert iocontext queue structure to bfq_io_cq.
380  * @icq: the iocontext queue.
381  */
382 static struct bfq_io_cq *icq_to_bic(struct io_cq *icq)
383 {
384         /* bic->icq is the first member, %NULL will convert to %NULL */
385         return container_of(icq, struct bfq_io_cq, icq);
386 }
387
388 /**
389  * bfq_bic_lookup - search into @ioc a bic associated to @bfqd.
390  * @bfqd: the lookup key.
391  * @ioc: the io_context of the process doing I/O.
392  * @q: the request queue.
393  */
394 static struct bfq_io_cq *bfq_bic_lookup(struct bfq_data *bfqd,
395                                         struct io_context *ioc,
396                                         struct request_queue *q)
397 {
398         if (ioc) {
399                 unsigned long flags;
400                 struct bfq_io_cq *icq;
401
402                 spin_lock_irqsave(&q->queue_lock, flags);
403                 icq = icq_to_bic(ioc_lookup_icq(ioc, q));
404                 spin_unlock_irqrestore(&q->queue_lock, flags);
405
406                 return icq;
407         }
408
409         return NULL;
410 }
411
412 /*
413  * Scheduler run of queue, if there are requests pending and no one in the
414  * driver that will restart queueing.
415  */
416 void bfq_schedule_dispatch(struct bfq_data *bfqd)
417 {
418         if (bfqd->queued != 0) {
419                 bfq_log(bfqd, "schedule dispatch");
420                 blk_mq_run_hw_queues(bfqd->queue, true);
421         }
422 }
423
424 #define bfq_class_idle(bfqq)    ((bfqq)->ioprio_class == IOPRIO_CLASS_IDLE)
425 #define bfq_class_rt(bfqq)      ((bfqq)->ioprio_class == IOPRIO_CLASS_RT)
426
427 #define bfq_sample_valid(samples)       ((samples) > 80)
428
429 /*
430  * Lifted from AS - choose which of rq1 and rq2 that is best served now.
431  * We choose the request that is closesr to the head right now.  Distance
432  * behind the head is penalized and only allowed to a certain extent.
433  */
434 static struct request *bfq_choose_req(struct bfq_data *bfqd,
435                                       struct request *rq1,
436                                       struct request *rq2,
437                                       sector_t last)
438 {
439         sector_t s1, s2, d1 = 0, d2 = 0;
440         unsigned long back_max;
441 #define BFQ_RQ1_WRAP    0x01 /* request 1 wraps */
442 #define BFQ_RQ2_WRAP    0x02 /* request 2 wraps */
443         unsigned int wrap = 0; /* bit mask: requests behind the disk head? */
444
445         if (!rq1 || rq1 == rq2)
446                 return rq2;
447         if (!rq2)
448                 return rq1;
449
450         if (rq_is_sync(rq1) && !rq_is_sync(rq2))
451                 return rq1;
452         else if (rq_is_sync(rq2) && !rq_is_sync(rq1))
453                 return rq2;
454         if ((rq1->cmd_flags & REQ_META) && !(rq2->cmd_flags & REQ_META))
455                 return rq1;
456         else if ((rq2->cmd_flags & REQ_META) && !(rq1->cmd_flags & REQ_META))
457                 return rq2;
458
459         s1 = blk_rq_pos(rq1);
460         s2 = blk_rq_pos(rq2);
461
462         /*
463          * By definition, 1KiB is 2 sectors.
464          */
465         back_max = bfqd->bfq_back_max * 2;
466
467         /*
468          * Strict one way elevator _except_ in the case where we allow
469          * short backward seeks which are biased as twice the cost of a
470          * similar forward seek.
471          */
472         if (s1 >= last)
473                 d1 = s1 - last;
474         else if (s1 + back_max >= last)
475                 d1 = (last - s1) * bfqd->bfq_back_penalty;
476         else
477                 wrap |= BFQ_RQ1_WRAP;
478
479         if (s2 >= last)
480                 d2 = s2 - last;
481         else if (s2 + back_max >= last)
482                 d2 = (last - s2) * bfqd->bfq_back_penalty;
483         else
484                 wrap |= BFQ_RQ2_WRAP;
485
486         /* Found required data */
487
488         /*
489          * By doing switch() on the bit mask "wrap" we avoid having to
490          * check two variables for all permutations: --> faster!
491          */
492         switch (wrap) {
493         case 0: /* common case for CFQ: rq1 and rq2 not wrapped */
494                 if (d1 < d2)
495                         return rq1;
496                 else if (d2 < d1)
497                         return rq2;
498
499                 if (s1 >= s2)
500                         return rq1;
501                 else
502                         return rq2;
503
504         case BFQ_RQ2_WRAP:
505                 return rq1;
506         case BFQ_RQ1_WRAP:
507                 return rq2;
508         case BFQ_RQ1_WRAP|BFQ_RQ2_WRAP: /* both rqs wrapped */
509         default:
510                 /*
511                  * Since both rqs are wrapped,
512                  * start with the one that's further behind head
513                  * (--> only *one* back seek required),
514                  * since back seek takes more time than forward.
515                  */
516                 if (s1 <= s2)
517                         return rq1;
518                 else
519                         return rq2;
520         }
521 }
522
523 /*
524  * Async I/O can easily starve sync I/O (both sync reads and sync
525  * writes), by consuming all tags. Similarly, storms of sync writes,
526  * such as those that sync(2) may trigger, can starve sync reads.
527  * Limit depths of async I/O and sync writes so as to counter both
528  * problems.
529  */
530 static void bfq_limit_depth(unsigned int op, struct blk_mq_alloc_data *data)
531 {
532         struct bfq_data *bfqd = data->q->elevator->elevator_data;
533
534         if (op_is_sync(op) && !op_is_write(op))
535                 return;
536
537         data->shallow_depth =
538                 bfqd->word_depths[!!bfqd->wr_busy_queues][op_is_sync(op)];
539
540         bfq_log(bfqd, "[%s] wr_busy %d sync %d depth %u",
541                         __func__, bfqd->wr_busy_queues, op_is_sync(op),
542                         data->shallow_depth);
543 }
544
545 static struct bfq_queue *
546 bfq_rq_pos_tree_lookup(struct bfq_data *bfqd, struct rb_root *root,
547                      sector_t sector, struct rb_node **ret_parent,
548                      struct rb_node ***rb_link)
549 {
550         struct rb_node **p, *parent;
551         struct bfq_queue *bfqq = NULL;
552
553         parent = NULL;
554         p = &root->rb_node;
555         while (*p) {
556                 struct rb_node **n;
557
558                 parent = *p;
559                 bfqq = rb_entry(parent, struct bfq_queue, pos_node);
560
561                 /*
562                  * Sort strictly based on sector. Smallest to the left,
563                  * largest to the right.
564                  */
565                 if (sector > blk_rq_pos(bfqq->next_rq))
566                         n = &(*p)->rb_right;
567                 else if (sector < blk_rq_pos(bfqq->next_rq))
568                         n = &(*p)->rb_left;
569                 else
570                         break;
571                 p = n;
572                 bfqq = NULL;
573         }
574
575         *ret_parent = parent;
576         if (rb_link)
577                 *rb_link = p;
578
579         bfq_log(bfqd, "rq_pos_tree_lookup %llu: returning %d",
580                 (unsigned long long)sector,
581                 bfqq ? bfqq->pid : 0);
582
583         return bfqq;
584 }
585
586 static bool bfq_too_late_for_merging(struct bfq_queue *bfqq)
587 {
588         return bfqq->service_from_backlogged > 0 &&
589                 time_is_before_jiffies(bfqq->first_IO_time +
590                                        bfq_merge_time_limit);
591 }
592
593 void bfq_pos_tree_add_move(struct bfq_data *bfqd, struct bfq_queue *bfqq)
594 {
595         struct rb_node **p, *parent;
596         struct bfq_queue *__bfqq;
597
598         if (bfqq->pos_root) {
599                 rb_erase(&bfqq->pos_node, bfqq->pos_root);
600                 bfqq->pos_root = NULL;
601         }
602
603         /*
604          * bfqq cannot be merged any longer (see comments in
605          * bfq_setup_cooperator): no point in adding bfqq into the
606          * position tree.
607          */
608         if (bfq_too_late_for_merging(bfqq))
609                 return;
610
611         if (bfq_class_idle(bfqq))
612                 return;
613         if (!bfqq->next_rq)
614                 return;
615
616         bfqq->pos_root = &bfq_bfqq_to_bfqg(bfqq)->rq_pos_tree;
617         __bfqq = bfq_rq_pos_tree_lookup(bfqd, bfqq->pos_root,
618                         blk_rq_pos(bfqq->next_rq), &parent, &p);
619         if (!__bfqq) {
620                 rb_link_node(&bfqq->pos_node, parent, p);
621                 rb_insert_color(&bfqq->pos_node, bfqq->pos_root);
622         } else
623                 bfqq->pos_root = NULL;
624 }
625
626 /*
627  * Tell whether there are active queues with different weights or
628  * active groups.
629  */
630 static bool bfq_varied_queue_weights_or_active_groups(struct bfq_data *bfqd)
631 {
632         /*
633          * For queue weights to differ, queue_weights_tree must contain
634          * at least two nodes.
635          */
636         return (!RB_EMPTY_ROOT(&bfqd->queue_weights_tree) &&
637                 (bfqd->queue_weights_tree.rb_node->rb_left ||
638                  bfqd->queue_weights_tree.rb_node->rb_right)
639 #ifdef CONFIG_BFQ_GROUP_IOSCHED
640                ) ||
641                 (bfqd->num_active_groups > 0
642 #endif
643                );
644 }
645
646 /*
647  * The following function returns true if every queue must receive the
648  * same share of the throughput (this condition is used when deciding
649  * whether idling may be disabled, see the comments in the function
650  * bfq_better_to_idle()).
651  *
652  * Such a scenario occurs when:
653  * 1) all active queues have the same weight,
654  * 2) all active groups at the same level in the groups tree have the same
655  *    weight,
656  * 3) all active groups at the same level in the groups tree have the same
657  *    number of children.
658  *
659  * Unfortunately, keeping the necessary state for evaluating exactly
660  * the last two symmetry sub-conditions above would be quite complex
661  * and time consuming.  Therefore this function evaluates, instead,
662  * only the following stronger two sub-conditions, for which it is
663  * much easier to maintain the needed state:
664  * 1) all active queues have the same weight,
665  * 2) there are no active groups.
666  * In particular, the last condition is always true if hierarchical
667  * support or the cgroups interface are not enabled, thus no state
668  * needs to be maintained in this case.
669  */
670 static bool bfq_symmetric_scenario(struct bfq_data *bfqd)
671 {
672         return !bfq_varied_queue_weights_or_active_groups(bfqd);
673 }
674
675 /*
676  * If the weight-counter tree passed as input contains no counter for
677  * the weight of the input queue, then add that counter; otherwise just
678  * increment the existing counter.
679  *
680  * Note that weight-counter trees contain few nodes in mostly symmetric
681  * scenarios. For example, if all queues have the same weight, then the
682  * weight-counter tree for the queues may contain at most one node.
683  * This holds even if low_latency is on, because weight-raised queues
684  * are not inserted in the tree.
685  * In most scenarios, the rate at which nodes are created/destroyed
686  * should be low too.
687  */
688 void bfq_weights_tree_add(struct bfq_data *bfqd, struct bfq_queue *bfqq,
689                           struct rb_root *root)
690 {
691         struct bfq_entity *entity = &bfqq->entity;
692         struct rb_node **new = &(root->rb_node), *parent = NULL;
693
694         /*
695          * Do not insert if the queue is already associated with a
696          * counter, which happens if:
697          *   1) a request arrival has caused the queue to become both
698          *      non-weight-raised, and hence change its weight, and
699          *      backlogged; in this respect, each of the two events
700          *      causes an invocation of this function,
701          *   2) this is the invocation of this function caused by the
702          *      second event. This second invocation is actually useless,
703          *      and we handle this fact by exiting immediately. More
704          *      efficient or clearer solutions might possibly be adopted.
705          */
706         if (bfqq->weight_counter)
707                 return;
708
709         while (*new) {
710                 struct bfq_weight_counter *__counter = container_of(*new,
711                                                 struct bfq_weight_counter,
712                                                 weights_node);
713                 parent = *new;
714
715                 if (entity->weight == __counter->weight) {
716                         bfqq->weight_counter = __counter;
717                         goto inc_counter;
718                 }
719                 if (entity->weight < __counter->weight)
720                         new = &((*new)->rb_left);
721                 else
722                         new = &((*new)->rb_right);
723         }
724
725         bfqq->weight_counter = kzalloc(sizeof(struct bfq_weight_counter),
726                                        GFP_ATOMIC);
727
728         /*
729          * In the unlucky event of an allocation failure, we just
730          * exit. This will cause the weight of queue to not be
731          * considered in bfq_varied_queue_weights_or_active_groups,
732          * which, in its turn, causes the scenario to be deemed
733          * wrongly symmetric in case bfqq's weight would have been
734          * the only weight making the scenario asymmetric.  On the
735          * bright side, no unbalance will however occur when bfqq
736          * becomes inactive again (the invocation of this function
737          * is triggered by an activation of queue).  In fact,
738          * bfq_weights_tree_remove does nothing if
739          * !bfqq->weight_counter.
740          */
741         if (unlikely(!bfqq->weight_counter))
742                 return;
743
744         bfqq->weight_counter->weight = entity->weight;
745         rb_link_node(&bfqq->weight_counter->weights_node, parent, new);
746         rb_insert_color(&bfqq->weight_counter->weights_node, root);
747
748 inc_counter:
749         bfqq->weight_counter->num_active++;
750 }
751
752 /*
753  * Decrement the weight counter associated with the queue, and, if the
754  * counter reaches 0, remove the counter from the tree.
755  * See the comments to the function bfq_weights_tree_add() for considerations
756  * about overhead.
757  */
758 void __bfq_weights_tree_remove(struct bfq_data *bfqd,
759                                struct bfq_queue *bfqq,
760                                struct rb_root *root)
761 {
762         if (!bfqq->weight_counter)
763                 return;
764
765         bfqq->weight_counter->num_active--;
766         if (bfqq->weight_counter->num_active > 0)
767                 goto reset_entity_pointer;
768
769         rb_erase(&bfqq->weight_counter->weights_node, root);
770         kfree(bfqq->weight_counter);
771
772 reset_entity_pointer:
773         bfqq->weight_counter = NULL;
774 }
775
776 /*
777  * Invoke __bfq_weights_tree_remove on bfqq and decrement the number
778  * of active groups for each queue's inactive parent entity.
779  */
780 void bfq_weights_tree_remove(struct bfq_data *bfqd,
781                              struct bfq_queue *bfqq)
782 {
783         struct bfq_entity *entity = bfqq->entity.parent;
784
785         __bfq_weights_tree_remove(bfqd, bfqq,
786                                   &bfqd->queue_weights_tree);
787
788         for_each_entity(entity) {
789                 struct bfq_sched_data *sd = entity->my_sched_data;
790
791                 if (sd->next_in_service || sd->in_service_entity) {
792                         /*
793                          * entity is still active, because either
794                          * next_in_service or in_service_entity is not
795                          * NULL (see the comments on the definition of
796                          * next_in_service for details on why
797                          * in_service_entity must be checked too).
798                          *
799                          * As a consequence, its parent entities are
800                          * active as well, and thus this loop must
801                          * stop here.
802                          */
803                         break;
804                 }
805                 bfqd->num_active_groups--;
806         }
807 }
808
809 /*
810  * Return expired entry, or NULL to just start from scratch in rbtree.
811  */
812 static struct request *bfq_check_fifo(struct bfq_queue *bfqq,
813                                       struct request *last)
814 {
815         struct request *rq;
816
817         if (bfq_bfqq_fifo_expire(bfqq))
818                 return NULL;
819
820         bfq_mark_bfqq_fifo_expire(bfqq);
821
822         rq = rq_entry_fifo(bfqq->fifo.next);
823
824         if (rq == last || ktime_get_ns() < rq->fifo_time)
825                 return NULL;
826
827         bfq_log_bfqq(bfqq->bfqd, bfqq, "check_fifo: returned %p", rq);
828         return rq;
829 }
830
831 static struct request *bfq_find_next_rq(struct bfq_data *bfqd,
832                                         struct bfq_queue *bfqq,
833                                         struct request *last)
834 {
835         struct rb_node *rbnext = rb_next(&last->rb_node);
836         struct rb_node *rbprev = rb_prev(&last->rb_node);
837         struct request *next, *prev = NULL;
838
839         /* Follow expired path, else get first next available. */
840         next = bfq_check_fifo(bfqq, last);
841         if (next)
842                 return next;
843
844         if (rbprev)
845                 prev = rb_entry_rq(rbprev);
846
847         if (rbnext)
848                 next = rb_entry_rq(rbnext);
849         else {
850                 rbnext = rb_first(&bfqq->sort_list);
851                 if (rbnext && rbnext != &last->rb_node)
852                         next = rb_entry_rq(rbnext);
853         }
854
855         return bfq_choose_req(bfqd, next, prev, blk_rq_pos(last));
856 }
857
858 /* see the definition of bfq_async_charge_factor for details */
859 static unsigned long bfq_serv_to_charge(struct request *rq,
860                                         struct bfq_queue *bfqq)
861 {
862         if (bfq_bfqq_sync(bfqq) || bfqq->wr_coeff > 1)
863                 return blk_rq_sectors(rq);
864
865         return blk_rq_sectors(rq) * bfq_async_charge_factor;
866 }
867
868 /**
869  * bfq_updated_next_req - update the queue after a new next_rq selection.
870  * @bfqd: the device data the queue belongs to.
871  * @bfqq: the queue to update.
872  *
873  * If the first request of a queue changes we make sure that the queue
874  * has enough budget to serve at least its first request (if the
875  * request has grown).  We do this because if the queue has not enough
876  * budget for its first request, it has to go through two dispatch
877  * rounds to actually get it dispatched.
878  */
879 static void bfq_updated_next_req(struct bfq_data *bfqd,
880                                  struct bfq_queue *bfqq)
881 {
882         struct bfq_entity *entity = &bfqq->entity;
883         struct request *next_rq = bfqq->next_rq;
884         unsigned long new_budget;
885
886         if (!next_rq)
887                 return;
888
889         if (bfqq == bfqd->in_service_queue)
890                 /*
891                  * In order not to break guarantees, budgets cannot be
892                  * changed after an entity has been selected.
893                  */
894                 return;
895
896         new_budget = max_t(unsigned long, bfqq->max_budget,
897                            bfq_serv_to_charge(next_rq, bfqq));
898         if (entity->budget != new_budget) {
899                 entity->budget = new_budget;
900                 bfq_log_bfqq(bfqd, bfqq, "updated next rq: new budget %lu",
901                                          new_budget);
902                 bfq_requeue_bfqq(bfqd, bfqq, false);
903         }
904 }
905
906 static unsigned int bfq_wr_duration(struct bfq_data *bfqd)
907 {
908         u64 dur;
909
910         if (bfqd->bfq_wr_max_time > 0)
911                 return bfqd->bfq_wr_max_time;
912
913         dur = bfqd->rate_dur_prod;
914         do_div(dur, bfqd->peak_rate);
915
916         /*
917          * Limit duration between 3 and 25 seconds. The upper limit
918          * has been conservatively set after the following worst case:
919          * on a QEMU/KVM virtual machine
920          * - running in a slow PC
921          * - with a virtual disk stacked on a slow low-end 5400rpm HDD
922          * - serving a heavy I/O workload, such as the sequential reading
923          *   of several files
924          * mplayer took 23 seconds to start, if constantly weight-raised.
925          *
926          * As for higher values than that accomodating the above bad
927          * scenario, tests show that higher values would often yield
928          * the opposite of the desired result, i.e., would worsen
929          * responsiveness by allowing non-interactive applications to
930          * preserve weight raising for too long.
931          *
932          * On the other end, lower values than 3 seconds make it
933          * difficult for most interactive tasks to complete their jobs
934          * before weight-raising finishes.
935          */
936         return clamp_val(dur, msecs_to_jiffies(3000), msecs_to_jiffies(25000));
937 }
938
939 /* switch back from soft real-time to interactive weight raising */
940 static void switch_back_to_interactive_wr(struct bfq_queue *bfqq,
941                                           struct bfq_data *bfqd)
942 {
943         bfqq->wr_coeff = bfqd->bfq_wr_coeff;
944         bfqq->wr_cur_max_time = bfq_wr_duration(bfqd);
945         bfqq->last_wr_start_finish = bfqq->wr_start_at_switch_to_srt;
946 }
947
948 static void
949 bfq_bfqq_resume_state(struct bfq_queue *bfqq, struct bfq_data *bfqd,
950                       struct bfq_io_cq *bic, bool bfq_already_existing)
951 {
952         unsigned int old_wr_coeff = bfqq->wr_coeff;
953         bool busy = bfq_already_existing && bfq_bfqq_busy(bfqq);
954
955         if (bic->saved_has_short_ttime)
956                 bfq_mark_bfqq_has_short_ttime(bfqq);
957         else
958                 bfq_clear_bfqq_has_short_ttime(bfqq);
959
960         if (bic->saved_IO_bound)
961                 bfq_mark_bfqq_IO_bound(bfqq);
962         else
963                 bfq_clear_bfqq_IO_bound(bfqq);
964
965         bfqq->ttime = bic->saved_ttime;
966         bfqq->wr_coeff = bic->saved_wr_coeff;
967         bfqq->wr_start_at_switch_to_srt = bic->saved_wr_start_at_switch_to_srt;
968         bfqq->last_wr_start_finish = bic->saved_last_wr_start_finish;
969         bfqq->wr_cur_max_time = bic->saved_wr_cur_max_time;
970
971         if (bfqq->wr_coeff > 1 && (bfq_bfqq_in_large_burst(bfqq) ||
972             time_is_before_jiffies(bfqq->last_wr_start_finish +
973                                    bfqq->wr_cur_max_time))) {
974                 if (bfqq->wr_cur_max_time == bfqd->bfq_wr_rt_max_time &&
975                     !bfq_bfqq_in_large_burst(bfqq) &&
976                     time_is_after_eq_jiffies(bfqq->wr_start_at_switch_to_srt +
977                                              bfq_wr_duration(bfqd))) {
978                         switch_back_to_interactive_wr(bfqq, bfqd);
979                 } else {
980                         bfqq->wr_coeff = 1;
981                         bfq_log_bfqq(bfqq->bfqd, bfqq,
982                                      "resume state: switching off wr");
983                 }
984         }
985
986         /* make sure weight will be updated, however we got here */
987         bfqq->entity.prio_changed = 1;
988
989         if (likely(!busy))
990                 return;
991
992         if (old_wr_coeff == 1 && bfqq->wr_coeff > 1)
993                 bfqd->wr_busy_queues++;
994         else if (old_wr_coeff > 1 && bfqq->wr_coeff == 1)
995                 bfqd->wr_busy_queues--;
996 }
997
998 static int bfqq_process_refs(struct bfq_queue *bfqq)
999 {
1000         return bfqq->ref - bfqq->allocated - bfqq->entity.on_st;
1001 }
1002
1003 /* Empty burst list and add just bfqq (see comments on bfq_handle_burst) */
1004 static void bfq_reset_burst_list(struct bfq_data *bfqd, struct bfq_queue *bfqq)
1005 {
1006         struct bfq_queue *item;
1007         struct hlist_node *n;
1008
1009         hlist_for_each_entry_safe(item, n, &bfqd->burst_list, burst_list_node)
1010                 hlist_del_init(&item->burst_list_node);
1011         hlist_add_head(&bfqq->burst_list_node, &bfqd->burst_list);
1012         bfqd->burst_size = 1;
1013         bfqd->burst_parent_entity = bfqq->entity.parent;
1014 }
1015
1016 /* Add bfqq to the list of queues in current burst (see bfq_handle_burst) */
1017 static void bfq_add_to_burst(struct bfq_data *bfqd, struct bfq_queue *bfqq)
1018 {
1019         /* Increment burst size to take into account also bfqq */
1020         bfqd->burst_size++;
1021
1022         if (bfqd->burst_size == bfqd->bfq_large_burst_thresh) {
1023                 struct bfq_queue *pos, *bfqq_item;
1024                 struct hlist_node *n;
1025
1026                 /*
1027                  * Enough queues have been activated shortly after each
1028                  * other to consider this burst as large.
1029                  */
1030                 bfqd->large_burst = true;
1031
1032                 /*
1033                  * We can now mark all queues in the burst list as
1034                  * belonging to a large burst.
1035                  */
1036                 hlist_for_each_entry(bfqq_item, &bfqd->burst_list,
1037                                      burst_list_node)
1038                         bfq_mark_bfqq_in_large_burst(bfqq_item);
1039                 bfq_mark_bfqq_in_large_burst(bfqq);
1040
1041                 /*
1042                  * From now on, and until the current burst finishes, any
1043                  * new queue being activated shortly after the last queue
1044                  * was inserted in the burst can be immediately marked as
1045                  * belonging to a large burst. So the burst list is not
1046                  * needed any more. Remove it.
1047                  */
1048                 hlist_for_each_entry_safe(pos, n, &bfqd->burst_list,
1049                                           burst_list_node)
1050                         hlist_del_init(&pos->burst_list_node);
1051         } else /*
1052                 * Burst not yet large: add bfqq to the burst list. Do
1053                 * not increment the ref counter for bfqq, because bfqq
1054                 * is removed from the burst list before freeing bfqq
1055                 * in put_queue.
1056                 */
1057                 hlist_add_head(&bfqq->burst_list_node, &bfqd->burst_list);
1058 }
1059
1060 /*
1061  * If many queues belonging to the same group happen to be created
1062  * shortly after each other, then the processes associated with these
1063  * queues have typically a common goal. In particular, bursts of queue
1064  * creations are usually caused by services or applications that spawn
1065  * many parallel threads/processes. Examples are systemd during boot,
1066  * or git grep. To help these processes get their job done as soon as
1067  * possible, it is usually better to not grant either weight-raising
1068  * or device idling to their queues.
1069  *
1070  * In this comment we describe, firstly, the reasons why this fact
1071  * holds, and, secondly, the next function, which implements the main
1072  * steps needed to properly mark these queues so that they can then be
1073  * treated in a different way.
1074  *
1075  * The above services or applications benefit mostly from a high
1076  * throughput: the quicker the requests of the activated queues are
1077  * cumulatively served, the sooner the target job of these queues gets
1078  * completed. As a consequence, weight-raising any of these queues,
1079  * which also implies idling the device for it, is almost always
1080  * counterproductive. In most cases it just lowers throughput.
1081  *
1082  * On the other hand, a burst of queue creations may be caused also by
1083  * the start of an application that does not consist of a lot of
1084  * parallel I/O-bound threads. In fact, with a complex application,
1085  * several short processes may need to be executed to start-up the
1086  * application. In this respect, to start an application as quickly as
1087  * possible, the best thing to do is in any case to privilege the I/O
1088  * related to the application with respect to all other
1089  * I/O. Therefore, the best strategy to start as quickly as possible
1090  * an application that causes a burst of queue creations is to
1091  * weight-raise all the queues created during the burst. This is the
1092  * exact opposite of the best strategy for the other type of bursts.
1093  *
1094  * In the end, to take the best action for each of the two cases, the
1095  * two types of bursts need to be distinguished. Fortunately, this
1096  * seems relatively easy, by looking at the sizes of the bursts. In
1097  * particular, we found a threshold such that only bursts with a
1098  * larger size than that threshold are apparently caused by
1099  * services or commands such as systemd or git grep. For brevity,
1100  * hereafter we call just 'large' these bursts. BFQ *does not*
1101  * weight-raise queues whose creation occurs in a large burst. In
1102  * addition, for each of these queues BFQ performs or does not perform
1103  * idling depending on which choice boosts the throughput more. The
1104  * exact choice depends on the device and request pattern at
1105  * hand.
1106  *
1107  * Unfortunately, false positives may occur while an interactive task
1108  * is starting (e.g., an application is being started). The
1109  * consequence is that the queues associated with the task do not
1110  * enjoy weight raising as expected. Fortunately these false positives
1111  * are very rare. They typically occur if some service happens to
1112  * start doing I/O exactly when the interactive task starts.
1113  *
1114  * Turning back to the next function, it implements all the steps
1115  * needed to detect the occurrence of a large burst and to properly
1116  * mark all the queues belonging to it (so that they can then be
1117  * treated in a different way). This goal is achieved by maintaining a
1118  * "burst list" that holds, temporarily, the queues that belong to the
1119  * burst in progress. The list is then used to mark these queues as
1120  * belonging to a large burst if the burst does become large. The main
1121  * steps are the following.
1122  *
1123  * . when the very first queue is created, the queue is inserted into the
1124  *   list (as it could be the first queue in a possible burst)
1125  *
1126  * . if the current burst has not yet become large, and a queue Q that does
1127  *   not yet belong to the burst is activated shortly after the last time
1128  *   at which a new queue entered the burst list, then the function appends
1129  *   Q to the burst list
1130  *
1131  * . if, as a consequence of the previous step, the burst size reaches
1132  *   the large-burst threshold, then
1133  *
1134  *     . all the queues in the burst list are marked as belonging to a
1135  *       large burst
1136  *
1137  *     . the burst list is deleted; in fact, the burst list already served
1138  *       its purpose (keeping temporarily track of the queues in a burst,
1139  *       so as to be able to mark them as belonging to a large burst in the
1140  *       previous sub-step), and now is not needed any more
1141  *
1142  *     . the device enters a large-burst mode
1143  *
1144  * . if a queue Q that does not belong to the burst is created while
1145  *   the device is in large-burst mode and shortly after the last time
1146  *   at which a queue either entered the burst list or was marked as
1147  *   belonging to the current large burst, then Q is immediately marked
1148  *   as belonging to a large burst.
1149  *
1150  * . if a queue Q that does not belong to the burst is created a while
1151  *   later, i.e., not shortly after, than the last time at which a queue
1152  *   either entered the burst list or was marked as belonging to the
1153  *   current large burst, then the current burst is deemed as finished and:
1154  *
1155  *        . the large-burst mode is reset if set
1156  *
1157  *        . the burst list is emptied
1158  *
1159  *        . Q is inserted in the burst list, as Q may be the first queue
1160  *          in a possible new burst (then the burst list contains just Q
1161  *          after this step).
1162  */
1163 static void bfq_handle_burst(struct bfq_data *bfqd, struct bfq_queue *bfqq)
1164 {
1165         /*
1166          * If bfqq is already in the burst list or is part of a large
1167          * burst, or finally has just been split, then there is
1168          * nothing else to do.
1169          */
1170         if (!hlist_unhashed(&bfqq->burst_list_node) ||
1171             bfq_bfqq_in_large_burst(bfqq) ||
1172             time_is_after_eq_jiffies(bfqq->split_time +
1173                                      msecs_to_jiffies(10)))
1174                 return;
1175
1176         /*
1177          * If bfqq's creation happens late enough, or bfqq belongs to
1178          * a different group than the burst group, then the current
1179          * burst is finished, and related data structures must be
1180          * reset.
1181          *
1182          * In this respect, consider the special case where bfqq is
1183          * the very first queue created after BFQ is selected for this
1184          * device. In this case, last_ins_in_burst and
1185          * burst_parent_entity are not yet significant when we get
1186          * here. But it is easy to verify that, whether or not the
1187          * following condition is true, bfqq will end up being
1188          * inserted into the burst list. In particular the list will
1189          * happen to contain only bfqq. And this is exactly what has
1190          * to happen, as bfqq may be the first queue of the first
1191          * burst.
1192          */
1193         if (time_is_before_jiffies(bfqd->last_ins_in_burst +
1194             bfqd->bfq_burst_interval) ||
1195             bfqq->entity.parent != bfqd->burst_parent_entity) {
1196                 bfqd->large_burst = false;
1197                 bfq_reset_burst_list(bfqd, bfqq);
1198                 goto end;
1199         }
1200
1201         /*
1202          * If we get here, then bfqq is being activated shortly after the
1203          * last queue. So, if the current burst is also large, we can mark
1204          * bfqq as belonging to this large burst immediately.
1205          */
1206         if (bfqd->large_burst) {
1207                 bfq_mark_bfqq_in_large_burst(bfqq);
1208                 goto end;
1209         }
1210
1211         /*
1212          * If we get here, then a large-burst state has not yet been
1213          * reached, but bfqq is being activated shortly after the last
1214          * queue. Then we add bfqq to the burst.
1215          */
1216         bfq_add_to_burst(bfqd, bfqq);
1217 end:
1218         /*
1219          * At this point, bfqq either has been added to the current
1220          * burst or has caused the current burst to terminate and a
1221          * possible new burst to start. In particular, in the second
1222          * case, bfqq has become the first queue in the possible new
1223          * burst.  In both cases last_ins_in_burst needs to be moved
1224          * forward.
1225          */
1226         bfqd->last_ins_in_burst = jiffies;
1227 }
1228
1229 static int bfq_bfqq_budget_left(struct bfq_queue *bfqq)
1230 {
1231         struct bfq_entity *entity = &bfqq->entity;
1232
1233         return entity->budget - entity->service;
1234 }
1235
1236 /*
1237  * If enough samples have been computed, return the current max budget
1238  * stored in bfqd, which is dynamically updated according to the
1239  * estimated disk peak rate; otherwise return the default max budget
1240  */
1241 static int bfq_max_budget(struct bfq_data *bfqd)
1242 {
1243         if (bfqd->budgets_assigned < bfq_stats_min_budgets)
1244                 return bfq_default_max_budget;
1245         else
1246                 return bfqd->bfq_max_budget;
1247 }
1248
1249 /*
1250  * Return min budget, which is a fraction of the current or default
1251  * max budget (trying with 1/32)
1252  */
1253 static int bfq_min_budget(struct bfq_data *bfqd)
1254 {
1255         if (bfqd->budgets_assigned < bfq_stats_min_budgets)
1256                 return bfq_default_max_budget / 32;
1257         else
1258                 return bfqd->bfq_max_budget / 32;
1259 }
1260
1261 /*
1262  * The next function, invoked after the input queue bfqq switches from
1263  * idle to busy, updates the budget of bfqq. The function also tells
1264  * whether the in-service queue should be expired, by returning
1265  * true. The purpose of expiring the in-service queue is to give bfqq
1266  * the chance to possibly preempt the in-service queue, and the reason
1267  * for preempting the in-service queue is to achieve one of the two
1268  * goals below.
1269  *
1270  * 1. Guarantee to bfqq its reserved bandwidth even if bfqq has
1271  * expired because it has remained idle. In particular, bfqq may have
1272  * expired for one of the following two reasons:
1273  *
1274  * - BFQQE_NO_MORE_REQUESTS bfqq did not enjoy any device idling
1275  *   and did not make it to issue a new request before its last
1276  *   request was served;
1277  *
1278  * - BFQQE_TOO_IDLE bfqq did enjoy device idling, but did not issue
1279  *   a new request before the expiration of the idling-time.
1280  *
1281  * Even if bfqq has expired for one of the above reasons, the process
1282  * associated with the queue may be however issuing requests greedily,
1283  * and thus be sensitive to the bandwidth it receives (bfqq may have
1284  * remained idle for other reasons: CPU high load, bfqq not enjoying
1285  * idling, I/O throttling somewhere in the path from the process to
1286  * the I/O scheduler, ...). But if, after every expiration for one of
1287  * the above two reasons, bfqq has to wait for the service of at least
1288  * one full budget of another queue before being served again, then
1289  * bfqq is likely to get a much lower bandwidth or resource time than
1290  * its reserved ones. To address this issue, two countermeasures need
1291  * to be taken.
1292  *
1293  * First, the budget and the timestamps of bfqq need to be updated in
1294  * a special way on bfqq reactivation: they need to be updated as if
1295  * bfqq did not remain idle and did not expire. In fact, if they are
1296  * computed as if bfqq expired and remained idle until reactivation,
1297  * then the process associated with bfqq is treated as if, instead of
1298  * being greedy, it stopped issuing requests when bfqq remained idle,
1299  * and restarts issuing requests only on this reactivation. In other
1300  * words, the scheduler does not help the process recover the "service
1301  * hole" between bfqq expiration and reactivation. As a consequence,
1302  * the process receives a lower bandwidth than its reserved one. In
1303  * contrast, to recover this hole, the budget must be updated as if
1304  * bfqq was not expired at all before this reactivation, i.e., it must
1305  * be set to the value of the remaining budget when bfqq was
1306  * expired. Along the same line, timestamps need to be assigned the
1307  * value they had the last time bfqq was selected for service, i.e.,
1308  * before last expiration. Thus timestamps need to be back-shifted
1309  * with respect to their normal computation (see [1] for more details
1310  * on this tricky aspect).
1311  *
1312  * Secondly, to allow the process to recover the hole, the in-service
1313  * queue must be expired too, to give bfqq the chance to preempt it
1314  * immediately. In fact, if bfqq has to wait for a full budget of the
1315  * in-service queue to be completed, then it may become impossible to
1316  * let the process recover the hole, even if the back-shifted
1317  * timestamps of bfqq are lower than those of the in-service queue. If
1318  * this happens for most or all of the holes, then the process may not
1319  * receive its reserved bandwidth. In this respect, it is worth noting
1320  * that, being the service of outstanding requests unpreemptible, a
1321  * little fraction of the holes may however be unrecoverable, thereby
1322  * causing a little loss of bandwidth.
1323  *
1324  * The last important point is detecting whether bfqq does need this
1325  * bandwidth recovery. In this respect, the next function deems the
1326  * process associated with bfqq greedy, and thus allows it to recover
1327  * the hole, if: 1) the process is waiting for the arrival of a new
1328  * request (which implies that bfqq expired for one of the above two
1329  * reasons), and 2) such a request has arrived soon. The first
1330  * condition is controlled through the flag non_blocking_wait_rq,
1331  * while the second through the flag arrived_in_time. If both
1332  * conditions hold, then the function computes the budget in the
1333  * above-described special way, and signals that the in-service queue
1334  * should be expired. Timestamp back-shifting is done later in
1335  * __bfq_activate_entity.
1336  *
1337  * 2. Reduce latency. Even if timestamps are not backshifted to let
1338  * the process associated with bfqq recover a service hole, bfqq may
1339  * however happen to have, after being (re)activated, a lower finish
1340  * timestamp than the in-service queue.  That is, the next budget of
1341  * bfqq may have to be completed before the one of the in-service
1342  * queue. If this is the case, then preempting the in-service queue
1343  * allows this goal to be achieved, apart from the unpreemptible,
1344  * outstanding requests mentioned above.
1345  *
1346  * Unfortunately, regardless of which of the above two goals one wants
1347  * to achieve, service trees need first to be updated to know whether
1348  * the in-service queue must be preempted. To have service trees
1349  * correctly updated, the in-service queue must be expired and
1350  * rescheduled, and bfqq must be scheduled too. This is one of the
1351  * most costly operations (in future versions, the scheduling
1352  * mechanism may be re-designed in such a way to make it possible to
1353  * know whether preemption is needed without needing to update service
1354  * trees). In addition, queue preemptions almost always cause random
1355  * I/O, and thus loss of throughput. Because of these facts, the next
1356  * function adopts the following simple scheme to avoid both costly
1357  * operations and too frequent preemptions: it requests the expiration
1358  * of the in-service queue (unconditionally) only for queues that need
1359  * to recover a hole, or that either are weight-raised or deserve to
1360  * be weight-raised.
1361  */
1362 static bool bfq_bfqq_update_budg_for_activation(struct bfq_data *bfqd,
1363                                                 struct bfq_queue *bfqq,
1364                                                 bool arrived_in_time,
1365                                                 bool wr_or_deserves_wr)
1366 {
1367         struct bfq_entity *entity = &bfqq->entity;
1368
1369         if (bfq_bfqq_non_blocking_wait_rq(bfqq) && arrived_in_time) {
1370                 /*
1371                  * We do not clear the flag non_blocking_wait_rq here, as
1372                  * the latter is used in bfq_activate_bfqq to signal
1373                  * that timestamps need to be back-shifted (and is
1374                  * cleared right after).
1375                  */
1376
1377                 /*
1378                  * In next assignment we rely on that either
1379                  * entity->service or entity->budget are not updated
1380                  * on expiration if bfqq is empty (see
1381                  * __bfq_bfqq_recalc_budget). Thus both quantities
1382                  * remain unchanged after such an expiration, and the
1383                  * following statement therefore assigns to
1384                  * entity->budget the remaining budget on such an
1385                  * expiration.
1386                  */
1387                 entity->budget = min_t(unsigned long,
1388                                        bfq_bfqq_budget_left(bfqq),
1389                                        bfqq->max_budget);
1390
1391                 /*
1392                  * At this point, we have used entity->service to get
1393                  * the budget left (needed for updating
1394                  * entity->budget). Thus we finally can, and have to,
1395                  * reset entity->service. The latter must be reset
1396                  * because bfqq would otherwise be charged again for
1397                  * the service it has received during its previous
1398                  * service slot(s).
1399                  */
1400                 entity->service = 0;
1401
1402                 return true;
1403         }
1404
1405         /*
1406          * We can finally complete expiration, by setting service to 0.
1407          */
1408         entity->service = 0;
1409         entity->budget = max_t(unsigned long, bfqq->max_budget,
1410                                bfq_serv_to_charge(bfqq->next_rq, bfqq));
1411         bfq_clear_bfqq_non_blocking_wait_rq(bfqq);
1412         return wr_or_deserves_wr;
1413 }
1414
1415 /*
1416  * Return the farthest past time instant according to jiffies
1417  * macros.
1418  */
1419 static unsigned long bfq_smallest_from_now(void)
1420 {
1421         return jiffies - MAX_JIFFY_OFFSET;
1422 }
1423
1424 static void bfq_update_bfqq_wr_on_rq_arrival(struct bfq_data *bfqd,
1425                                              struct bfq_queue *bfqq,
1426                                              unsigned int old_wr_coeff,
1427                                              bool wr_or_deserves_wr,
1428                                              bool interactive,
1429                                              bool in_burst,
1430                                              bool soft_rt)
1431 {
1432         if (old_wr_coeff == 1 && wr_or_deserves_wr) {
1433                 /* start a weight-raising period */
1434                 if (interactive) {
1435                         bfqq->service_from_wr = 0;
1436                         bfqq->wr_coeff = bfqd->bfq_wr_coeff;
1437                         bfqq->wr_cur_max_time = bfq_wr_duration(bfqd);
1438                 } else {
1439                         /*
1440                          * No interactive weight raising in progress
1441                          * here: assign minus infinity to
1442                          * wr_start_at_switch_to_srt, to make sure
1443                          * that, at the end of the soft-real-time
1444                          * weight raising periods that is starting
1445                          * now, no interactive weight-raising period
1446                          * may be wrongly considered as still in
1447                          * progress (and thus actually started by
1448                          * mistake).
1449                          */
1450                         bfqq->wr_start_at_switch_to_srt =
1451                                 bfq_smallest_from_now();
1452                         bfqq->wr_coeff = bfqd->bfq_wr_coeff *
1453                                 BFQ_SOFTRT_WEIGHT_FACTOR;
1454                         bfqq->wr_cur_max_time =
1455                                 bfqd->bfq_wr_rt_max_time;
1456                 }
1457
1458                 /*
1459                  * If needed, further reduce budget to make sure it is
1460                  * close to bfqq's backlog, so as to reduce the
1461                  * scheduling-error component due to a too large
1462                  * budget. Do not care about throughput consequences,
1463                  * but only about latency. Finally, do not assign a
1464                  * too small budget either, to avoid increasing
1465                  * latency by causing too frequent expirations.
1466                  */
1467                 bfqq->entity.budget = min_t(unsigned long,
1468                                             bfqq->entity.budget,
1469                                             2 * bfq_min_budget(bfqd));
1470         } else if (old_wr_coeff > 1) {
1471                 if (interactive) { /* update wr coeff and duration */
1472                         bfqq->wr_coeff = bfqd->bfq_wr_coeff;
1473                         bfqq->wr_cur_max_time = bfq_wr_duration(bfqd);
1474                 } else if (in_burst)
1475                         bfqq->wr_coeff = 1;
1476                 else if (soft_rt) {
1477                         /*
1478                          * The application is now or still meeting the
1479                          * requirements for being deemed soft rt.  We
1480                          * can then correctly and safely (re)charge
1481                          * the weight-raising duration for the
1482                          * application with the weight-raising
1483                          * duration for soft rt applications.
1484                          *
1485                          * In particular, doing this recharge now, i.e.,
1486                          * before the weight-raising period for the
1487                          * application finishes, reduces the probability
1488                          * of the following negative scenario:
1489                          * 1) the weight of a soft rt application is
1490                          *    raised at startup (as for any newly
1491                          *    created application),
1492                          * 2) since the application is not interactive,
1493                          *    at a certain time weight-raising is
1494                          *    stopped for the application,
1495                          * 3) at that time the application happens to
1496                          *    still have pending requests, and hence
1497                          *    is destined to not have a chance to be
1498                          *    deemed soft rt before these requests are
1499                          *    completed (see the comments to the
1500                          *    function bfq_bfqq_softrt_next_start()
1501                          *    for details on soft rt detection),
1502                          * 4) these pending requests experience a high
1503                          *    latency because the application is not
1504                          *    weight-raised while they are pending.
1505                          */
1506                         if (bfqq->wr_cur_max_time !=
1507                                 bfqd->bfq_wr_rt_max_time) {
1508                                 bfqq->wr_start_at_switch_to_srt =
1509                                         bfqq->last_wr_start_finish;
1510
1511                                 bfqq->wr_cur_max_time =
1512                                         bfqd->bfq_wr_rt_max_time;
1513                                 bfqq->wr_coeff = bfqd->bfq_wr_coeff *
1514                                         BFQ_SOFTRT_WEIGHT_FACTOR;
1515                         }
1516                         bfqq->last_wr_start_finish = jiffies;
1517                 }
1518         }
1519 }
1520
1521 static bool bfq_bfqq_idle_for_long_time(struct bfq_data *bfqd,
1522                                         struct bfq_queue *bfqq)
1523 {
1524         return bfqq->dispatched == 0 &&
1525                 time_is_before_jiffies(
1526                         bfqq->budget_timeout +
1527                         bfqd->bfq_wr_min_idle_time);
1528 }
1529
1530 static void bfq_bfqq_handle_idle_busy_switch(struct bfq_data *bfqd,
1531                                              struct bfq_queue *bfqq,
1532                                              int old_wr_coeff,
1533                                              struct request *rq,
1534                                              bool *interactive)
1535 {
1536         bool soft_rt, in_burst, wr_or_deserves_wr,
1537                 bfqq_wants_to_preempt,
1538                 idle_for_long_time = bfq_bfqq_idle_for_long_time(bfqd, bfqq),
1539                 /*
1540                  * See the comments on
1541                  * bfq_bfqq_update_budg_for_activation for
1542                  * details on the usage of the next variable.
1543                  */
1544                 arrived_in_time =  ktime_get_ns() <=
1545                         bfqq->ttime.last_end_request +
1546                         bfqd->bfq_slice_idle * 3;
1547
1548
1549         /*
1550          * bfqq deserves to be weight-raised if:
1551          * - it is sync,
1552          * - it does not belong to a large burst,
1553          * - it has been idle for enough time or is soft real-time,
1554          * - is linked to a bfq_io_cq (it is not shared in any sense).
1555          */
1556         in_burst = bfq_bfqq_in_large_burst(bfqq);
1557         soft_rt = bfqd->bfq_wr_max_softrt_rate > 0 &&
1558                 !in_burst &&
1559                 time_is_before_jiffies(bfqq->soft_rt_next_start) &&
1560                 bfqq->dispatched == 0;
1561         *interactive = !in_burst && idle_for_long_time;
1562         wr_or_deserves_wr = bfqd->low_latency &&
1563                 (bfqq->wr_coeff > 1 ||
1564                  (bfq_bfqq_sync(bfqq) &&
1565                   bfqq->bic && (*interactive || soft_rt)));
1566
1567         /*
1568          * Using the last flag, update budget and check whether bfqq
1569          * may want to preempt the in-service queue.
1570          */
1571         bfqq_wants_to_preempt =
1572                 bfq_bfqq_update_budg_for_activation(bfqd, bfqq,
1573                                                     arrived_in_time,
1574                                                     wr_or_deserves_wr);
1575
1576         /*
1577          * If bfqq happened to be activated in a burst, but has been
1578          * idle for much more than an interactive queue, then we
1579          * assume that, in the overall I/O initiated in the burst, the
1580          * I/O associated with bfqq is finished. So bfqq does not need
1581          * to be treated as a queue belonging to a burst
1582          * anymore. Accordingly, we reset bfqq's in_large_burst flag
1583          * if set, and remove bfqq from the burst list if it's
1584          * there. We do not decrement burst_size, because the fact
1585          * that bfqq does not need to belong to the burst list any
1586          * more does not invalidate the fact that bfqq was created in
1587          * a burst.
1588          */
1589         if (likely(!bfq_bfqq_just_created(bfqq)) &&
1590             idle_for_long_time &&
1591             time_is_before_jiffies(
1592                     bfqq->budget_timeout +
1593                     msecs_to_jiffies(10000))) {
1594                 hlist_del_init(&bfqq->burst_list_node);
1595                 bfq_clear_bfqq_in_large_burst(bfqq);
1596         }
1597
1598         bfq_clear_bfqq_just_created(bfqq);
1599
1600
1601         if (!bfq_bfqq_IO_bound(bfqq)) {
1602                 if (arrived_in_time) {
1603                         bfqq->requests_within_timer++;
1604                         if (bfqq->requests_within_timer >=
1605                             bfqd->bfq_requests_within_timer)
1606                                 bfq_mark_bfqq_IO_bound(bfqq);
1607                 } else
1608                         bfqq->requests_within_timer = 0;
1609         }
1610
1611         if (bfqd->low_latency) {
1612                 if (unlikely(time_is_after_jiffies(bfqq->split_time)))
1613                         /* wraparound */
1614                         bfqq->split_time =
1615                                 jiffies - bfqd->bfq_wr_min_idle_time - 1;
1616
1617                 if (time_is_before_jiffies(bfqq->split_time +
1618                                            bfqd->bfq_wr_min_idle_time)) {
1619                         bfq_update_bfqq_wr_on_rq_arrival(bfqd, bfqq,
1620                                                          old_wr_coeff,
1621                                                          wr_or_deserves_wr,
1622                                                          *interactive,
1623                                                          in_burst,
1624                                                          soft_rt);
1625
1626                         if (old_wr_coeff != bfqq->wr_coeff)
1627                                 bfqq->entity.prio_changed = 1;
1628                 }
1629         }
1630
1631         bfqq->last_idle_bklogged = jiffies;
1632         bfqq->service_from_backlogged = 0;
1633         bfq_clear_bfqq_softrt_update(bfqq);
1634
1635         bfq_add_bfqq_busy(bfqd, bfqq);
1636
1637         /*
1638          * Expire in-service queue only if preemption may be needed
1639          * for guarantees. In this respect, the function
1640          * next_queue_may_preempt just checks a simple, necessary
1641          * condition, and not a sufficient condition based on
1642          * timestamps. In fact, for the latter condition to be
1643          * evaluated, timestamps would need first to be updated, and
1644          * this operation is quite costly (see the comments on the
1645          * function bfq_bfqq_update_budg_for_activation).
1646          */
1647         if (bfqd->in_service_queue && bfqq_wants_to_preempt &&
1648             bfqd->in_service_queue->wr_coeff < bfqq->wr_coeff &&
1649             next_queue_may_preempt(bfqd))
1650                 bfq_bfqq_expire(bfqd, bfqd->in_service_queue,
1651                                 false, BFQQE_PREEMPTED);
1652 }
1653
1654 static void bfq_add_request(struct request *rq)
1655 {
1656         struct bfq_queue *bfqq = RQ_BFQQ(rq);
1657         struct bfq_data *bfqd = bfqq->bfqd;
1658         struct request *next_rq, *prev;
1659         unsigned int old_wr_coeff = bfqq->wr_coeff;
1660         bool interactive = false;
1661
1662         bfq_log_bfqq(bfqd, bfqq, "add_request %d", rq_is_sync(rq));
1663         bfqq->queued[rq_is_sync(rq)]++;
1664         bfqd->queued++;
1665
1666         elv_rb_add(&bfqq->sort_list, rq);
1667
1668         /*
1669          * Check if this request is a better next-serve candidate.
1670          */
1671         prev = bfqq->next_rq;
1672         next_rq = bfq_choose_req(bfqd, bfqq->next_rq, rq, bfqd->last_position);
1673         bfqq->next_rq = next_rq;
1674
1675         /*
1676          * Adjust priority tree position, if next_rq changes.
1677          */
1678         if (prev != bfqq->next_rq)
1679                 bfq_pos_tree_add_move(bfqd, bfqq);
1680
1681         if (!bfq_bfqq_busy(bfqq)) /* switching to busy ... */
1682                 bfq_bfqq_handle_idle_busy_switch(bfqd, bfqq, old_wr_coeff,
1683                                                  rq, &interactive);
1684         else {
1685                 if (bfqd->low_latency && old_wr_coeff == 1 && !rq_is_sync(rq) &&
1686                     time_is_before_jiffies(
1687                                 bfqq->last_wr_start_finish +
1688                                 bfqd->bfq_wr_min_inter_arr_async)) {
1689                         bfqq->wr_coeff = bfqd->bfq_wr_coeff;
1690                         bfqq->wr_cur_max_time = bfq_wr_duration(bfqd);
1691
1692                         bfqd->wr_busy_queues++;
1693                         bfqq->entity.prio_changed = 1;
1694                 }
1695                 if (prev != bfqq->next_rq)
1696                         bfq_updated_next_req(bfqd, bfqq);
1697         }
1698
1699         /*
1700          * Assign jiffies to last_wr_start_finish in the following
1701          * cases:
1702          *
1703          * . if bfqq is not going to be weight-raised, because, for
1704          *   non weight-raised queues, last_wr_start_finish stores the
1705          *   arrival time of the last request; as of now, this piece
1706          *   of information is used only for deciding whether to
1707          *   weight-raise async queues
1708          *
1709          * . if bfqq is not weight-raised, because, if bfqq is now
1710          *   switching to weight-raised, then last_wr_start_finish
1711          *   stores the time when weight-raising starts
1712          *
1713          * . if bfqq is interactive, because, regardless of whether
1714          *   bfqq is currently weight-raised, the weight-raising
1715          *   period must start or restart (this case is considered
1716          *   separately because it is not detected by the above
1717          *   conditions, if bfqq is already weight-raised)
1718          *
1719          * last_wr_start_finish has to be updated also if bfqq is soft
1720          * real-time, because the weight-raising period is constantly
1721          * restarted on idle-to-busy transitions for these queues, but
1722          * this is already done in bfq_bfqq_handle_idle_busy_switch if
1723          * needed.
1724          */
1725         if (bfqd->low_latency &&
1726                 (old_wr_coeff == 1 || bfqq->wr_coeff == 1 || interactive))
1727                 bfqq->last_wr_start_finish = jiffies;
1728 }
1729
1730 static struct request *bfq_find_rq_fmerge(struct bfq_data *bfqd,
1731                                           struct bio *bio,
1732                                           struct request_queue *q)
1733 {
1734         struct bfq_queue *bfqq = bfqd->bio_bfqq;
1735
1736
1737         if (bfqq)
1738                 return elv_rb_find(&bfqq->sort_list, bio_end_sector(bio));
1739
1740         return NULL;
1741 }
1742
1743 static sector_t get_sdist(sector_t last_pos, struct request *rq)
1744 {
1745         if (last_pos)
1746                 return abs(blk_rq_pos(rq) - last_pos);
1747
1748         return 0;
1749 }
1750
1751 #if 0 /* Still not clear if we can do without next two functions */
1752 static void bfq_activate_request(struct request_queue *q, struct request *rq)
1753 {
1754         struct bfq_data *bfqd = q->elevator->elevator_data;
1755
1756         bfqd->rq_in_driver++;
1757 }
1758
1759 static void bfq_deactivate_request(struct request_queue *q, struct request *rq)
1760 {
1761         struct bfq_data *bfqd = q->elevator->elevator_data;
1762
1763         bfqd->rq_in_driver--;
1764 }
1765 #endif
1766
1767 static void bfq_remove_request(struct request_queue *q,
1768                                struct request *rq)
1769 {
1770         struct bfq_queue *bfqq = RQ_BFQQ(rq);
1771         struct bfq_data *bfqd = bfqq->bfqd;
1772         const int sync = rq_is_sync(rq);
1773
1774         if (bfqq->next_rq == rq) {
1775                 bfqq->next_rq = bfq_find_next_rq(bfqd, bfqq, rq);
1776                 bfq_updated_next_req(bfqd, bfqq);
1777         }
1778
1779         if (rq->queuelist.prev != &rq->queuelist)
1780                 list_del_init(&rq->queuelist);
1781         bfqq->queued[sync]--;
1782         bfqd->queued--;
1783         elv_rb_del(&bfqq->sort_list, rq);
1784
1785         elv_rqhash_del(q, rq);
1786         if (q->last_merge == rq)
1787                 q->last_merge = NULL;
1788
1789         if (RB_EMPTY_ROOT(&bfqq->sort_list)) {
1790                 bfqq->next_rq = NULL;
1791
1792                 if (bfq_bfqq_busy(bfqq) && bfqq != bfqd->in_service_queue) {
1793                         bfq_del_bfqq_busy(bfqd, bfqq, false);
1794                         /*
1795                          * bfqq emptied. In normal operation, when
1796                          * bfqq is empty, bfqq->entity.service and
1797                          * bfqq->entity.budget must contain,
1798                          * respectively, the service received and the
1799                          * budget used last time bfqq emptied. These
1800                          * facts do not hold in this case, as at least
1801                          * this last removal occurred while bfqq is
1802                          * not in service. To avoid inconsistencies,
1803                          * reset both bfqq->entity.service and
1804                          * bfqq->entity.budget, if bfqq has still a
1805                          * process that may issue I/O requests to it.
1806                          */
1807                         bfqq->entity.budget = bfqq->entity.service = 0;
1808                 }
1809
1810                 /*
1811                  * Remove queue from request-position tree as it is empty.
1812                  */
1813                 if (bfqq->pos_root) {
1814                         rb_erase(&bfqq->pos_node, bfqq->pos_root);
1815                         bfqq->pos_root = NULL;
1816                 }
1817         } else {
1818                 bfq_pos_tree_add_move(bfqd, bfqq);
1819         }
1820
1821         if (rq->cmd_flags & REQ_META)
1822                 bfqq->meta_pending--;
1823
1824 }
1825
1826 static bool bfq_bio_merge(struct blk_mq_hw_ctx *hctx, struct bio *bio)
1827 {
1828         struct request_queue *q = hctx->queue;
1829         struct bfq_data *bfqd = q->elevator->elevator_data;
1830         struct request *free = NULL;
1831         /*
1832          * bfq_bic_lookup grabs the queue_lock: invoke it now and
1833          * store its return value for later use, to avoid nesting
1834          * queue_lock inside the bfqd->lock. We assume that the bic
1835          * returned by bfq_bic_lookup does not go away before
1836          * bfqd->lock is taken.
1837          */
1838         struct bfq_io_cq *bic = bfq_bic_lookup(bfqd, current->io_context, q);
1839         bool ret;
1840
1841         spin_lock_irq(&bfqd->lock);
1842
1843         if (bic)
1844                 bfqd->bio_bfqq = bic_to_bfqq(bic, op_is_sync(bio->bi_opf));
1845         else
1846                 bfqd->bio_bfqq = NULL;
1847         bfqd->bio_bic = bic;
1848
1849         ret = blk_mq_sched_try_merge(q, bio, &free);
1850
1851         if (free)
1852                 blk_mq_free_request(free);
1853         spin_unlock_irq(&bfqd->lock);
1854
1855         return ret;
1856 }
1857
1858 static int bfq_request_merge(struct request_queue *q, struct request **req,
1859                              struct bio *bio)
1860 {
1861         struct bfq_data *bfqd = q->elevator->elevator_data;
1862         struct request *__rq;
1863
1864         __rq = bfq_find_rq_fmerge(bfqd, bio, q);
1865         if (__rq && elv_bio_merge_ok(__rq, bio)) {
1866                 *req = __rq;
1867                 return ELEVATOR_FRONT_MERGE;
1868         }
1869
1870         return ELEVATOR_NO_MERGE;
1871 }
1872
1873 static struct bfq_queue *bfq_init_rq(struct request *rq);
1874
1875 static void bfq_request_merged(struct request_queue *q, struct request *req,
1876                                enum elv_merge type)
1877 {
1878         if (type == ELEVATOR_FRONT_MERGE &&
1879             rb_prev(&req->rb_node) &&
1880             blk_rq_pos(req) <
1881             blk_rq_pos(container_of(rb_prev(&req->rb_node),
1882                                     struct request, rb_node))) {
1883                 struct bfq_queue *bfqq = bfq_init_rq(req);
1884                 struct bfq_data *bfqd = bfqq->bfqd;
1885                 struct request *prev, *next_rq;
1886
1887                 /* Reposition request in its sort_list */
1888                 elv_rb_del(&bfqq->sort_list, req);
1889                 elv_rb_add(&bfqq->sort_list, req);
1890
1891                 /* Choose next request to be served for bfqq */
1892                 prev = bfqq->next_rq;
1893                 next_rq = bfq_choose_req(bfqd, bfqq->next_rq, req,
1894                                          bfqd->last_position);
1895                 bfqq->next_rq = next_rq;
1896                 /*
1897                  * If next_rq changes, update both the queue's budget to
1898                  * fit the new request and the queue's position in its
1899                  * rq_pos_tree.
1900                  */
1901                 if (prev != bfqq->next_rq) {
1902                         bfq_updated_next_req(bfqd, bfqq);
1903                         bfq_pos_tree_add_move(bfqd, bfqq);
1904                 }
1905         }
1906 }
1907
1908 /*
1909  * This function is called to notify the scheduler that the requests
1910  * rq and 'next' have been merged, with 'next' going away.  BFQ
1911  * exploits this hook to address the following issue: if 'next' has a
1912  * fifo_time lower that rq, then the fifo_time of rq must be set to
1913  * the value of 'next', to not forget the greater age of 'next'.
1914  *
1915  * NOTE: in this function we assume that rq is in a bfq_queue, basing
1916  * on that rq is picked from the hash table q->elevator->hash, which,
1917  * in its turn, is filled only with I/O requests present in
1918  * bfq_queues, while BFQ is in use for the request queue q. In fact,
1919  * the function that fills this hash table (elv_rqhash_add) is called
1920  * only by bfq_insert_request.
1921  */
1922 static void bfq_requests_merged(struct request_queue *q, struct request *rq,
1923                                 struct request *next)
1924 {
1925         struct bfq_queue *bfqq = bfq_init_rq(rq),
1926                 *next_bfqq = bfq_init_rq(next);
1927
1928         /*
1929          * If next and rq belong to the same bfq_queue and next is older
1930          * than rq, then reposition rq in the fifo (by substituting next
1931          * with rq). Otherwise, if next and rq belong to different
1932          * bfq_queues, never reposition rq: in fact, we would have to
1933          * reposition it with respect to next's position in its own fifo,
1934          * which would most certainly be too expensive with respect to
1935          * the benefits.
1936          */
1937         if (bfqq == next_bfqq &&
1938             !list_empty(&rq->queuelist) && !list_empty(&next->queuelist) &&
1939             next->fifo_time < rq->fifo_time) {
1940                 list_del_init(&rq->queuelist);
1941                 list_replace_init(&next->queuelist, &rq->queuelist);
1942                 rq->fifo_time = next->fifo_time;
1943         }
1944
1945         if (bfqq->next_rq == next)
1946                 bfqq->next_rq = rq;
1947
1948         bfqg_stats_update_io_merged(bfqq_group(bfqq), next->cmd_flags);
1949 }
1950
1951 /* Must be called with bfqq != NULL */
1952 static void bfq_bfqq_end_wr(struct bfq_queue *bfqq)
1953 {
1954         if (bfq_bfqq_busy(bfqq))
1955                 bfqq->bfqd->wr_busy_queues--;
1956         bfqq->wr_coeff = 1;
1957         bfqq->wr_cur_max_time = 0;
1958         bfqq->last_wr_start_finish = jiffies;
1959         /*
1960          * Trigger a weight change on the next invocation of
1961          * __bfq_entity_update_weight_prio.
1962          */
1963         bfqq->entity.prio_changed = 1;
1964 }
1965
1966 void bfq_end_wr_async_queues(struct bfq_data *bfqd,
1967                              struct bfq_group *bfqg)
1968 {
1969         int i, j;
1970
1971         for (i = 0; i < 2; i++)
1972                 for (j = 0; j < IOPRIO_BE_NR; j++)
1973                         if (bfqg->async_bfqq[i][j])
1974                                 bfq_bfqq_end_wr(bfqg->async_bfqq[i][j]);
1975         if (bfqg->async_idle_bfqq)
1976                 bfq_bfqq_end_wr(bfqg->async_idle_bfqq);
1977 }
1978
1979 static void bfq_end_wr(struct bfq_data *bfqd)
1980 {
1981         struct bfq_queue *bfqq;
1982
1983         spin_lock_irq(&bfqd->lock);
1984
1985         list_for_each_entry(bfqq, &bfqd->active_list, bfqq_list)
1986                 bfq_bfqq_end_wr(bfqq);
1987         list_for_each_entry(bfqq, &bfqd->idle_list, bfqq_list)
1988                 bfq_bfqq_end_wr(bfqq);
1989         bfq_end_wr_async(bfqd);
1990
1991         spin_unlock_irq(&bfqd->lock);
1992 }
1993
1994 static sector_t bfq_io_struct_pos(void *io_struct, bool request)
1995 {
1996         if (request)
1997                 return blk_rq_pos(io_struct);
1998         else
1999                 return ((struct bio *)io_struct)->bi_iter.bi_sector;
2000 }
2001
2002 static int bfq_rq_close_to_sector(void *io_struct, bool request,
2003                                   sector_t sector)
2004 {
2005         return abs(bfq_io_struct_pos(io_struct, request) - sector) <=
2006                BFQQ_CLOSE_THR;
2007 }
2008
2009 static struct bfq_queue *bfqq_find_close(struct bfq_data *bfqd,
2010                                          struct bfq_queue *bfqq,
2011                                          sector_t sector)
2012 {
2013         struct rb_root *root = &bfq_bfqq_to_bfqg(bfqq)->rq_pos_tree;
2014         struct rb_node *parent, *node;
2015         struct bfq_queue *__bfqq;
2016
2017         if (RB_EMPTY_ROOT(root))
2018                 return NULL;
2019
2020         /*
2021          * First, if we find a request starting at the end of the last
2022          * request, choose it.
2023          */
2024         __bfqq = bfq_rq_pos_tree_lookup(bfqd, root, sector, &parent, NULL);
2025         if (__bfqq)
2026                 return __bfqq;
2027
2028         /*
2029          * If the exact sector wasn't found, the parent of the NULL leaf
2030          * will contain the closest sector (rq_pos_tree sorted by
2031          * next_request position).
2032          */
2033         __bfqq = rb_entry(parent, struct bfq_queue, pos_node);
2034         if (bfq_rq_close_to_sector(__bfqq->next_rq, true, sector))
2035                 return __bfqq;
2036
2037         if (blk_rq_pos(__bfqq->next_rq) < sector)
2038                 node = rb_next(&__bfqq->pos_node);
2039         else
2040                 node = rb_prev(&__bfqq->pos_node);
2041         if (!node)
2042                 return NULL;
2043
2044         __bfqq = rb_entry(node, struct bfq_queue, pos_node);
2045         if (bfq_rq_close_to_sector(__bfqq->next_rq, true, sector))
2046                 return __bfqq;
2047
2048         return NULL;
2049 }
2050
2051 static struct bfq_queue *bfq_find_close_cooperator(struct bfq_data *bfqd,
2052                                                    struct bfq_queue *cur_bfqq,
2053                                                    sector_t sector)
2054 {
2055         struct bfq_queue *bfqq;
2056
2057         /*
2058          * We shall notice if some of the queues are cooperating,
2059          * e.g., working closely on the same area of the device. In
2060          * that case, we can group them together and: 1) don't waste
2061          * time idling, and 2) serve the union of their requests in
2062          * the best possible order for throughput.
2063          */
2064         bfqq = bfqq_find_close(bfqd, cur_bfqq, sector);
2065         if (!bfqq || bfqq == cur_bfqq)
2066                 return NULL;
2067
2068         return bfqq;
2069 }
2070
2071 static struct bfq_queue *
2072 bfq_setup_merge(struct bfq_queue *bfqq, struct bfq_queue *new_bfqq)
2073 {
2074         int process_refs, new_process_refs;
2075         struct bfq_queue *__bfqq;
2076
2077         /*
2078          * If there are no process references on the new_bfqq, then it is
2079          * unsafe to follow the ->new_bfqq chain as other bfqq's in the chain
2080          * may have dropped their last reference (not just their last process
2081          * reference).
2082          */
2083         if (!bfqq_process_refs(new_bfqq))
2084                 return NULL;
2085
2086         /* Avoid a circular list and skip interim queue merges. */
2087         while ((__bfqq = new_bfqq->new_bfqq)) {
2088                 if (__bfqq == bfqq)
2089                         return NULL;
2090                 new_bfqq = __bfqq;
2091         }
2092
2093         process_refs = bfqq_process_refs(bfqq);
2094         new_process_refs = bfqq_process_refs(new_bfqq);
2095         /*
2096          * If the process for the bfqq has gone away, there is no
2097          * sense in merging the queues.
2098          */
2099         if (process_refs == 0 || new_process_refs == 0)
2100                 return NULL;
2101
2102         bfq_log_bfqq(bfqq->bfqd, bfqq, "scheduling merge with queue %d",
2103                 new_bfqq->pid);
2104
2105         /*
2106          * Merging is just a redirection: the requests of the process
2107          * owning one of the two queues are redirected to the other queue.
2108          * The latter queue, in its turn, is set as shared if this is the
2109          * first time that the requests of some process are redirected to
2110          * it.
2111          *
2112          * We redirect bfqq to new_bfqq and not the opposite, because
2113          * we are in the context of the process owning bfqq, thus we
2114          * have the io_cq of this process. So we can immediately
2115          * configure this io_cq to redirect the requests of the
2116          * process to new_bfqq. In contrast, the io_cq of new_bfqq is
2117          * not available any more (new_bfqq->bic == NULL).
2118          *
2119          * Anyway, even in case new_bfqq coincides with the in-service
2120          * queue, redirecting requests the in-service queue is the
2121          * best option, as we feed the in-service queue with new
2122          * requests close to the last request served and, by doing so,
2123          * are likely to increase the throughput.
2124          */
2125         bfqq->new_bfqq = new_bfqq;
2126         new_bfqq->ref += process_refs;
2127         return new_bfqq;
2128 }
2129
2130 static bool bfq_may_be_close_cooperator(struct bfq_queue *bfqq,
2131                                         struct bfq_queue *new_bfqq)
2132 {
2133         if (bfq_too_late_for_merging(new_bfqq))
2134                 return false;
2135
2136         if (bfq_class_idle(bfqq) || bfq_class_idle(new_bfqq) ||
2137             (bfqq->ioprio_class != new_bfqq->ioprio_class))
2138                 return false;
2139
2140         /*
2141          * If either of the queues has already been detected as seeky,
2142          * then merging it with the other queue is unlikely to lead to
2143          * sequential I/O.
2144          */
2145         if (BFQQ_SEEKY(bfqq) || BFQQ_SEEKY(new_bfqq))
2146                 return false;
2147
2148         /*
2149          * Interleaved I/O is known to be done by (some) applications
2150          * only for reads, so it does not make sense to merge async
2151          * queues.
2152          */
2153         if (!bfq_bfqq_sync(bfqq) || !bfq_bfqq_sync(new_bfqq))
2154                 return false;
2155
2156         return true;
2157 }
2158
2159 /*
2160  * Attempt to schedule a merge of bfqq with the currently in-service
2161  * queue or with a close queue among the scheduled queues.  Return
2162  * NULL if no merge was scheduled, a pointer to the shared bfq_queue
2163  * structure otherwise.
2164  *
2165  * The OOM queue is not allowed to participate to cooperation: in fact, since
2166  * the requests temporarily redirected to the OOM queue could be redirected
2167  * again to dedicated queues at any time, the state needed to correctly
2168  * handle merging with the OOM queue would be quite complex and expensive
2169  * to maintain. Besides, in such a critical condition as an out of memory,
2170  * the benefits of queue merging may be little relevant, or even negligible.
2171  *
2172  * WARNING: queue merging may impair fairness among non-weight raised
2173  * queues, for at least two reasons: 1) the original weight of a
2174  * merged queue may change during the merged state, 2) even being the
2175  * weight the same, a merged queue may be bloated with many more
2176  * requests than the ones produced by its originally-associated
2177  * process.
2178  */
2179 static struct bfq_queue *
2180 bfq_setup_cooperator(struct bfq_data *bfqd, struct bfq_queue *bfqq,
2181                      void *io_struct, bool request)
2182 {
2183         struct bfq_queue *in_service_bfqq, *new_bfqq;
2184
2185         /*
2186          * Prevent bfqq from being merged if it has been created too
2187          * long ago. The idea is that true cooperating processes, and
2188          * thus their associated bfq_queues, are supposed to be
2189          * created shortly after each other. This is the case, e.g.,
2190          * for KVM/QEMU and dump I/O threads. Basing on this
2191          * assumption, the following filtering greatly reduces the
2192          * probability that two non-cooperating processes, which just
2193          * happen to do close I/O for some short time interval, have
2194          * their queues merged by mistake.
2195          */
2196         if (bfq_too_late_for_merging(bfqq))
2197                 return NULL;
2198
2199         if (bfqq->new_bfqq)
2200                 return bfqq->new_bfqq;
2201
2202         if (!io_struct || unlikely(bfqq == &bfqd->oom_bfqq))
2203                 return NULL;
2204
2205         /* If there is only one backlogged queue, don't search. */
2206         if (bfqd->busy_queues == 1)
2207                 return NULL;
2208
2209         in_service_bfqq = bfqd->in_service_queue;
2210
2211         if (in_service_bfqq && in_service_bfqq != bfqq &&
2212             likely(in_service_bfqq != &bfqd->oom_bfqq) &&
2213             bfq_rq_close_to_sector(io_struct, request, bfqd->last_position) &&
2214             bfqq->entity.parent == in_service_bfqq->entity.parent &&
2215             bfq_may_be_close_cooperator(bfqq, in_service_bfqq)) {
2216                 new_bfqq = bfq_setup_merge(bfqq, in_service_bfqq);
2217                 if (new_bfqq)
2218                         return new_bfqq;
2219         }
2220         /*
2221          * Check whether there is a cooperator among currently scheduled
2222          * queues. The only thing we need is that the bio/request is not
2223          * NULL, as we need it to establish whether a cooperator exists.
2224          */
2225         new_bfqq = bfq_find_close_cooperator(bfqd, bfqq,
2226                         bfq_io_struct_pos(io_struct, request));
2227
2228         if (new_bfqq && likely(new_bfqq != &bfqd->oom_bfqq) &&
2229             bfq_may_be_close_cooperator(bfqq, new_bfqq))
2230                 return bfq_setup_merge(bfqq, new_bfqq);
2231
2232         return NULL;
2233 }
2234
2235 static void bfq_bfqq_save_state(struct bfq_queue *bfqq)
2236 {
2237         struct bfq_io_cq *bic = bfqq->bic;
2238
2239         /*
2240          * If !bfqq->bic, the queue is already shared or its requests
2241          * have already been redirected to a shared queue; both idle window
2242          * and weight raising state have already been saved. Do nothing.
2243          */
2244         if (!bic)
2245                 return;
2246
2247         bic->saved_ttime = bfqq->ttime;
2248         bic->saved_has_short_ttime = bfq_bfqq_has_short_ttime(bfqq);
2249         bic->saved_IO_bound = bfq_bfqq_IO_bound(bfqq);
2250         bic->saved_in_large_burst = bfq_bfqq_in_large_burst(bfqq);
2251         bic->was_in_burst_list = !hlist_unhashed(&bfqq->burst_list_node);
2252         if (unlikely(bfq_bfqq_just_created(bfqq) &&
2253                      !bfq_bfqq_in_large_burst(bfqq) &&
2254                      bfqq->bfqd->low_latency)) {
2255                 /*
2256                  * bfqq being merged right after being created: bfqq
2257                  * would have deserved interactive weight raising, but
2258                  * did not make it to be set in a weight-raised state,
2259                  * because of this early merge. Store directly the
2260                  * weight-raising state that would have been assigned
2261                  * to bfqq, so that to avoid that bfqq unjustly fails
2262                  * to enjoy weight raising if split soon.
2263                  */
2264                 bic->saved_wr_coeff = bfqq->bfqd->bfq_wr_coeff;
2265                 bic->saved_wr_cur_max_time = bfq_wr_duration(bfqq->bfqd);
2266                 bic->saved_last_wr_start_finish = jiffies;
2267         } else {
2268                 bic->saved_wr_coeff = bfqq->wr_coeff;
2269                 bic->saved_wr_start_at_switch_to_srt =
2270                         bfqq->wr_start_at_switch_to_srt;
2271                 bic->saved_last_wr_start_finish = bfqq->last_wr_start_finish;
2272                 bic->saved_wr_cur_max_time = bfqq->wr_cur_max_time;
2273         }
2274 }
2275
2276 static void
2277 bfq_merge_bfqqs(struct bfq_data *bfqd, struct bfq_io_cq *bic,
2278                 struct bfq_queue *bfqq, struct bfq_queue *new_bfqq)
2279 {
2280         bfq_log_bfqq(bfqd, bfqq, "merging with queue %lu",
2281                 (unsigned long)new_bfqq->pid);
2282         /* Save weight raising and idle window of the merged queues */
2283         bfq_bfqq_save_state(bfqq);
2284         bfq_bfqq_save_state(new_bfqq);
2285         if (bfq_bfqq_IO_bound(bfqq))
2286                 bfq_mark_bfqq_IO_bound(new_bfqq);
2287         bfq_clear_bfqq_IO_bound(bfqq);
2288
2289         /*
2290          * If bfqq is weight-raised, then let new_bfqq inherit
2291          * weight-raising. To reduce false positives, neglect the case
2292          * where bfqq has just been created, but has not yet made it
2293          * to be weight-raised (which may happen because EQM may merge
2294          * bfqq even before bfq_add_request is executed for the first
2295          * time for bfqq). Handling this case would however be very
2296          * easy, thanks to the flag just_created.
2297          */
2298         if (new_bfqq->wr_coeff == 1 && bfqq->wr_coeff > 1) {
2299                 new_bfqq->wr_coeff = bfqq->wr_coeff;
2300                 new_bfqq->wr_cur_max_time = bfqq->wr_cur_max_time;
2301                 new_bfqq->last_wr_start_finish = bfqq->last_wr_start_finish;
2302                 new_bfqq->wr_start_at_switch_to_srt =
2303                         bfqq->wr_start_at_switch_to_srt;
2304                 if (bfq_bfqq_busy(new_bfqq))
2305                         bfqd->wr_busy_queues++;
2306                 new_bfqq->entity.prio_changed = 1;
2307         }
2308
2309         if (bfqq->wr_coeff > 1) { /* bfqq has given its wr to new_bfqq */
2310                 bfqq->wr_coeff = 1;
2311                 bfqq->entity.prio_changed = 1;
2312                 if (bfq_bfqq_busy(bfqq))
2313                         bfqd->wr_busy_queues--;
2314         }
2315
2316         bfq_log_bfqq(bfqd, new_bfqq, "merge_bfqqs: wr_busy %d",
2317                      bfqd->wr_busy_queues);
2318
2319         /*
2320          * Merge queues (that is, let bic redirect its requests to new_bfqq)
2321          */
2322         bic_set_bfqq(bic, new_bfqq, 1);
2323         bfq_mark_bfqq_coop(new_bfqq);
2324         /*
2325          * new_bfqq now belongs to at least two bics (it is a shared queue):
2326          * set new_bfqq->bic to NULL. bfqq either:
2327          * - does not belong to any bic any more, and hence bfqq->bic must
2328          *   be set to NULL, or
2329          * - is a queue whose owning bics have already been redirected to a
2330          *   different queue, hence the queue is destined to not belong to
2331          *   any bic soon and bfqq->bic is already NULL (therefore the next
2332          *   assignment causes no harm).
2333          */
2334         new_bfqq->bic = NULL;
2335         bfqq->bic = NULL;
2336         /* release process reference to bfqq */
2337         bfq_put_queue(bfqq);
2338 }
2339
2340 static bool bfq_allow_bio_merge(struct request_queue *q, struct request *rq,
2341                                 struct bio *bio)
2342 {
2343         struct bfq_data *bfqd = q->elevator->elevator_data;
2344         bool is_sync = op_is_sync(bio->bi_opf);
2345         struct bfq_queue *bfqq = bfqd->bio_bfqq, *new_bfqq;
2346
2347         /*
2348          * Disallow merge of a sync bio into an async request.
2349          */
2350         if (is_sync && !rq_is_sync(rq))
2351                 return false;
2352
2353         /*
2354          * Lookup the bfqq that this bio will be queued with. Allow
2355          * merge only if rq is queued there.
2356          */
2357         if (!bfqq)
2358                 return false;
2359
2360         /*
2361          * We take advantage of this function to perform an early merge
2362          * of the queues of possible cooperating processes.
2363          */
2364         new_bfqq = bfq_setup_cooperator(bfqd, bfqq, bio, false);
2365         if (new_bfqq) {
2366                 /*
2367                  * bic still points to bfqq, then it has not yet been
2368                  * redirected to some other bfq_queue, and a queue
2369                  * merge beween bfqq and new_bfqq can be safely
2370                  * fulfillled, i.e., bic can be redirected to new_bfqq
2371                  * and bfqq can be put.
2372                  */
2373                 bfq_merge_bfqqs(bfqd, bfqd->bio_bic, bfqq,
2374                                 new_bfqq);
2375                 /*
2376                  * If we get here, bio will be queued into new_queue,
2377                  * so use new_bfqq to decide whether bio and rq can be
2378                  * merged.
2379                  */
2380                 bfqq = new_bfqq;
2381
2382                 /*
2383                  * Change also bqfd->bio_bfqq, as
2384                  * bfqd->bio_bic now points to new_bfqq, and
2385                  * this function may be invoked again (and then may
2386                  * use again bqfd->bio_bfqq).
2387                  */
2388                 bfqd->bio_bfqq = bfqq;
2389         }
2390
2391         return bfqq == RQ_BFQQ(rq);
2392 }
2393
2394 /*
2395  * Set the maximum time for the in-service queue to consume its
2396  * budget. This prevents seeky processes from lowering the throughput.
2397  * In practice, a time-slice service scheme is used with seeky
2398  * processes.
2399  */
2400 static void bfq_set_budget_timeout(struct bfq_data *bfqd,
2401                                    struct bfq_queue *bfqq)
2402 {
2403         unsigned int timeout_coeff;
2404
2405         if (bfqq->wr_cur_max_time == bfqd->bfq_wr_rt_max_time)
2406                 timeout_coeff = 1;
2407         else
2408                 timeout_coeff = bfqq->entity.weight / bfqq->entity.orig_weight;
2409
2410         bfqd->last_budget_start = ktime_get();
2411
2412         bfqq->budget_timeout = jiffies +
2413                 bfqd->bfq_timeout * timeout_coeff;
2414 }
2415
2416 static void __bfq_set_in_service_queue(struct bfq_data *bfqd,
2417                                        struct bfq_queue *bfqq)
2418 {
2419         if (bfqq) {
2420                 bfq_clear_bfqq_fifo_expire(bfqq);
2421
2422                 bfqd->budgets_assigned = (bfqd->budgets_assigned * 7 + 256) / 8;
2423
2424                 if (time_is_before_jiffies(bfqq->last_wr_start_finish) &&
2425                     bfqq->wr_coeff > 1 &&
2426                     bfqq->wr_cur_max_time == bfqd->bfq_wr_rt_max_time &&
2427                     time_is_before_jiffies(bfqq->budget_timeout)) {
2428                         /*
2429                          * For soft real-time queues, move the start
2430                          * of the weight-raising period forward by the
2431                          * time the queue has not received any
2432                          * service. Otherwise, a relatively long
2433                          * service delay is likely to cause the
2434                          * weight-raising period of the queue to end,
2435                          * because of the short duration of the
2436                          * weight-raising period of a soft real-time
2437                          * queue.  It is worth noting that this move
2438                          * is not so dangerous for the other queues,
2439                          * because soft real-time queues are not
2440                          * greedy.
2441                          *
2442                          * To not add a further variable, we use the
2443                          * overloaded field budget_timeout to
2444                          * determine for how long the queue has not
2445                          * received service, i.e., how much time has
2446                          * elapsed since the queue expired. However,
2447                          * this is a little imprecise, because
2448                          * budget_timeout is set to jiffies if bfqq
2449                          * not only expires, but also remains with no
2450                          * request.
2451                          */
2452                         if (time_after(bfqq->budget_timeout,
2453                                        bfqq->last_wr_start_finish))
2454                                 bfqq->last_wr_start_finish +=
2455                                         jiffies - bfqq->budget_timeout;
2456                         else
2457                                 bfqq->last_wr_start_finish = jiffies;
2458                 }
2459
2460                 bfq_set_budget_timeout(bfqd, bfqq);
2461                 bfq_log_bfqq(bfqd, bfqq,
2462                              "set_in_service_queue, cur-budget = %d",
2463                              bfqq->entity.budget);
2464         }
2465
2466         bfqd->in_service_queue = bfqq;
2467 }
2468
2469 /*
2470  * Get and set a new queue for service.
2471  */
2472 static struct bfq_queue *bfq_set_in_service_queue(struct bfq_data *bfqd)
2473 {
2474         struct bfq_queue *bfqq = bfq_get_next_queue(bfqd);
2475
2476         __bfq_set_in_service_queue(bfqd, bfqq);
2477         return bfqq;
2478 }
2479
2480 static void bfq_arm_slice_timer(struct bfq_data *bfqd)
2481 {
2482         struct bfq_queue *bfqq = bfqd->in_service_queue;
2483         u32 sl;
2484
2485         bfq_mark_bfqq_wait_request(bfqq);
2486
2487         /*
2488          * We don't want to idle for seeks, but we do want to allow
2489          * fair distribution of slice time for a process doing back-to-back
2490          * seeks. So allow a little bit of time for him to submit a new rq.
2491          */
2492         sl = bfqd->bfq_slice_idle;
2493         /*
2494          * Unless the queue is being weight-raised or the scenario is
2495          * asymmetric, grant only minimum idle time if the queue
2496          * is seeky. A long idling is preserved for a weight-raised
2497          * queue, or, more in general, in an asymmetric scenario,
2498          * because a long idling is needed for guaranteeing to a queue
2499          * its reserved share of the throughput (in particular, it is
2500          * needed if the queue has a higher weight than some other
2501          * queue).
2502          */
2503         if (BFQQ_SEEKY(bfqq) && bfqq->wr_coeff == 1 &&
2504             bfq_symmetric_scenario(bfqd))
2505                 sl = min_t(u64, sl, BFQ_MIN_TT);
2506
2507         bfqd->last_idling_start = ktime_get();
2508         hrtimer_start(&bfqd->idle_slice_timer, ns_to_ktime(sl),
2509                       HRTIMER_MODE_REL);
2510         bfqg_stats_set_start_idle_time(bfqq_group(bfqq));
2511 }
2512
2513 /*
2514  * In autotuning mode, max_budget is dynamically recomputed as the
2515  * amount of sectors transferred in timeout at the estimated peak
2516  * rate. This enables BFQ to utilize a full timeslice with a full
2517  * budget, even if the in-service queue is served at peak rate. And
2518  * this maximises throughput with sequential workloads.
2519  */
2520 static unsigned long bfq_calc_max_budget(struct bfq_data *bfqd)
2521 {
2522         return (u64)bfqd->peak_rate * USEC_PER_MSEC *
2523                 jiffies_to_msecs(bfqd->bfq_timeout)>>BFQ_RATE_SHIFT;
2524 }
2525
2526 /*
2527  * Update parameters related to throughput and responsiveness, as a
2528  * function of the estimated peak rate. See comments on
2529  * bfq_calc_max_budget(), and on the ref_wr_duration array.
2530  */
2531 static void update_thr_responsiveness_params(struct bfq_data *bfqd)
2532 {
2533         if (bfqd->bfq_user_max_budget == 0) {
2534                 bfqd->bfq_max_budget =
2535                         bfq_calc_max_budget(bfqd);
2536                 bfq_log(bfqd, "new max_budget = %d", bfqd->bfq_max_budget);
2537         }
2538 }
2539
2540 static void bfq_reset_rate_computation(struct bfq_data *bfqd,
2541                                        struct request *rq)
2542 {
2543         if (rq != NULL) { /* new rq dispatch now, reset accordingly */
2544                 bfqd->last_dispatch = bfqd->first_dispatch = ktime_get_ns();
2545                 bfqd->peak_rate_samples = 1;
2546                 bfqd->sequential_samples = 0;
2547                 bfqd->tot_sectors_dispatched = bfqd->last_rq_max_size =
2548                         blk_rq_sectors(rq);
2549         } else /* no new rq dispatched, just reset the number of samples */
2550                 bfqd->peak_rate_samples = 0; /* full re-init on next disp. */
2551
2552         bfq_log(bfqd,
2553                 "reset_rate_computation at end, sample %u/%u tot_sects %llu",
2554                 bfqd->peak_rate_samples, bfqd->sequential_samples,
2555                 bfqd->tot_sectors_dispatched);
2556 }
2557
2558 static void bfq_update_rate_reset(struct bfq_data *bfqd, struct request *rq)
2559 {
2560         u32 rate, weight, divisor;
2561
2562         /*
2563          * For the convergence property to hold (see comments on
2564          * bfq_update_peak_rate()) and for the assessment to be
2565          * reliable, a minimum number of samples must be present, and
2566          * a minimum amount of time must have elapsed. If not so, do
2567          * not compute new rate. Just reset parameters, to get ready
2568          * for a new evaluation attempt.
2569          */
2570         if (bfqd->peak_rate_samples < BFQ_RATE_MIN_SAMPLES ||
2571             bfqd->delta_from_first < BFQ_RATE_MIN_INTERVAL)
2572                 goto reset_computation;
2573
2574         /*
2575          * If a new request completion has occurred after last
2576          * dispatch, then, to approximate the rate at which requests
2577          * have been served by the device, it is more precise to
2578          * extend the observation interval to the last completion.
2579          */
2580         bfqd->delta_from_first =
2581                 max_t(u64, bfqd->delta_from_first,
2582                       bfqd->last_completion - bfqd->first_dispatch);
2583
2584         /*
2585          * Rate computed in sects/usec, and not sects/nsec, for
2586          * precision issues.
2587          */
2588         rate = div64_ul(bfqd->tot_sectors_dispatched<<BFQ_RATE_SHIFT,
2589                         div_u64(bfqd->delta_from_first, NSEC_PER_USEC));
2590
2591         /*
2592          * Peak rate not updated if:
2593          * - the percentage of sequential dispatches is below 3/4 of the
2594          *   total, and rate is below the current estimated peak rate
2595          * - rate is unreasonably high (> 20M sectors/sec)
2596          */
2597         if ((bfqd->sequential_samples < (3 * bfqd->peak_rate_samples)>>2 &&
2598              rate <= bfqd->peak_rate) ||
2599                 rate > 20<<BFQ_RATE_SHIFT)
2600                 goto reset_computation;
2601
2602         /*
2603          * We have to update the peak rate, at last! To this purpose,
2604          * we use a low-pass filter. We compute the smoothing constant
2605          * of the filter as a function of the 'weight' of the new
2606          * measured rate.
2607          *
2608          * As can be seen in next formulas, we define this weight as a
2609          * quantity proportional to how sequential the workload is,
2610          * and to how long the observation time interval is.
2611          *
2612          * The weight runs from 0 to 8. The maximum value of the
2613          * weight, 8, yields the minimum value for the smoothing
2614          * constant. At this minimum value for the smoothing constant,
2615          * the measured rate contributes for half of the next value of
2616          * the estimated peak rate.
2617          *
2618          * So, the first step is to compute the weight as a function
2619          * of how sequential the workload is. Note that the weight
2620          * cannot reach 9, because bfqd->sequential_samples cannot
2621          * become equal to bfqd->peak_rate_samples, which, in its
2622          * turn, holds true because bfqd->sequential_samples is not
2623          * incremented for the first sample.
2624          */
2625         weight = (9 * bfqd->sequential_samples) / bfqd->peak_rate_samples;
2626
2627         /*
2628          * Second step: further refine the weight as a function of the
2629          * duration of the observation interval.
2630          */
2631         weight = min_t(u32, 8,
2632                        div_u64(weight * bfqd->delta_from_first,
2633                                BFQ_RATE_REF_INTERVAL));
2634
2635         /*
2636          * Divisor ranging from 10, for minimum weight, to 2, for
2637          * maximum weight.
2638          */
2639         divisor = 10 - weight;
2640
2641         /*
2642          * Finally, update peak rate:
2643          *
2644          * peak_rate = peak_rate * (divisor-1) / divisor  +  rate / divisor
2645          */
2646         bfqd->peak_rate *= divisor-1;
2647         bfqd->peak_rate /= divisor;
2648         rate /= divisor; /* smoothing constant alpha = 1/divisor */
2649
2650         bfqd->peak_rate += rate;
2651
2652         /*
2653          * For a very slow device, bfqd->peak_rate can reach 0 (see
2654          * the minimum representable values reported in the comments
2655          * on BFQ_RATE_SHIFT). Push to 1 if this happens, to avoid
2656          * divisions by zero where bfqd->peak_rate is used as a
2657          * divisor.
2658          */
2659         bfqd->peak_rate = max_t(u32, 1, bfqd->peak_rate);
2660
2661         update_thr_responsiveness_params(bfqd);
2662
2663 reset_computation:
2664         bfq_reset_rate_computation(bfqd, rq);
2665 }
2666
2667 /*
2668  * Update the read/write peak rate (the main quantity used for
2669  * auto-tuning, see update_thr_responsiveness_params()).
2670  *
2671  * It is not trivial to estimate the peak rate (correctly): because of
2672  * the presence of sw and hw queues between the scheduler and the
2673  * device components that finally serve I/O requests, it is hard to
2674  * say exactly when a given dispatched request is served inside the
2675  * device, and for how long. As a consequence, it is hard to know
2676  * precisely at what rate a given set of requests is actually served
2677  * by the device.
2678  *
2679  * On the opposite end, the dispatch time of any request is trivially
2680  * available, and, from this piece of information, the "dispatch rate"
2681  * of requests can be immediately computed. So, the idea in the next
2682  * function is to use what is known, namely request dispatch times
2683  * (plus, when useful, request completion times), to estimate what is
2684  * unknown, namely in-device request service rate.
2685  *
2686  * The main issue is that, because of the above facts, the rate at
2687  * which a certain set of requests is dispatched over a certain time
2688  * interval can vary greatly with respect to the rate at which the
2689  * same requests are then served. But, since the size of any
2690  * intermediate queue is limited, and the service scheme is lossless
2691  * (no request is silently dropped), the following obvious convergence
2692  * property holds: the number of requests dispatched MUST become
2693  * closer and closer to the number of requests completed as the
2694  * observation interval grows. This is the key property used in
2695  * the next function to estimate the peak service rate as a function
2696  * of the observed dispatch rate. The function assumes to be invoked
2697  * on every request dispatch.
2698  */
2699 static void bfq_update_peak_rate(struct bfq_data *bfqd, struct request *rq)
2700 {
2701         u64 now_ns = ktime_get_ns();
2702
2703         if (bfqd->peak_rate_samples == 0) { /* first dispatch */
2704                 bfq_log(bfqd, "update_peak_rate: goto reset, samples %d",
2705                         bfqd->peak_rate_samples);
2706                 bfq_reset_rate_computation(bfqd, rq);
2707                 goto update_last_values; /* will add one sample */
2708         }
2709
2710         /*
2711          * Device idle for very long: the observation interval lasting
2712          * up to this dispatch cannot be a valid observation interval
2713          * for computing a new peak rate (similarly to the late-
2714          * completion event in bfq_completed_request()). Go to
2715          * update_rate_and_reset to have the following three steps
2716          * taken:
2717          * - close the observation interval at the last (previous)
2718          *   request dispatch or completion
2719          * - compute rate, if possible, for that observation interval
2720          * - start a new observation interval with this dispatch
2721          */
2722         if (now_ns - bfqd->last_dispatch > 100*NSEC_PER_MSEC &&
2723             bfqd->rq_in_driver == 0)
2724                 goto update_rate_and_reset;
2725
2726         /* Update sampling information */
2727         bfqd->peak_rate_samples++;
2728
2729         if ((bfqd->rq_in_driver > 0 ||
2730                 now_ns - bfqd->last_completion < BFQ_MIN_TT)
2731              && get_sdist(bfqd->last_position, rq) < BFQQ_SEEK_THR)
2732                 bfqd->sequential_samples++;
2733
2734         bfqd->tot_sectors_dispatched += blk_rq_sectors(rq);
2735
2736         /* Reset max observed rq size every 32 dispatches */
2737         if (likely(bfqd->peak_rate_samples % 32))
2738                 bfqd->last_rq_max_size =
2739                         max_t(u32, blk_rq_sectors(rq), bfqd->last_rq_max_size);
2740         else
2741                 bfqd->last_rq_max_size = blk_rq_sectors(rq);
2742
2743         bfqd->delta_from_first = now_ns - bfqd->first_dispatch;
2744
2745         /* Target observation interval not yet reached, go on sampling */
2746         if (bfqd->delta_from_first < BFQ_RATE_REF_INTERVAL)
2747                 goto update_last_values;
2748
2749 update_rate_and_reset:
2750         bfq_update_rate_reset(bfqd, rq);
2751 update_last_values:
2752         bfqd->last_position = blk_rq_pos(rq) + blk_rq_sectors(rq);
2753         bfqd->last_dispatch = now_ns;
2754 }
2755
2756 /*
2757  * Remove request from internal lists.
2758  */
2759 static void bfq_dispatch_remove(struct request_queue *q, struct request *rq)
2760 {
2761         struct bfq_queue *bfqq = RQ_BFQQ(rq);
2762
2763         /*
2764          * For consistency, the next instruction should have been
2765          * executed after removing the request from the queue and
2766          * dispatching it.  We execute instead this instruction before
2767          * bfq_remove_request() (and hence introduce a temporary
2768          * inconsistency), for efficiency.  In fact, should this
2769          * dispatch occur for a non in-service bfqq, this anticipated
2770          * increment prevents two counters related to bfqq->dispatched
2771          * from risking to be, first, uselessly decremented, and then
2772          * incremented again when the (new) value of bfqq->dispatched
2773          * happens to be taken into account.
2774          */
2775         bfqq->dispatched++;
2776         bfq_update_peak_rate(q->elevator->elevator_data, rq);
2777
2778         bfq_remove_request(q, rq);
2779 }
2780
2781 static void __bfq_bfqq_expire(struct bfq_data *bfqd, struct bfq_queue *bfqq)
2782 {
2783         /*
2784          * If this bfqq is shared between multiple processes, check
2785          * to make sure that those processes are still issuing I/Os
2786          * within the mean seek distance. If not, it may be time to
2787          * break the queues apart again.
2788          */
2789         if (bfq_bfqq_coop(bfqq) && BFQQ_SEEKY(bfqq))
2790                 bfq_mark_bfqq_split_coop(bfqq);
2791
2792         if (RB_EMPTY_ROOT(&bfqq->sort_list)) {
2793                 if (bfqq->dispatched == 0)
2794                         /*
2795                          * Overloading budget_timeout field to store
2796                          * the time at which the queue remains with no
2797                          * backlog and no outstanding request; used by
2798                          * the weight-raising mechanism.
2799                          */
2800                         bfqq->budget_timeout = jiffies;
2801
2802                 bfq_del_bfqq_busy(bfqd, bfqq, true);
2803         } else {
2804                 bfq_requeue_bfqq(bfqd, bfqq, true);
2805                 /*
2806                  * Resort priority tree of potential close cooperators.
2807                  */
2808                 bfq_pos_tree_add_move(bfqd, bfqq);
2809         }
2810
2811         /*
2812          * All in-service entities must have been properly deactivated
2813          * or requeued before executing the next function, which
2814          * resets all in-service entites as no more in service.
2815          */
2816         __bfq_bfqd_reset_in_service(bfqd);
2817 }
2818
2819 /**
2820  * __bfq_bfqq_recalc_budget - try to adapt the budget to the @bfqq behavior.
2821  * @bfqd: device data.
2822  * @bfqq: queue to update.
2823  * @reason: reason for expiration.
2824  *
2825  * Handle the feedback on @bfqq budget at queue expiration.
2826  * See the body for detailed comments.
2827  */
2828 static void __bfq_bfqq_recalc_budget(struct bfq_data *bfqd,
2829                                      struct bfq_queue *bfqq,
2830                                      enum bfqq_expiration reason)
2831 {
2832         struct request *next_rq;
2833         int budget, min_budget;
2834
2835         min_budget = bfq_min_budget(bfqd);
2836
2837         if (bfqq->wr_coeff == 1)
2838                 budget = bfqq->max_budget;
2839         else /*
2840               * Use a constant, low budget for weight-raised queues,
2841               * to help achieve a low latency. Keep it slightly higher
2842               * than the minimum possible budget, to cause a little
2843               * bit fewer expirations.
2844               */
2845                 budget = 2 * min_budget;
2846
2847         bfq_log_bfqq(bfqd, bfqq, "recalc_budg: last budg %d, budg left %d",
2848                 bfqq->entity.budget, bfq_bfqq_budget_left(bfqq));
2849         bfq_log_bfqq(bfqd, bfqq, "recalc_budg: last max_budg %d, min budg %d",
2850                 budget, bfq_min_budget(bfqd));
2851         bfq_log_bfqq(bfqd, bfqq, "recalc_budg: sync %d, seeky %d",
2852                 bfq_bfqq_sync(bfqq), BFQQ_SEEKY(bfqd->in_service_queue));
2853
2854         if (bfq_bfqq_sync(bfqq) && bfqq->wr_coeff == 1) {
2855                 switch (reason) {
2856                 /*
2857                  * Caveat: in all the following cases we trade latency
2858                  * for throughput.
2859                  */
2860                 case BFQQE_TOO_IDLE:
2861                         /*
2862                          * This is the only case where we may reduce
2863                          * the budget: if there is no request of the
2864                          * process still waiting for completion, then
2865                          * we assume (tentatively) that the timer has
2866                          * expired because the batch of requests of
2867                          * the process could have been served with a
2868                          * smaller budget.  Hence, betting that
2869                          * process will behave in the same way when it
2870                          * becomes backlogged again, we reduce its
2871                          * next budget.  As long as we guess right,
2872                          * this budget cut reduces the latency
2873                          * experienced by the process.
2874                          *
2875                          * However, if there are still outstanding
2876                          * requests, then the process may have not yet
2877                          * issued its next request just because it is
2878                          * still waiting for the completion of some of
2879                          * the still outstanding ones.  So in this
2880                          * subcase we do not reduce its budget, on the
2881                          * contrary we increase it to possibly boost
2882                          * the throughput, as discussed in the
2883                          * comments to the BUDGET_TIMEOUT case.
2884                          */
2885                         if (bfqq->dispatched > 0) /* still outstanding reqs */
2886                                 budget = min(budget * 2, bfqd->bfq_max_budget);
2887                         else {
2888                                 if (budget > 5 * min_budget)
2889                                         budget -= 4 * min_budget;
2890                                 else
2891                                         budget = min_budget;
2892                         }
2893                         break;
2894                 case BFQQE_BUDGET_TIMEOUT:
2895                         /*
2896                          * We double the budget here because it gives
2897                          * the chance to boost the throughput if this
2898                          * is not a seeky process (and has bumped into
2899                          * this timeout because of, e.g., ZBR).
2900                          */
2901                         budget = min(budget * 2, bfqd->bfq_max_budget);
2902                         break;
2903                 case BFQQE_BUDGET_EXHAUSTED:
2904                         /*
2905                          * The process still has backlog, and did not
2906                          * let either the budget timeout or the disk
2907                          * idling timeout expire. Hence it is not
2908                          * seeky, has a short thinktime and may be
2909                          * happy with a higher budget too. So
2910                          * definitely increase the budget of this good
2911                          * candidate to boost the disk throughput.
2912                          */
2913                         budget = min(budget * 4, bfqd->bfq_max_budget);
2914                         break;
2915                 case BFQQE_NO_MORE_REQUESTS:
2916                         /*
2917                          * For queues that expire for this reason, it
2918                          * is particularly important to keep the
2919                          * budget close to the actual service they
2920                          * need. Doing so reduces the timestamp
2921                          * misalignment problem described in the
2922                          * comments in the body of
2923                          * __bfq_activate_entity. In fact, suppose
2924                          * that a queue systematically expires for
2925                          * BFQQE_NO_MORE_REQUESTS and presents a
2926                          * new request in time to enjoy timestamp
2927                          * back-shifting. The larger the budget of the
2928                          * queue is with respect to the service the
2929                          * queue actually requests in each service
2930                          * slot, the more times the queue can be
2931                          * reactivated with the same virtual finish
2932                          * time. It follows that, even if this finish
2933                          * time is pushed to the system virtual time
2934                          * to reduce the consequent timestamp
2935                          * misalignment, the queue unjustly enjoys for
2936                          * many re-activations a lower finish time
2937                          * than all newly activated queues.
2938                          *
2939                          * The service needed by bfqq is measured
2940                          * quite precisely by bfqq->entity.service.
2941                          * Since bfqq does not enjoy device idling,
2942                          * bfqq->entity.service is equal to the number
2943                          * of sectors that the process associated with
2944                          * bfqq requested to read/write before waiting
2945                          * for request completions, or blocking for
2946                          * other reasons.
2947                          */
2948                         budget = max_t(int, bfqq->entity.service, min_budget);
2949                         break;
2950                 default:
2951                         return;
2952                 }
2953         } else if (!bfq_bfqq_sync(bfqq)) {
2954                 /*
2955                  * Async queues get always the maximum possible
2956                  * budget, as for them we do not care about latency
2957                  * (in addition, their ability to dispatch is limited
2958                  * by the charging factor).
2959                  */
2960                 budget = bfqd->bfq_max_budget;
2961         }
2962
2963         bfqq->max_budget = budget;
2964
2965         if (bfqd->budgets_assigned >= bfq_stats_min_budgets &&
2966             !bfqd->bfq_user_max_budget)
2967                 bfqq->max_budget = min(bfqq->max_budget, bfqd->bfq_max_budget);
2968
2969         /*
2970          * If there is still backlog, then assign a new budget, making
2971          * sure that it is large enough for the next request.  Since
2972          * the finish time of bfqq must be kept in sync with the
2973          * budget, be sure to call __bfq_bfqq_expire() *after* this
2974          * update.
2975          *
2976          * If there is no backlog, then no need to update the budget;
2977          * it will be updated on the arrival of a new request.
2978          */
2979         next_rq = bfqq->next_rq;
2980         if (next_rq)
2981                 bfqq->entity.budget = max_t(unsigned long, bfqq->max_budget,
2982                                             bfq_serv_to_charge(next_rq, bfqq));
2983
2984         bfq_log_bfqq(bfqd, bfqq, "head sect: %u, new budget %d",
2985                         next_rq ? blk_rq_sectors(next_rq) : 0,
2986                         bfqq->entity.budget);
2987 }
2988
2989 /*
2990  * Return true if the process associated with bfqq is "slow". The slow
2991  * flag is used, in addition to the budget timeout, to reduce the
2992  * amount of service provided to seeky processes, and thus reduce
2993  * their chances to lower the throughput. More details in the comments
2994  * on the function bfq_bfqq_expire().
2995  *
2996  * An important observation is in order: as discussed in the comments
2997  * on the function bfq_update_peak_rate(), with devices with internal
2998  * queues, it is hard if ever possible to know when and for how long
2999  * an I/O request is processed by the device (apart from the trivial
3000  * I/O pattern where a new request is dispatched only after the
3001  * previous one has been completed). This makes it hard to evaluate
3002  * the real rate at which the I/O requests of each bfq_queue are
3003  * served.  In fact, for an I/O scheduler like BFQ, serving a
3004  * bfq_queue means just dispatching its requests during its service
3005  * slot (i.e., until the budget of the queue is exhausted, or the
3006  * queue remains idle, or, finally, a timeout fires). But, during the
3007  * service slot of a bfq_queue, around 100 ms at most, the device may
3008  * be even still processing requests of bfq_queues served in previous
3009  * service slots. On the opposite end, the requests of the in-service
3010  * bfq_queue may be completed after the service slot of the queue
3011  * finishes.
3012  *
3013  * Anyway, unless more sophisticated solutions are used
3014  * (where possible), the sum of the sizes of the requests dispatched
3015  * during the service slot of a bfq_queue is probably the only
3016  * approximation available for the service received by the bfq_queue
3017  * during its service slot. And this sum is the quantity used in this
3018  * function to evaluate the I/O speed of a process.
3019  */
3020 static bool bfq_bfqq_is_slow(struct bfq_data *bfqd, struct bfq_queue *bfqq,
3021                                  bool compensate, enum bfqq_expiration reason,
3022                                  unsigned long *delta_ms)
3023 {
3024         ktime_t delta_ktime;
3025         u32 delta_usecs;
3026         bool slow = BFQQ_SEEKY(bfqq); /* if delta too short, use seekyness */
3027
3028         if (!bfq_bfqq_sync(bfqq))
3029                 return false;
3030
3031         if (compensate)
3032                 delta_ktime = bfqd->last_idling_start;
3033         else
3034                 delta_ktime = ktime_get();
3035         delta_ktime = ktime_sub(delta_ktime, bfqd->last_budget_start);
3036         delta_usecs = ktime_to_us(delta_ktime);
3037
3038         /* don't use too short time intervals */
3039         if (delta_usecs < 1000) {
3040                 if (blk_queue_nonrot(bfqd->queue))
3041                          /*
3042                           * give same worst-case guarantees as idling
3043                           * for seeky
3044                           */
3045                         *delta_ms = BFQ_MIN_TT / NSEC_PER_MSEC;
3046                 else /* charge at least one seek */
3047                         *delta_ms = bfq_slice_idle / NSEC_PER_MSEC;
3048
3049                 return slow;
3050         }
3051
3052         *delta_ms = delta_usecs / USEC_PER_MSEC;
3053
3054         /*
3055          * Use only long (> 20ms) intervals to filter out excessive
3056          * spikes in service rate estimation.
3057          */
3058         if (delta_usecs > 20000) {
3059                 /*
3060                  * Caveat for rotational devices: processes doing I/O
3061                  * in the slower disk zones tend to be slow(er) even
3062                  * if not seeky. In this respect, the estimated peak
3063                  * rate is likely to be an average over the disk
3064                  * surface. Accordingly, to not be too harsh with
3065                  * unlucky processes, a process is deemed slow only if
3066                  * its rate has been lower than half of the estimated
3067                  * peak rate.
3068                  */
3069                 slow = bfqq->entity.service < bfqd->bfq_max_budget / 2;
3070         }
3071
3072         bfq_log_bfqq(bfqd, bfqq, "bfq_bfqq_is_slow: slow %d", slow);
3073
3074         return slow;
3075 }
3076
3077 /*
3078  * To be deemed as soft real-time, an application must meet two
3079  * requirements. First, the application must not require an average
3080  * bandwidth higher than the approximate bandwidth required to playback or
3081  * record a compressed high-definition video.
3082  * The next function is invoked on the completion of the last request of a
3083  * batch, to compute the next-start time instant, soft_rt_next_start, such
3084  * that, if the next request of the application does not arrive before
3085  * soft_rt_next_start, then the above requirement on the bandwidth is met.
3086  *
3087  * The second requirement is that the request pattern of the application is
3088  * isochronous, i.e., that, after issuing a request or a batch of requests,
3089  * the application stops issuing new requests until all its pending requests
3090  * have been completed. After that, the application may issue a new batch,
3091  * and so on.
3092  * For this reason the next function is invoked to compute
3093  * soft_rt_next_start only for applications that meet this requirement,
3094  * whereas soft_rt_next_start is set to infinity for applications that do
3095  * not.
3096  *
3097  * Unfortunately, even a greedy (i.e., I/O-bound) application may
3098  * happen to meet, occasionally or systematically, both the above
3099  * bandwidth and isochrony requirements. This may happen at least in
3100  * the following circumstances. First, if the CPU load is high. The
3101  * application may stop issuing requests while the CPUs are busy
3102  * serving other processes, then restart, then stop again for a while,
3103  * and so on. The other circumstances are related to the storage
3104  * device: the storage device is highly loaded or reaches a low-enough
3105  * throughput with the I/O of the application (e.g., because the I/O
3106  * is random and/or the device is slow). In all these cases, the
3107  * I/O of the application may be simply slowed down enough to meet
3108  * the bandwidth and isochrony requirements. To reduce the probability
3109  * that greedy applications are deemed as soft real-time in these
3110  * corner cases, a further rule is used in the computation of
3111  * soft_rt_next_start: the return value of this function is forced to
3112  * be higher than the maximum between the following two quantities.
3113  *
3114  * (a) Current time plus: (1) the maximum time for which the arrival
3115  *     of a request is waited for when a sync queue becomes idle,
3116  *     namely bfqd->bfq_slice_idle, and (2) a few extra jiffies. We
3117  *     postpone for a moment the reason for adding a few extra
3118  *     jiffies; we get back to it after next item (b).  Lower-bounding
3119  *     the return value of this function with the current time plus
3120  *     bfqd->bfq_slice_idle tends to filter out greedy applications,
3121  *     because the latter issue their next request as soon as possible
3122  *     after the last one has been completed. In contrast, a soft
3123  *     real-time application spends some time processing data, after a
3124  *     batch of its requests has been completed.
3125  *
3126  * (b) Current value of bfqq->soft_rt_next_start. As pointed out
3127  *     above, greedy applications may happen to meet both the
3128  *     bandwidth and isochrony requirements under heavy CPU or
3129  *     storage-device load. In more detail, in these scenarios, these
3130  *     applications happen, only for limited time periods, to do I/O
3131  *     slowly enough to meet all the requirements described so far,
3132  *     including the filtering in above item (a). These slow-speed
3133  *     time intervals are usually interspersed between other time
3134  *     intervals during which these applications do I/O at a very high
3135  *     speed. Fortunately, exactly because of the high speed of the
3136  *     I/O in the high-speed intervals, the values returned by this
3137  *     function happen to be so high, near the end of any such
3138  *     high-speed interval, to be likely to fall *after* the end of
3139  *     the low-speed time interval that follows. These high values are
3140  *     stored in bfqq->soft_rt_next_start after each invocation of