block, bfq: add requeue-request hook
[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. This feature enables
53  * BFQ to provide applications in these classes with a very low
54  * latency. Finally, BFQ also features additional heuristics for
55  * preserving both a low latency and a high throughput on NCQ-capable,
56  * rotational or flash-based devices, and to get the job done quickly
57  * for applications consisting in many I/O-bound processes.
58  *
59  * NOTE: if the main or only goal, with a given device, is to achieve
60  * the maximum-possible throughput at all times, then do switch off
61  * all low-latency heuristics for that device, by setting low_latency
62  * to 0.
63  *
64  * BFQ is described in [1], where also a reference to the initial, more
65  * theoretical paper on BFQ can be found. The interested reader can find
66  * in the latter paper full details on the main algorithm, as well as
67  * formulas of the guarantees and formal proofs of all the properties.
68  * With respect to the version of BFQ presented in these papers, this
69  * implementation adds a few more heuristics, such as the one that
70  * guarantees a low latency to soft real-time applications, and a
71  * hierarchical extension based on H-WF2Q+.
72  *
73  * B-WF2Q+ is based on WF2Q+, which is described in [2], together with
74  * H-WF2Q+, while the augmented tree used here to implement B-WF2Q+
75  * with O(log N) complexity derives from the one introduced with EEVDF
76  * in [3].
77  *
78  * [1] P. Valente, A. Avanzini, "Evolution of the BFQ Storage I/O
79  *     Scheduler", Proceedings of the First Workshop on Mobile System
80  *     Technologies (MST-2015), May 2015.
81  *     http://algogroup.unimore.it/people/paolo/disk_sched/mst-2015.pdf
82  *
83  * [2] Jon C.R. Bennett and H. Zhang, "Hierarchical Packet Fair Queueing
84  *     Algorithms", IEEE/ACM Transactions on Networking, 5(5):675-689,
85  *     Oct 1997.
86  *
87  * http://www.cs.cmu.edu/~hzhang/papers/TON-97-Oct.ps.gz
88  *
89  * [3] I. Stoica and H. Abdel-Wahab, "Earliest Eligible Virtual Deadline
90  *     First: A Flexible and Accurate Mechanism for Proportional Share
91  *     Resource Allocation", technical report.
92  *
93  * http://www.cs.berkeley.edu/~istoica/papers/eevdf-tr-95.pdf
94  */
95 #include <linux/module.h>
96 #include <linux/slab.h>
97 #include <linux/blkdev.h>
98 #include <linux/cgroup.h>
99 #include <linux/elevator.h>
100 #include <linux/ktime.h>
101 #include <linux/rbtree.h>
102 #include <linux/ioprio.h>
103 #include <linux/sbitmap.h>
104 #include <linux/delay.h>
105
106 #include "blk.h"
107 #include "blk-mq.h"
108 #include "blk-mq-tag.h"
109 #include "blk-mq-sched.h"
110 #include "bfq-iosched.h"
111 #include "blk-wbt.h"
112
113 #define BFQ_BFQQ_FNS(name)                                              \
114 void bfq_mark_bfqq_##name(struct bfq_queue *bfqq)                       \
115 {                                                                       \
116         __set_bit(BFQQF_##name, &(bfqq)->flags);                        \
117 }                                                                       \
118 void bfq_clear_bfqq_##name(struct bfq_queue *bfqq)                      \
119 {                                                                       \
120         __clear_bit(BFQQF_##name, &(bfqq)->flags);              \
121 }                                                                       \
122 int bfq_bfqq_##name(const struct bfq_queue *bfqq)                       \
123 {                                                                       \
124         return test_bit(BFQQF_##name, &(bfqq)->flags);          \
125 }
126
127 BFQ_BFQQ_FNS(just_created);
128 BFQ_BFQQ_FNS(busy);
129 BFQ_BFQQ_FNS(wait_request);
130 BFQ_BFQQ_FNS(non_blocking_wait_rq);
131 BFQ_BFQQ_FNS(fifo_expire);
132 BFQ_BFQQ_FNS(has_short_ttime);
133 BFQ_BFQQ_FNS(sync);
134 BFQ_BFQQ_FNS(IO_bound);
135 BFQ_BFQQ_FNS(in_large_burst);
136 BFQ_BFQQ_FNS(coop);
137 BFQ_BFQQ_FNS(split_coop);
138 BFQ_BFQQ_FNS(softrt_update);
139 #undef BFQ_BFQQ_FNS                                             \
140
141 /* Expiration time of sync (0) and async (1) requests, in ns. */
142 static const u64 bfq_fifo_expire[2] = { NSEC_PER_SEC / 4, NSEC_PER_SEC / 8 };
143
144 /* Maximum backwards seek (magic number lifted from CFQ), in KiB. */
145 static const int bfq_back_max = 16 * 1024;
146
147 /* Penalty of a backwards seek, in number of sectors. */
148 static const int bfq_back_penalty = 2;
149
150 /* Idling period duration, in ns. */
151 static u64 bfq_slice_idle = NSEC_PER_SEC / 125;
152
153 /* Minimum number of assigned budgets for which stats are safe to compute. */
154 static const int bfq_stats_min_budgets = 194;
155
156 /* Default maximum budget values, in sectors and number of requests. */
157 static const int bfq_default_max_budget = 16 * 1024;
158
159 /*
160  * Async to sync throughput distribution is controlled as follows:
161  * when an async request is served, the entity is charged the number
162  * of sectors of the request, multiplied by the factor below
163  */
164 static const int bfq_async_charge_factor = 10;
165
166 /* Default timeout values, in jiffies, approximating CFQ defaults. */
167 const int bfq_timeout = HZ / 8;
168
169 /*
170  * Time limit for merging (see comments in bfq_setup_cooperator). Set
171  * to the slowest value that, in our tests, proved to be effective in
172  * removing false positives, while not causing true positives to miss
173  * queue merging.
174  *
175  * As can be deduced from the low time limit below, queue merging, if
176  * successful, happens at the very beggining of the I/O of the involved
177  * cooperating processes, as a consequence of the arrival of the very
178  * first requests from each cooperator.  After that, there is very
179  * little chance to find cooperators.
180  */
181 static const unsigned long bfq_merge_time_limit = HZ/10;
182
183 static struct kmem_cache *bfq_pool;
184
185 /* Below this threshold (in ns), we consider thinktime immediate. */
186 #define BFQ_MIN_TT              (2 * NSEC_PER_MSEC)
187
188 /* hw_tag detection: parallel requests threshold and min samples needed. */
189 #define BFQ_HW_QUEUE_THRESHOLD  4
190 #define BFQ_HW_QUEUE_SAMPLES    32
191
192 #define BFQQ_SEEK_THR           (sector_t)(8 * 100)
193 #define BFQQ_SECT_THR_NONROT    (sector_t)(2 * 32)
194 #define BFQQ_CLOSE_THR          (sector_t)(8 * 1024)
195 #define BFQQ_SEEKY(bfqq)        (hweight32(bfqq->seek_history) > 19)
196
197 /* Min number of samples required to perform peak-rate update */
198 #define BFQ_RATE_MIN_SAMPLES    32
199 /* Min observation time interval required to perform a peak-rate update (ns) */
200 #define BFQ_RATE_MIN_INTERVAL   (300*NSEC_PER_MSEC)
201 /* Target observation time interval for a peak-rate update (ns) */
202 #define BFQ_RATE_REF_INTERVAL   NSEC_PER_SEC
203
204 /* Shift used for peak rate fixed precision calculations. */
205 #define BFQ_RATE_SHIFT          16
206
207 /*
208  * By default, BFQ computes the duration of the weight raising for
209  * interactive applications automatically, using the following formula:
210  * duration = (R / r) * T, where r is the peak rate of the device, and
211  * R and T are two reference parameters.
212  * In particular, R is the peak rate of the reference device (see
213  * below), and T is a reference time: given the systems that are
214  * likely to be installed on the reference device according to its
215  * speed class, T is about the maximum time needed, under BFQ and
216  * while reading two files in parallel, to load typical large
217  * applications on these systems (see the comments on
218  * max_service_from_wr below, for more details on how T is obtained).
219  * In practice, the slower/faster the device at hand is, the more/less
220  * it takes to load applications with respect to the reference device.
221  * Accordingly, the longer/shorter BFQ grants weight raising to
222  * interactive applications.
223  *
224  * BFQ uses four different reference pairs (R, T), depending on:
225  * . whether the device is rotational or non-rotational;
226  * . whether the device is slow, such as old or portable HDDs, as well as
227  *   SD cards, or fast, such as newer HDDs and SSDs.
228  *
229  * The device's speed class is dynamically (re)detected in
230  * bfq_update_peak_rate() every time the estimated peak rate is updated.
231  *
232  * In the following definitions, R_slow[0]/R_fast[0] and
233  * T_slow[0]/T_fast[0] are the reference values for a slow/fast
234  * rotational device, whereas R_slow[1]/R_fast[1] and
235  * T_slow[1]/T_fast[1] are the reference values for a slow/fast
236  * non-rotational device. Finally, device_speed_thresh are the
237  * thresholds used to switch between speed classes. The reference
238  * rates are not the actual peak rates of the devices used as a
239  * reference, but slightly lower values. The reason for using these
240  * slightly lower values is that the peak-rate estimator tends to
241  * yield slightly lower values than the actual peak rate (it can yield
242  * the actual peak rate only if there is only one process doing I/O,
243  * and the process does sequential I/O).
244  *
245  * Both the reference peak rates and the thresholds are measured in
246  * sectors/usec, left-shifted by BFQ_RATE_SHIFT.
247  */
248 static int R_slow[2] = {1000, 10700};
249 static int R_fast[2] = {14000, 33000};
250 /*
251  * To improve readability, a conversion function is used to initialize the
252  * following arrays, which entails that they can be initialized only in a
253  * function.
254  */
255 static int T_slow[2];
256 static int T_fast[2];
257 static int device_speed_thresh[2];
258
259 /*
260  * BFQ uses the above-detailed, time-based weight-raising mechanism to
261  * privilege interactive tasks. This mechanism is vulnerable to the
262  * following false positives: I/O-bound applications that will go on
263  * doing I/O for much longer than the duration of weight
264  * raising. These applications have basically no benefit from being
265  * weight-raised at the beginning of their I/O. On the opposite end,
266  * while being weight-raised, these applications
267  * a) unjustly steal throughput to applications that may actually need
268  * low latency;
269  * b) make BFQ uselessly perform device idling; device idling results
270  * in loss of device throughput with most flash-based storage, and may
271  * increase latencies when used purposelessly.
272  *
273  * BFQ tries to reduce these problems, by adopting the following
274  * countermeasure. To introduce this countermeasure, we need first to
275  * finish explaining how the duration of weight-raising for
276  * interactive tasks is computed.
277  *
278  * For a bfq_queue deemed as interactive, the duration of weight
279  * raising is dynamically adjusted, as a function of the estimated
280  * peak rate of the device, so as to be equal to the time needed to
281  * execute the 'largest' interactive task we benchmarked so far. By
282  * largest task, we mean the task for which each involved process has
283  * to do more I/O than for any of the other tasks we benchmarked. This
284  * reference interactive task is the start-up of LibreOffice Writer,
285  * and in this task each process/bfq_queue needs to have at most ~110K
286  * sectors transferred.
287  *
288  * This last piece of information enables BFQ to reduce the actual
289  * duration of weight-raising for at least one class of I/O-bound
290  * applications: those doing sequential or quasi-sequential I/O. An
291  * example is file copy. In fact, once started, the main I/O-bound
292  * processes of these applications usually consume the above 110K
293  * sectors in much less time than the processes of an application that
294  * is starting, because these I/O-bound processes will greedily devote
295  * almost all their CPU cycles only to their target,
296  * throughput-friendly I/O operations. This is even more true if BFQ
297  * happens to be underestimating the device peak rate, and thus
298  * overestimating the duration of weight raising. But, according to
299  * our measurements, once transferred 110K sectors, these processes
300  * have no right to be weight-raised any longer.
301  *
302  * Basing on the last consideration, BFQ ends weight-raising for a
303  * bfq_queue if the latter happens to have received an amount of
304  * service at least equal to the following constant. The constant is
305  * set to slightly more than 110K, to have a minimum safety margin.
306  *
307  * This early ending of weight-raising reduces the amount of time
308  * during which interactive false positives cause the two problems
309  * described at the beginning of these comments.
310  */
311 static const unsigned long max_service_from_wr = 120000;
312
313 #define RQ_BIC(rq)              icq_to_bic((rq)->elv.priv[0])
314 #define RQ_BFQQ(rq)             ((rq)->elv.priv[1])
315
316 struct bfq_queue *bic_to_bfqq(struct bfq_io_cq *bic, bool is_sync)
317 {
318         return bic->bfqq[is_sync];
319 }
320
321 void bic_set_bfqq(struct bfq_io_cq *bic, struct bfq_queue *bfqq, bool is_sync)
322 {
323         bic->bfqq[is_sync] = bfqq;
324 }
325
326 struct bfq_data *bic_to_bfqd(struct bfq_io_cq *bic)
327 {
328         return bic->icq.q->elevator->elevator_data;
329 }
330
331 /**
332  * icq_to_bic - convert iocontext queue structure to bfq_io_cq.
333  * @icq: the iocontext queue.
334  */
335 static struct bfq_io_cq *icq_to_bic(struct io_cq *icq)
336 {
337         /* bic->icq is the first member, %NULL will convert to %NULL */
338         return container_of(icq, struct bfq_io_cq, icq);
339 }
340
341 /**
342  * bfq_bic_lookup - search into @ioc a bic associated to @bfqd.
343  * @bfqd: the lookup key.
344  * @ioc: the io_context of the process doing I/O.
345  * @q: the request queue.
346  */
347 static struct bfq_io_cq *bfq_bic_lookup(struct bfq_data *bfqd,
348                                         struct io_context *ioc,
349                                         struct request_queue *q)
350 {
351         if (ioc) {
352                 unsigned long flags;
353                 struct bfq_io_cq *icq;
354
355                 spin_lock_irqsave(q->queue_lock, flags);
356                 icq = icq_to_bic(ioc_lookup_icq(ioc, q));
357                 spin_unlock_irqrestore(q->queue_lock, flags);
358
359                 return icq;
360         }
361
362         return NULL;
363 }
364
365 /*
366  * Scheduler run of queue, if there are requests pending and no one in the
367  * driver that will restart queueing.
368  */
369 void bfq_schedule_dispatch(struct bfq_data *bfqd)
370 {
371         if (bfqd->queued != 0) {
372                 bfq_log(bfqd, "schedule dispatch");
373                 blk_mq_run_hw_queues(bfqd->queue, true);
374         }
375 }
376
377 #define bfq_class_idle(bfqq)    ((bfqq)->ioprio_class == IOPRIO_CLASS_IDLE)
378 #define bfq_class_rt(bfqq)      ((bfqq)->ioprio_class == IOPRIO_CLASS_RT)
379
380 #define bfq_sample_valid(samples)       ((samples) > 80)
381
382 /*
383  * Lifted from AS - choose which of rq1 and rq2 that is best served now.
384  * We choose the request that is closesr to the head right now.  Distance
385  * behind the head is penalized and only allowed to a certain extent.
386  */
387 static struct request *bfq_choose_req(struct bfq_data *bfqd,
388                                       struct request *rq1,
389                                       struct request *rq2,
390                                       sector_t last)
391 {
392         sector_t s1, s2, d1 = 0, d2 = 0;
393         unsigned long back_max;
394 #define BFQ_RQ1_WRAP    0x01 /* request 1 wraps */
395 #define BFQ_RQ2_WRAP    0x02 /* request 2 wraps */
396         unsigned int wrap = 0; /* bit mask: requests behind the disk head? */
397
398         if (!rq1 || rq1 == rq2)
399                 return rq2;
400         if (!rq2)
401                 return rq1;
402
403         if (rq_is_sync(rq1) && !rq_is_sync(rq2))
404                 return rq1;
405         else if (rq_is_sync(rq2) && !rq_is_sync(rq1))
406                 return rq2;
407         if ((rq1->cmd_flags & REQ_META) && !(rq2->cmd_flags & REQ_META))
408                 return rq1;
409         else if ((rq2->cmd_flags & REQ_META) && !(rq1->cmd_flags & REQ_META))
410                 return rq2;
411
412         s1 = blk_rq_pos(rq1);
413         s2 = blk_rq_pos(rq2);
414
415         /*
416          * By definition, 1KiB is 2 sectors.
417          */
418         back_max = bfqd->bfq_back_max * 2;
419
420         /*
421          * Strict one way elevator _except_ in the case where we allow
422          * short backward seeks which are biased as twice the cost of a
423          * similar forward seek.
424          */
425         if (s1 >= last)
426                 d1 = s1 - last;
427         else if (s1 + back_max >= last)
428                 d1 = (last - s1) * bfqd->bfq_back_penalty;
429         else
430                 wrap |= BFQ_RQ1_WRAP;
431
432         if (s2 >= last)
433                 d2 = s2 - last;
434         else if (s2 + back_max >= last)
435                 d2 = (last - s2) * bfqd->bfq_back_penalty;
436         else
437                 wrap |= BFQ_RQ2_WRAP;
438
439         /* Found required data */
440
441         /*
442          * By doing switch() on the bit mask "wrap" we avoid having to
443          * check two variables for all permutations: --> faster!
444          */
445         switch (wrap) {
446         case 0: /* common case for CFQ: rq1 and rq2 not wrapped */
447                 if (d1 < d2)
448                         return rq1;
449                 else if (d2 < d1)
450                         return rq2;
451
452                 if (s1 >= s2)
453                         return rq1;
454                 else
455                         return rq2;
456
457         case BFQ_RQ2_WRAP:
458                 return rq1;
459         case BFQ_RQ1_WRAP:
460                 return rq2;
461         case BFQ_RQ1_WRAP|BFQ_RQ2_WRAP: /* both rqs wrapped */
462         default:
463                 /*
464                  * Since both rqs are wrapped,
465                  * start with the one that's further behind head
466                  * (--> only *one* back seek required),
467                  * since back seek takes more time than forward.
468                  */
469                 if (s1 <= s2)
470                         return rq1;
471                 else
472                         return rq2;
473         }
474 }
475
476 /*
477  * See the comments on bfq_limit_depth for the purpose of
478  * the depths set in the function.
479  */
480 static void bfq_update_depths(struct bfq_data *bfqd, struct sbitmap_queue *bt)
481 {
482         bfqd->sb_shift = bt->sb.shift;
483
484         /*
485          * In-word depths if no bfq_queue is being weight-raised:
486          * leaving 25% of tags only for sync reads.
487          *
488          * In next formulas, right-shift the value
489          * (1U<<bfqd->sb_shift), instead of computing directly
490          * (1U<<(bfqd->sb_shift - something)), to be robust against
491          * any possible value of bfqd->sb_shift, without having to
492          * limit 'something'.
493          */
494         /* no more than 50% of tags for async I/O */
495         bfqd->word_depths[0][0] = max((1U<<bfqd->sb_shift)>>1, 1U);
496         /*
497          * no more than 75% of tags for sync writes (25% extra tags
498          * w.r.t. async I/O, to prevent async I/O from starving sync
499          * writes)
500          */
501         bfqd->word_depths[0][1] = max(((1U<<bfqd->sb_shift) * 3)>>2, 1U);
502
503         /*
504          * In-word depths in case some bfq_queue is being weight-
505          * raised: leaving ~63% of tags for sync reads. This is the
506          * highest percentage for which, in our tests, application
507          * start-up times didn't suffer from any regression due to tag
508          * shortage.
509          */
510         /* no more than ~18% of tags for async I/O */
511         bfqd->word_depths[1][0] = max(((1U<<bfqd->sb_shift) * 3)>>4, 1U);
512         /* no more than ~37% of tags for sync writes (~20% extra tags) */
513         bfqd->word_depths[1][1] = max(((1U<<bfqd->sb_shift) * 6)>>4, 1U);
514 }
515
516 /*
517  * Async I/O can easily starve sync I/O (both sync reads and sync
518  * writes), by consuming all tags. Similarly, storms of sync writes,
519  * such as those that sync(2) may trigger, can starve sync reads.
520  * Limit depths of async I/O and sync writes so as to counter both
521  * problems.
522  */
523 static void bfq_limit_depth(unsigned int op, struct blk_mq_alloc_data *data)
524 {
525         struct blk_mq_tags *tags = blk_mq_tags_from_data(data);
526         struct bfq_data *bfqd = data->q->elevator->elevator_data;
527         struct sbitmap_queue *bt;
528
529         if (op_is_sync(op) && !op_is_write(op))
530                 return;
531
532         if (data->flags & BLK_MQ_REQ_RESERVED) {
533                 if (unlikely(!tags->nr_reserved_tags)) {
534                         WARN_ON_ONCE(1);
535                         return;
536                 }
537                 bt = &tags->breserved_tags;
538         } else
539                 bt = &tags->bitmap_tags;
540
541         if (unlikely(bfqd->sb_shift != bt->sb.shift))
542                 bfq_update_depths(bfqd, bt);
543
544         data->shallow_depth =
545                 bfqd->word_depths[!!bfqd->wr_busy_queues][op_is_sync(op)];
546
547         bfq_log(bfqd, "[%s] wr_busy %d sync %d depth %u",
548                         __func__, bfqd->wr_busy_queues, op_is_sync(op),
549                         data->shallow_depth);
550 }
551
552 static struct bfq_queue *
553 bfq_rq_pos_tree_lookup(struct bfq_data *bfqd, struct rb_root *root,
554                      sector_t sector, struct rb_node **ret_parent,
555                      struct rb_node ***rb_link)
556 {
557         struct rb_node **p, *parent;
558         struct bfq_queue *bfqq = NULL;
559
560         parent = NULL;
561         p = &root->rb_node;
562         while (*p) {
563                 struct rb_node **n;
564
565                 parent = *p;
566                 bfqq = rb_entry(parent, struct bfq_queue, pos_node);
567
568                 /*
569                  * Sort strictly based on sector. Smallest to the left,
570                  * largest to the right.
571                  */
572                 if (sector > blk_rq_pos(bfqq->next_rq))
573                         n = &(*p)->rb_right;
574                 else if (sector < blk_rq_pos(bfqq->next_rq))
575                         n = &(*p)->rb_left;
576                 else
577                         break;
578                 p = n;
579                 bfqq = NULL;
580         }
581
582         *ret_parent = parent;
583         if (rb_link)
584                 *rb_link = p;
585
586         bfq_log(bfqd, "rq_pos_tree_lookup %llu: returning %d",
587                 (unsigned long long)sector,
588                 bfqq ? bfqq->pid : 0);
589
590         return bfqq;
591 }
592
593 static bool bfq_too_late_for_merging(struct bfq_queue *bfqq)
594 {
595         return bfqq->service_from_backlogged > 0 &&
596                 time_is_before_jiffies(bfqq->first_IO_time +
597                                        bfq_merge_time_limit);
598 }
599
600 void bfq_pos_tree_add_move(struct bfq_data *bfqd, struct bfq_queue *bfqq)
601 {
602         struct rb_node **p, *parent;
603         struct bfq_queue *__bfqq;
604
605         if (bfqq->pos_root) {
606                 rb_erase(&bfqq->pos_node, bfqq->pos_root);
607                 bfqq->pos_root = NULL;
608         }
609
610         /*
611          * bfqq cannot be merged any longer (see comments in
612          * bfq_setup_cooperator): no point in adding bfqq into the
613          * position tree.
614          */
615         if (bfq_too_late_for_merging(bfqq))
616                 return;
617
618         if (bfq_class_idle(bfqq))
619                 return;
620         if (!bfqq->next_rq)
621                 return;
622
623         bfqq->pos_root = &bfq_bfqq_to_bfqg(bfqq)->rq_pos_tree;
624         __bfqq = bfq_rq_pos_tree_lookup(bfqd, bfqq->pos_root,
625                         blk_rq_pos(bfqq->next_rq), &parent, &p);
626         if (!__bfqq) {
627                 rb_link_node(&bfqq->pos_node, parent, p);
628                 rb_insert_color(&bfqq->pos_node, bfqq->pos_root);
629         } else
630                 bfqq->pos_root = NULL;
631 }
632
633 /*
634  * Tell whether there are active queues or groups with differentiated weights.
635  */
636 static bool bfq_differentiated_weights(struct bfq_data *bfqd)
637 {
638         /*
639          * For weights to differ, at least one of the trees must contain
640          * at least two nodes.
641          */
642         return (!RB_EMPTY_ROOT(&bfqd->queue_weights_tree) &&
643                 (bfqd->queue_weights_tree.rb_node->rb_left ||
644                  bfqd->queue_weights_tree.rb_node->rb_right)
645 #ifdef CONFIG_BFQ_GROUP_IOSCHED
646                ) ||
647                (!RB_EMPTY_ROOT(&bfqd->group_weights_tree) &&
648                 (bfqd->group_weights_tree.rb_node->rb_left ||
649                  bfqd->group_weights_tree.rb_node->rb_right)
650 #endif
651                );
652 }
653
654 /*
655  * The following function returns true if every queue must receive the
656  * same share of the throughput (this condition is used when deciding
657  * whether idling may be disabled, see the comments in the function
658  * bfq_bfqq_may_idle()).
659  *
660  * Such a scenario occurs when:
661  * 1) all active queues have the same weight,
662  * 2) all active groups at the same level in the groups tree have the same
663  *    weight,
664  * 3) all active groups at the same level in the groups tree have the same
665  *    number of children.
666  *
667  * Unfortunately, keeping the necessary state for evaluating exactly the
668  * above symmetry conditions would be quite complex and time-consuming.
669  * Therefore this function evaluates, instead, the following stronger
670  * sub-conditions, for which it is much easier to maintain the needed
671  * state:
672  * 1) all active queues have the same weight,
673  * 2) all active groups have the same weight,
674  * 3) all active groups have at most one active child each.
675  * In particular, the last two conditions are always true if hierarchical
676  * support and the cgroups interface are not enabled, thus no state needs
677  * to be maintained in this case.
678  */
679 static bool bfq_symmetric_scenario(struct bfq_data *bfqd)
680 {
681         return !bfq_differentiated_weights(bfqd);
682 }
683
684 /*
685  * If the weight-counter tree passed as input contains no counter for
686  * the weight of the input entity, then add that counter; otherwise just
687  * increment the existing counter.
688  *
689  * Note that weight-counter trees contain few nodes in mostly symmetric
690  * scenarios. For example, if all queues have the same weight, then the
691  * weight-counter tree for the queues may contain at most one node.
692  * This holds even if low_latency is on, because weight-raised queues
693  * are not inserted in the tree.
694  * In most scenarios, the rate at which nodes are created/destroyed
695  * should be low too.
696  */
697 void bfq_weights_tree_add(struct bfq_data *bfqd, struct bfq_entity *entity,
698                           struct rb_root *root)
699 {
700         struct rb_node **new = &(root->rb_node), *parent = NULL;
701
702         /*
703          * Do not insert if the entity is already associated with a
704          * counter, which happens if:
705          *   1) the entity is associated with a queue,
706          *   2) a request arrival has caused the queue to become both
707          *      non-weight-raised, and hence change its weight, and
708          *      backlogged; in this respect, each of the two events
709          *      causes an invocation of this function,
710          *   3) this is the invocation of this function caused by the
711          *      second event. This second invocation is actually useless,
712          *      and we handle this fact by exiting immediately. More
713          *      efficient or clearer solutions might possibly be adopted.
714          */
715         if (entity->weight_counter)
716                 return;
717
718         while (*new) {
719                 struct bfq_weight_counter *__counter = container_of(*new,
720                                                 struct bfq_weight_counter,
721                                                 weights_node);
722                 parent = *new;
723
724                 if (entity->weight == __counter->weight) {
725                         entity->weight_counter = __counter;
726                         goto inc_counter;
727                 }
728                 if (entity->weight < __counter->weight)
729                         new = &((*new)->rb_left);
730                 else
731                         new = &((*new)->rb_right);
732         }
733
734         entity->weight_counter = kzalloc(sizeof(struct bfq_weight_counter),
735                                          GFP_ATOMIC);
736
737         /*
738          * In the unlucky event of an allocation failure, we just
739          * exit. This will cause the weight of entity to not be
740          * considered in bfq_differentiated_weights, which, in its
741          * turn, causes the scenario to be deemed wrongly symmetric in
742          * case entity's weight would have been the only weight making
743          * the scenario asymmetric. On the bright side, no unbalance
744          * will however occur when entity becomes inactive again (the
745          * invocation of this function is triggered by an activation
746          * of entity). In fact, bfq_weights_tree_remove does nothing
747          * if !entity->weight_counter.
748          */
749         if (unlikely(!entity->weight_counter))
750                 return;
751
752         entity->weight_counter->weight = entity->weight;
753         rb_link_node(&entity->weight_counter->weights_node, parent, new);
754         rb_insert_color(&entity->weight_counter->weights_node, root);
755
756 inc_counter:
757         entity->weight_counter->num_active++;
758 }
759
760 /*
761  * Decrement the weight counter associated with the entity, and, if the
762  * counter reaches 0, remove the counter from the tree.
763  * See the comments to the function bfq_weights_tree_add() for considerations
764  * about overhead.
765  */
766 void bfq_weights_tree_remove(struct bfq_data *bfqd, struct bfq_entity *entity,
767                              struct rb_root *root)
768 {
769         if (!entity->weight_counter)
770                 return;
771
772         entity->weight_counter->num_active--;
773         if (entity->weight_counter->num_active > 0)
774                 goto reset_entity_pointer;
775
776         rb_erase(&entity->weight_counter->weights_node, root);
777         kfree(entity->weight_counter);
778
779 reset_entity_pointer:
780         entity->weight_counter = NULL;
781 }
782
783 /*
784  * Return expired entry, or NULL to just start from scratch in rbtree.
785  */
786 static struct request *bfq_check_fifo(struct bfq_queue *bfqq,
787                                       struct request *last)
788 {
789         struct request *rq;
790
791         if (bfq_bfqq_fifo_expire(bfqq))
792                 return NULL;
793
794         bfq_mark_bfqq_fifo_expire(bfqq);
795
796         rq = rq_entry_fifo(bfqq->fifo.next);
797
798         if (rq == last || ktime_get_ns() < rq->fifo_time)
799                 return NULL;
800
801         bfq_log_bfqq(bfqq->bfqd, bfqq, "check_fifo: returned %p", rq);
802         return rq;
803 }
804
805 static struct request *bfq_find_next_rq(struct bfq_data *bfqd,
806                                         struct bfq_queue *bfqq,
807                                         struct request *last)
808 {
809         struct rb_node *rbnext = rb_next(&last->rb_node);
810         struct rb_node *rbprev = rb_prev(&last->rb_node);
811         struct request *next, *prev = NULL;
812
813         /* Follow expired path, else get first next available. */
814         next = bfq_check_fifo(bfqq, last);
815         if (next)
816                 return next;
817
818         if (rbprev)
819                 prev = rb_entry_rq(rbprev);
820
821         if (rbnext)
822                 next = rb_entry_rq(rbnext);
823         else {
824                 rbnext = rb_first(&bfqq->sort_list);
825                 if (rbnext && rbnext != &last->rb_node)
826                         next = rb_entry_rq(rbnext);
827         }
828
829         return bfq_choose_req(bfqd, next, prev, blk_rq_pos(last));
830 }
831
832 /* see the definition of bfq_async_charge_factor for details */
833 static unsigned long bfq_serv_to_charge(struct request *rq,
834                                         struct bfq_queue *bfqq)
835 {
836         if (bfq_bfqq_sync(bfqq) || bfqq->wr_coeff > 1)
837                 return blk_rq_sectors(rq);
838
839         /*
840          * If there are no weight-raised queues, then amplify service
841          * by just the async charge factor; otherwise amplify service
842          * by twice the async charge factor, to further reduce latency
843          * for weight-raised queues.
844          */
845         if (bfqq->bfqd->wr_busy_queues == 0)
846                 return blk_rq_sectors(rq) * bfq_async_charge_factor;
847
848         return blk_rq_sectors(rq) * 2 * bfq_async_charge_factor;
849 }
850
851 /**
852  * bfq_updated_next_req - update the queue after a new next_rq selection.
853  * @bfqd: the device data the queue belongs to.
854  * @bfqq: the queue to update.
855  *
856  * If the first request of a queue changes we make sure that the queue
857  * has enough budget to serve at least its first request (if the
858  * request has grown).  We do this because if the queue has not enough
859  * budget for its first request, it has to go through two dispatch
860  * rounds to actually get it dispatched.
861  */
862 static void bfq_updated_next_req(struct bfq_data *bfqd,
863                                  struct bfq_queue *bfqq)
864 {
865         struct bfq_entity *entity = &bfqq->entity;
866         struct request *next_rq = bfqq->next_rq;
867         unsigned long new_budget;
868
869         if (!next_rq)
870                 return;
871
872         if (bfqq == bfqd->in_service_queue)
873                 /*
874                  * In order not to break guarantees, budgets cannot be
875                  * changed after an entity has been selected.
876                  */
877                 return;
878
879         new_budget = max_t(unsigned long, bfqq->max_budget,
880                            bfq_serv_to_charge(next_rq, bfqq));
881         if (entity->budget != new_budget) {
882                 entity->budget = new_budget;
883                 bfq_log_bfqq(bfqd, bfqq, "updated next rq: new budget %lu",
884                                          new_budget);
885                 bfq_requeue_bfqq(bfqd, bfqq, false);
886         }
887 }
888
889 static unsigned int bfq_wr_duration(struct bfq_data *bfqd)
890 {
891         u64 dur;
892
893         if (bfqd->bfq_wr_max_time > 0)
894                 return bfqd->bfq_wr_max_time;
895
896         dur = bfqd->RT_prod;
897         do_div(dur, bfqd->peak_rate);
898
899         /*
900          * Limit duration between 3 and 13 seconds. Tests show that
901          * higher values than 13 seconds often yield the opposite of
902          * the desired result, i.e., worsen responsiveness by letting
903          * non-interactive and non-soft-real-time applications
904          * preserve weight raising for a too long time interval.
905          *
906          * On the other end, lower values than 3 seconds make it
907          * difficult for most interactive tasks to complete their jobs
908          * before weight-raising finishes.
909          */
910         if (dur > msecs_to_jiffies(13000))
911                 dur = msecs_to_jiffies(13000);
912         else if (dur < msecs_to_jiffies(3000))
913                 dur = msecs_to_jiffies(3000);
914
915         return dur;
916 }
917
918 /* switch back from soft real-time to interactive weight raising */
919 static void switch_back_to_interactive_wr(struct bfq_queue *bfqq,
920                                           struct bfq_data *bfqd)
921 {
922         bfqq->wr_coeff = bfqd->bfq_wr_coeff;
923         bfqq->wr_cur_max_time = bfq_wr_duration(bfqd);
924         bfqq->last_wr_start_finish = bfqq->wr_start_at_switch_to_srt;
925 }
926
927 static void
928 bfq_bfqq_resume_state(struct bfq_queue *bfqq, struct bfq_data *bfqd,
929                       struct bfq_io_cq *bic, bool bfq_already_existing)
930 {
931         unsigned int old_wr_coeff = bfqq->wr_coeff;
932         bool busy = bfq_already_existing && bfq_bfqq_busy(bfqq);
933
934         if (bic->saved_has_short_ttime)
935                 bfq_mark_bfqq_has_short_ttime(bfqq);
936         else
937                 bfq_clear_bfqq_has_short_ttime(bfqq);
938
939         if (bic->saved_IO_bound)
940                 bfq_mark_bfqq_IO_bound(bfqq);
941         else
942                 bfq_clear_bfqq_IO_bound(bfqq);
943
944         bfqq->ttime = bic->saved_ttime;
945         bfqq->wr_coeff = bic->saved_wr_coeff;
946         bfqq->wr_start_at_switch_to_srt = bic->saved_wr_start_at_switch_to_srt;
947         bfqq->last_wr_start_finish = bic->saved_last_wr_start_finish;
948         bfqq->wr_cur_max_time = bic->saved_wr_cur_max_time;
949
950         if (bfqq->wr_coeff > 1 && (bfq_bfqq_in_large_burst(bfqq) ||
951             time_is_before_jiffies(bfqq->last_wr_start_finish +
952                                    bfqq->wr_cur_max_time))) {
953                 if (bfqq->wr_cur_max_time == bfqd->bfq_wr_rt_max_time &&
954                     !bfq_bfqq_in_large_burst(bfqq) &&
955                     time_is_after_eq_jiffies(bfqq->wr_start_at_switch_to_srt +
956                                              bfq_wr_duration(bfqd))) {
957                         switch_back_to_interactive_wr(bfqq, bfqd);
958                 } else {
959                         bfqq->wr_coeff = 1;
960                         bfq_log_bfqq(bfqq->bfqd, bfqq,
961                                      "resume state: switching off wr");
962                 }
963         }
964
965         /* make sure weight will be updated, however we got here */
966         bfqq->entity.prio_changed = 1;
967
968         if (likely(!busy))
969                 return;
970
971         if (old_wr_coeff == 1 && bfqq->wr_coeff > 1)
972                 bfqd->wr_busy_queues++;
973         else if (old_wr_coeff > 1 && bfqq->wr_coeff == 1)
974                 bfqd->wr_busy_queues--;
975 }
976
977 static int bfqq_process_refs(struct bfq_queue *bfqq)
978 {
979         return bfqq->ref - bfqq->allocated - bfqq->entity.on_st;
980 }
981
982 /* Empty burst list and add just bfqq (see comments on bfq_handle_burst) */
983 static void bfq_reset_burst_list(struct bfq_data *bfqd, struct bfq_queue *bfqq)
984 {
985         struct bfq_queue *item;
986         struct hlist_node *n;
987
988         hlist_for_each_entry_safe(item, n, &bfqd->burst_list, burst_list_node)
989                 hlist_del_init(&item->burst_list_node);
990         hlist_add_head(&bfqq->burst_list_node, &bfqd->burst_list);
991         bfqd->burst_size = 1;
992         bfqd->burst_parent_entity = bfqq->entity.parent;
993 }
994
995 /* Add bfqq to the list of queues in current burst (see bfq_handle_burst) */
996 static void bfq_add_to_burst(struct bfq_data *bfqd, struct bfq_queue *bfqq)
997 {
998         /* Increment burst size to take into account also bfqq */
999         bfqd->burst_size++;
1000
1001         if (bfqd->burst_size == bfqd->bfq_large_burst_thresh) {
1002                 struct bfq_queue *pos, *bfqq_item;
1003                 struct hlist_node *n;
1004
1005                 /*
1006                  * Enough queues have been activated shortly after each
1007                  * other to consider this burst as large.
1008                  */
1009                 bfqd->large_burst = true;
1010
1011                 /*
1012                  * We can now mark all queues in the burst list as
1013                  * belonging to a large burst.
1014                  */
1015                 hlist_for_each_entry(bfqq_item, &bfqd->burst_list,
1016                                      burst_list_node)
1017                         bfq_mark_bfqq_in_large_burst(bfqq_item);
1018                 bfq_mark_bfqq_in_large_burst(bfqq);
1019
1020                 /*
1021                  * From now on, and until the current burst finishes, any
1022                  * new queue being activated shortly after the last queue
1023                  * was inserted in the burst can be immediately marked as
1024                  * belonging to a large burst. So the burst list is not
1025                  * needed any more. Remove it.
1026                  */
1027                 hlist_for_each_entry_safe(pos, n, &bfqd->burst_list,
1028                                           burst_list_node)
1029                         hlist_del_init(&pos->burst_list_node);
1030         } else /*
1031                 * Burst not yet large: add bfqq to the burst list. Do
1032                 * not increment the ref counter for bfqq, because bfqq
1033                 * is removed from the burst list before freeing bfqq
1034                 * in put_queue.
1035                 */
1036                 hlist_add_head(&bfqq->burst_list_node, &bfqd->burst_list);
1037 }
1038
1039 /*
1040  * If many queues belonging to the same group happen to be created
1041  * shortly after each other, then the processes associated with these
1042  * queues have typically a common goal. In particular, bursts of queue
1043  * creations are usually caused by services or applications that spawn
1044  * many parallel threads/processes. Examples are systemd during boot,
1045  * or git grep. To help these processes get their job done as soon as
1046  * possible, it is usually better to not grant either weight-raising
1047  * or device idling to their queues.
1048  *
1049  * In this comment we describe, firstly, the reasons why this fact
1050  * holds, and, secondly, the next function, which implements the main
1051  * steps needed to properly mark these queues so that they can then be
1052  * treated in a different way.
1053  *
1054  * The above services or applications benefit mostly from a high
1055  * throughput: the quicker the requests of the activated queues are
1056  * cumulatively served, the sooner the target job of these queues gets
1057  * completed. As a consequence, weight-raising any of these queues,
1058  * which also implies idling the device for it, is almost always
1059  * counterproductive. In most cases it just lowers throughput.
1060  *
1061  * On the other hand, a burst of queue creations may be caused also by
1062  * the start of an application that does not consist of a lot of
1063  * parallel I/O-bound threads. In fact, with a complex application,
1064  * several short processes may need to be executed to start-up the
1065  * application. In this respect, to start an application as quickly as
1066  * possible, the best thing to do is in any case to privilege the I/O
1067  * related to the application with respect to all other
1068  * I/O. Therefore, the best strategy to start as quickly as possible
1069  * an application that causes a burst of queue creations is to
1070  * weight-raise all the queues created during the burst. This is the
1071  * exact opposite of the best strategy for the other type of bursts.
1072  *
1073  * In the end, to take the best action for each of the two cases, the
1074  * two types of bursts need to be distinguished. Fortunately, this
1075  * seems relatively easy, by looking at the sizes of the bursts. In
1076  * particular, we found a threshold such that only bursts with a
1077  * larger size than that threshold are apparently caused by
1078  * services or commands such as systemd or git grep. For brevity,
1079  * hereafter we call just 'large' these bursts. BFQ *does not*
1080  * weight-raise queues whose creation occurs in a large burst. In
1081  * addition, for each of these queues BFQ performs or does not perform
1082  * idling depending on which choice boosts the throughput more. The
1083  * exact choice depends on the device and request pattern at
1084  * hand.
1085  *
1086  * Unfortunately, false positives may occur while an interactive task
1087  * is starting (e.g., an application is being started). The
1088  * consequence is that the queues associated with the task do not
1089  * enjoy weight raising as expected. Fortunately these false positives
1090  * are very rare. They typically occur if some service happens to
1091  * start doing I/O exactly when the interactive task starts.
1092  *
1093  * Turning back to the next function, it implements all the steps
1094  * needed to detect the occurrence of a large burst and to properly
1095  * mark all the queues belonging to it (so that they can then be
1096  * treated in a different way). This goal is achieved by maintaining a
1097  * "burst list" that holds, temporarily, the queues that belong to the
1098  * burst in progress. The list is then used to mark these queues as
1099  * belonging to a large burst if the burst does become large. The main
1100  * steps are the following.
1101  *
1102  * . when the very first queue is created, the queue is inserted into the
1103  *   list (as it could be the first queue in a possible burst)
1104  *
1105  * . if the current burst has not yet become large, and a queue Q that does
1106  *   not yet belong to the burst is activated shortly after the last time
1107  *   at which a new queue entered the burst list, then the function appends
1108  *   Q to the burst list
1109  *
1110  * . if, as a consequence of the previous step, the burst size reaches
1111  *   the large-burst threshold, then
1112  *
1113  *     . all the queues in the burst list are marked as belonging to a
1114  *       large burst
1115  *
1116  *     . the burst list is deleted; in fact, the burst list already served
1117  *       its purpose (keeping temporarily track of the queues in a burst,
1118  *       so as to be able to mark them as belonging to a large burst in the
1119  *       previous sub-step), and now is not needed any more
1120  *
1121  *     . the device enters a large-burst mode
1122  *
1123  * . if a queue Q that does not belong to the burst is created while
1124  *   the device is in large-burst mode and shortly after the last time
1125  *   at which a queue either entered the burst list or was marked as
1126  *   belonging to the current large burst, then Q is immediately marked
1127  *   as belonging to a large burst.
1128  *
1129  * . if a queue Q that does not belong to the burst is created a while
1130  *   later, i.e., not shortly after, than the last time at which a queue
1131  *   either entered the burst list or was marked as belonging to the
1132  *   current large burst, then the current burst is deemed as finished and:
1133  *
1134  *        . the large-burst mode is reset if set
1135  *
1136  *        . the burst list is emptied
1137  *
1138  *        . Q is inserted in the burst list, as Q may be the first queue
1139  *          in a possible new burst (then the burst list contains just Q
1140  *          after this step).
1141  */
1142 static void bfq_handle_burst(struct bfq_data *bfqd, struct bfq_queue *bfqq)
1143 {
1144         /*
1145          * If bfqq is already in the burst list or is part of a large
1146          * burst, or finally has just been split, then there is
1147          * nothing else to do.
1148          */
1149         if (!hlist_unhashed(&bfqq->burst_list_node) ||
1150             bfq_bfqq_in_large_burst(bfqq) ||
1151             time_is_after_eq_jiffies(bfqq->split_time +
1152                                      msecs_to_jiffies(10)))
1153                 return;
1154
1155         /*
1156          * If bfqq's creation happens late enough, or bfqq belongs to
1157          * a different group than the burst group, then the current
1158          * burst is finished, and related data structures must be
1159          * reset.
1160          *
1161          * In this respect, consider the special case where bfqq is
1162          * the very first queue created after BFQ is selected for this
1163          * device. In this case, last_ins_in_burst and
1164          * burst_parent_entity are not yet significant when we get
1165          * here. But it is easy to verify that, whether or not the
1166          * following condition is true, bfqq will end up being
1167          * inserted into the burst list. In particular the list will
1168          * happen to contain only bfqq. And this is exactly what has
1169          * to happen, as bfqq may be the first queue of the first
1170          * burst.
1171          */
1172         if (time_is_before_jiffies(bfqd->last_ins_in_burst +
1173             bfqd->bfq_burst_interval) ||
1174             bfqq->entity.parent != bfqd->burst_parent_entity) {
1175                 bfqd->large_burst = false;
1176                 bfq_reset_burst_list(bfqd, bfqq);
1177                 goto end;
1178         }
1179
1180         /*
1181          * If we get here, then bfqq is being activated shortly after the
1182          * last queue. So, if the current burst is also large, we can mark
1183          * bfqq as belonging to this large burst immediately.
1184          */
1185         if (bfqd->large_burst) {
1186                 bfq_mark_bfqq_in_large_burst(bfqq);
1187                 goto end;
1188         }
1189
1190         /*
1191          * If we get here, then a large-burst state has not yet been
1192          * reached, but bfqq is being activated shortly after the last
1193          * queue. Then we add bfqq to the burst.
1194          */
1195         bfq_add_to_burst(bfqd, bfqq);
1196 end:
1197         /*
1198          * At this point, bfqq either has been added to the current
1199          * burst or has caused the current burst to terminate and a
1200          * possible new burst to start. In particular, in the second
1201          * case, bfqq has become the first queue in the possible new
1202          * burst.  In both cases last_ins_in_burst needs to be moved
1203          * forward.
1204          */
1205         bfqd->last_ins_in_burst = jiffies;
1206 }
1207
1208 static int bfq_bfqq_budget_left(struct bfq_queue *bfqq)
1209 {
1210         struct bfq_entity *entity = &bfqq->entity;
1211
1212         return entity->budget - entity->service;
1213 }
1214
1215 /*
1216  * If enough samples have been computed, return the current max budget
1217  * stored in bfqd, which is dynamically updated according to the
1218  * estimated disk peak rate; otherwise return the default max budget
1219  */
1220 static int bfq_max_budget(struct bfq_data *bfqd)
1221 {
1222         if (bfqd->budgets_assigned < bfq_stats_min_budgets)
1223                 return bfq_default_max_budget;
1224         else
1225                 return bfqd->bfq_max_budget;
1226 }
1227
1228 /*
1229  * Return min budget, which is a fraction of the current or default
1230  * max budget (trying with 1/32)
1231  */
1232 static int bfq_min_budget(struct bfq_data *bfqd)
1233 {
1234         if (bfqd->budgets_assigned < bfq_stats_min_budgets)
1235                 return bfq_default_max_budget / 32;
1236         else
1237                 return bfqd->bfq_max_budget / 32;
1238 }
1239
1240 /*
1241  * The next function, invoked after the input queue bfqq switches from
1242  * idle to busy, updates the budget of bfqq. The function also tells
1243  * whether the in-service queue should be expired, by returning
1244  * true. The purpose of expiring the in-service queue is to give bfqq
1245  * the chance to possibly preempt the in-service queue, and the reason
1246  * for preempting the in-service queue is to achieve one of the two
1247  * goals below.
1248  *
1249  * 1. Guarantee to bfqq its reserved bandwidth even if bfqq has
1250  * expired because it has remained idle. In particular, bfqq may have
1251  * expired for one of the following two reasons:
1252  *
1253  * - BFQQE_NO_MORE_REQUESTS bfqq did not enjoy any device idling
1254  *   and did not make it to issue a new request before its last
1255  *   request was served;
1256  *
1257  * - BFQQE_TOO_IDLE bfqq did enjoy device idling, but did not issue
1258  *   a new request before the expiration of the idling-time.
1259  *
1260  * Even if bfqq has expired for one of the above reasons, the process
1261  * associated with the queue may be however issuing requests greedily,
1262  * and thus be sensitive to the bandwidth it receives (bfqq may have
1263  * remained idle for other reasons: CPU high load, bfqq not enjoying
1264  * idling, I/O throttling somewhere in the path from the process to
1265  * the I/O scheduler, ...). But if, after every expiration for one of
1266  * the above two reasons, bfqq has to wait for the service of at least
1267  * one full budget of another queue before being served again, then
1268  * bfqq is likely to get a much lower bandwidth or resource time than
1269  * its reserved ones. To address this issue, two countermeasures need
1270  * to be taken.
1271  *
1272  * First, the budget and the timestamps of bfqq need to be updated in
1273  * a special way on bfqq reactivation: they need to be updated as if
1274  * bfqq did not remain idle and did not expire. In fact, if they are
1275  * computed as if bfqq expired and remained idle until reactivation,
1276  * then the process associated with bfqq is treated as if, instead of
1277  * being greedy, it stopped issuing requests when bfqq remained idle,
1278  * and restarts issuing requests only on this reactivation. In other
1279  * words, the scheduler does not help the process recover the "service
1280  * hole" between bfqq expiration and reactivation. As a consequence,
1281  * the process receives a lower bandwidth than its reserved one. In
1282  * contrast, to recover this hole, the budget must be updated as if
1283  * bfqq was not expired at all before this reactivation, i.e., it must
1284  * be set to the value of the remaining budget when bfqq was
1285  * expired. Along the same line, timestamps need to be assigned the
1286  * value they had the last time bfqq was selected for service, i.e.,
1287  * before last expiration. Thus timestamps need to be back-shifted
1288  * with respect to their normal computation (see [1] for more details
1289  * on this tricky aspect).
1290  *
1291  * Secondly, to allow the process to recover the hole, the in-service
1292  * queue must be expired too, to give bfqq the chance to preempt it
1293  * immediately. In fact, if bfqq has to wait for a full budget of the
1294  * in-service queue to be completed, then it may become impossible to
1295  * let the process recover the hole, even if the back-shifted
1296  * timestamps of bfqq are lower than those of the in-service queue. If
1297  * this happens for most or all of the holes, then the process may not
1298  * receive its reserved bandwidth. In this respect, it is worth noting
1299  * that, being the service of outstanding requests unpreemptible, a
1300  * little fraction of the holes may however be unrecoverable, thereby
1301  * causing a little loss of bandwidth.
1302  *
1303  * The last important point is detecting whether bfqq does need this
1304  * bandwidth recovery. In this respect, the next function deems the
1305  * process associated with bfqq greedy, and thus allows it to recover
1306  * the hole, if: 1) the process is waiting for the arrival of a new
1307  * request (which implies that bfqq expired for one of the above two
1308  * reasons), and 2) such a request has arrived soon. The first
1309  * condition is controlled through the flag non_blocking_wait_rq,
1310  * while the second through the flag arrived_in_time. If both
1311  * conditions hold, then the function computes the budget in the
1312  * above-described special way, and signals that the in-service queue
1313  * should be expired. Timestamp back-shifting is done later in
1314  * __bfq_activate_entity.
1315  *
1316  * 2. Reduce latency. Even if timestamps are not backshifted to let
1317  * the process associated with bfqq recover a service hole, bfqq may
1318  * however happen to have, after being (re)activated, a lower finish
1319  * timestamp than the in-service queue.  That is, the next budget of
1320  * bfqq may have to be completed before the one of the in-service
1321  * queue. If this is the case, then preempting the in-service queue
1322  * allows this goal to be achieved, apart from the unpreemptible,
1323  * outstanding requests mentioned above.
1324  *
1325  * Unfortunately, regardless of which of the above two goals one wants
1326  * to achieve, service trees need first to be updated to know whether
1327  * the in-service queue must be preempted. To have service trees
1328  * correctly updated, the in-service queue must be expired and
1329  * rescheduled, and bfqq must be scheduled too. This is one of the
1330  * most costly operations (in future versions, the scheduling
1331  * mechanism may be re-designed in such a way to make it possible to
1332  * know whether preemption is needed without needing to update service
1333  * trees). In addition, queue preemptions almost always cause random
1334  * I/O, and thus loss of throughput. Because of these facts, the next
1335  * function adopts the following simple scheme to avoid both costly
1336  * operations and too frequent preemptions: it requests the expiration
1337  * of the in-service queue (unconditionally) only for queues that need
1338  * to recover a hole, or that either are weight-raised or deserve to
1339  * be weight-raised.
1340  */
1341 static bool bfq_bfqq_update_budg_for_activation(struct bfq_data *bfqd,
1342                                                 struct bfq_queue *bfqq,
1343                                                 bool arrived_in_time,
1344                                                 bool wr_or_deserves_wr)
1345 {
1346         struct bfq_entity *entity = &bfqq->entity;
1347
1348         if (bfq_bfqq_non_blocking_wait_rq(bfqq) && arrived_in_time) {
1349                 /*
1350                  * We do not clear the flag non_blocking_wait_rq here, as
1351                  * the latter is used in bfq_activate_bfqq to signal
1352                  * that timestamps need to be back-shifted (and is
1353                  * cleared right after).
1354                  */
1355
1356                 /*
1357                  * In next assignment we rely on that either
1358                  * entity->service or entity->budget are not updated
1359                  * on expiration if bfqq is empty (see
1360                  * __bfq_bfqq_recalc_budget). Thus both quantities
1361                  * remain unchanged after such an expiration, and the
1362                  * following statement therefore assigns to
1363                  * entity->budget the remaining budget on such an
1364                  * expiration. For clarity, entity->service is not
1365                  * updated on expiration in any case, and, in normal
1366                  * operation, is reset only when bfqq is selected for
1367                  * service (see bfq_get_next_queue).
1368                  */
1369                 entity->budget = min_t(unsigned long,
1370                                        bfq_bfqq_budget_left(bfqq),
1371                                        bfqq->max_budget);
1372
1373                 return true;
1374         }
1375
1376         entity->budget = max_t(unsigned long, bfqq->max_budget,
1377                                bfq_serv_to_charge(bfqq->next_rq, bfqq));
1378         bfq_clear_bfqq_non_blocking_wait_rq(bfqq);
1379         return wr_or_deserves_wr;
1380 }
1381
1382 /*
1383  * Return the farthest future time instant according to jiffies
1384  * macros.
1385  */
1386 static unsigned long bfq_greatest_from_now(void)
1387 {
1388         return jiffies + MAX_JIFFY_OFFSET;
1389 }
1390
1391 /*
1392  * Return the farthest past time instant according to jiffies
1393  * macros.
1394  */
1395 static unsigned long bfq_smallest_from_now(void)
1396 {
1397         return jiffies - MAX_JIFFY_OFFSET;
1398 }
1399
1400 static void bfq_update_bfqq_wr_on_rq_arrival(struct bfq_data *bfqd,
1401                                              struct bfq_queue *bfqq,
1402                                              unsigned int old_wr_coeff,
1403                                              bool wr_or_deserves_wr,
1404                                              bool interactive,
1405                                              bool in_burst,
1406                                              bool soft_rt)
1407 {
1408         if (old_wr_coeff == 1 && wr_or_deserves_wr) {
1409                 /* start a weight-raising period */
1410                 if (interactive) {
1411                         bfqq->service_from_wr = 0;
1412                         bfqq->wr_coeff = bfqd->bfq_wr_coeff;
1413                         bfqq->wr_cur_max_time = bfq_wr_duration(bfqd);
1414                 } else {
1415                         /*
1416                          * No interactive weight raising in progress
1417                          * here: assign minus infinity to
1418                          * wr_start_at_switch_to_srt, to make sure
1419                          * that, at the end of the soft-real-time
1420                          * weight raising periods that is starting
1421                          * now, no interactive weight-raising period
1422                          * may be wrongly considered as still in
1423                          * progress (and thus actually started by
1424                          * mistake).
1425                          */
1426                         bfqq->wr_start_at_switch_to_srt =
1427                                 bfq_smallest_from_now();
1428                         bfqq->wr_coeff = bfqd->bfq_wr_coeff *
1429                                 BFQ_SOFTRT_WEIGHT_FACTOR;
1430                         bfqq->wr_cur_max_time =
1431                                 bfqd->bfq_wr_rt_max_time;
1432                 }
1433
1434                 /*
1435                  * If needed, further reduce budget to make sure it is
1436                  * close to bfqq's backlog, so as to reduce the
1437                  * scheduling-error component due to a too large
1438                  * budget. Do not care about throughput consequences,
1439                  * but only about latency. Finally, do not assign a
1440                  * too small budget either, to avoid increasing
1441                  * latency by causing too frequent expirations.
1442                  */
1443                 bfqq->entity.budget = min_t(unsigned long,
1444                                             bfqq->entity.budget,
1445                                             2 * bfq_min_budget(bfqd));
1446         } else if (old_wr_coeff > 1) {
1447                 if (interactive) { /* update wr coeff and duration */
1448                         bfqq->wr_coeff = bfqd->bfq_wr_coeff;
1449                         bfqq->wr_cur_max_time = bfq_wr_duration(bfqd);
1450                 } else if (in_burst)
1451                         bfqq->wr_coeff = 1;
1452                 else if (soft_rt) {
1453                         /*
1454                          * The application is now or still meeting the
1455                          * requirements for being deemed soft rt.  We
1456                          * can then correctly and safely (re)charge
1457                          * the weight-raising duration for the
1458                          * application with the weight-raising
1459                          * duration for soft rt applications.
1460                          *
1461                          * In particular, doing this recharge now, i.e.,
1462                          * before the weight-raising period for the
1463                          * application finishes, reduces the probability
1464                          * of the following negative scenario:
1465                          * 1) the weight of a soft rt application is
1466                          *    raised at startup (as for any newly
1467                          *    created application),
1468                          * 2) since the application is not interactive,
1469                          *    at a certain time weight-raising is
1470                          *    stopped for the application,
1471                          * 3) at that time the application happens to
1472                          *    still have pending requests, and hence
1473                          *    is destined to not have a chance to be
1474                          *    deemed soft rt before these requests are
1475                          *    completed (see the comments to the
1476                          *    function bfq_bfqq_softrt_next_start()
1477                          *    for details on soft rt detection),
1478                          * 4) these pending requests experience a high
1479                          *    latency because the application is not
1480                          *    weight-raised while they are pending.
1481                          */
1482                         if (bfqq->wr_cur_max_time !=
1483                                 bfqd->bfq_wr_rt_max_time) {
1484                                 bfqq->wr_start_at_switch_to_srt =
1485                                         bfqq->last_wr_start_finish;
1486
1487                                 bfqq->wr_cur_max_time =
1488                                         bfqd->bfq_wr_rt_max_time;
1489                                 bfqq->wr_coeff = bfqd->bfq_wr_coeff *
1490                                         BFQ_SOFTRT_WEIGHT_FACTOR;
1491                         }
1492                         bfqq->last_wr_start_finish = jiffies;
1493                 }
1494         }
1495 }
1496
1497 static bool bfq_bfqq_idle_for_long_time(struct bfq_data *bfqd,
1498                                         struct bfq_queue *bfqq)
1499 {
1500         return bfqq->dispatched == 0 &&
1501                 time_is_before_jiffies(
1502                         bfqq->budget_timeout +
1503                         bfqd->bfq_wr_min_idle_time);
1504 }
1505
1506 static void bfq_bfqq_handle_idle_busy_switch(struct bfq_data *bfqd,
1507                                              struct bfq_queue *bfqq,
1508                                              int old_wr_coeff,
1509                                              struct request *rq,
1510                                              bool *interactive)
1511 {
1512         bool soft_rt, in_burst, wr_or_deserves_wr,
1513                 bfqq_wants_to_preempt,
1514                 idle_for_long_time = bfq_bfqq_idle_for_long_time(bfqd, bfqq),
1515                 /*
1516                  * See the comments on
1517                  * bfq_bfqq_update_budg_for_activation for
1518                  * details on the usage of the next variable.
1519                  */
1520                 arrived_in_time =  ktime_get_ns() <=
1521                         bfqq->ttime.last_end_request +
1522                         bfqd->bfq_slice_idle * 3;
1523
1524
1525         /*
1526          * bfqq deserves to be weight-raised if:
1527          * - it is sync,
1528          * - it does not belong to a large burst,
1529          * - it has been idle for enough time or is soft real-time,
1530          * - is linked to a bfq_io_cq (it is not shared in any sense).
1531          */
1532         in_burst = bfq_bfqq_in_large_burst(bfqq);
1533         soft_rt = bfqd->bfq_wr_max_softrt_rate > 0 &&
1534                 !in_burst &&
1535                 time_is_before_jiffies(bfqq->soft_rt_next_start);
1536         *interactive = !in_burst && idle_for_long_time;
1537         wr_or_deserves_wr = bfqd->low_latency &&
1538                 (bfqq->wr_coeff > 1 ||
1539                  (bfq_bfqq_sync(bfqq) &&
1540                   bfqq->bic && (*interactive || soft_rt)));
1541
1542         /*
1543          * Using the last flag, update budget and check whether bfqq
1544          * may want to preempt the in-service queue.
1545          */
1546         bfqq_wants_to_preempt =
1547                 bfq_bfqq_update_budg_for_activation(bfqd, bfqq,
1548                                                     arrived_in_time,
1549                                                     wr_or_deserves_wr);
1550
1551         /*
1552          * If bfqq happened to be activated in a burst, but has been
1553          * idle for much more than an interactive queue, then we
1554          * assume that, in the overall I/O initiated in the burst, the
1555          * I/O associated with bfqq is finished. So bfqq does not need
1556          * to be treated as a queue belonging to a burst
1557          * anymore. Accordingly, we reset bfqq's in_large_burst flag
1558          * if set, and remove bfqq from the burst list if it's
1559          * there. We do not decrement burst_size, because the fact
1560          * that bfqq does not need to belong to the burst list any
1561          * more does not invalidate the fact that bfqq was created in
1562          * a burst.
1563          */
1564         if (likely(!bfq_bfqq_just_created(bfqq)) &&
1565             idle_for_long_time &&
1566             time_is_before_jiffies(
1567                     bfqq->budget_timeout +
1568                     msecs_to_jiffies(10000))) {
1569                 hlist_del_init(&bfqq->burst_list_node);
1570                 bfq_clear_bfqq_in_large_burst(bfqq);
1571         }
1572
1573         bfq_clear_bfqq_just_created(bfqq);
1574
1575
1576         if (!bfq_bfqq_IO_bound(bfqq)) {
1577                 if (arrived_in_time) {
1578                         bfqq->requests_within_timer++;
1579                         if (bfqq->requests_within_timer >=
1580                             bfqd->bfq_requests_within_timer)
1581                                 bfq_mark_bfqq_IO_bound(bfqq);
1582                 } else
1583                         bfqq->requests_within_timer = 0;
1584         }
1585
1586         if (bfqd->low_latency) {
1587                 if (unlikely(time_is_after_jiffies(bfqq->split_time)))
1588                         /* wraparound */
1589                         bfqq->split_time =
1590                                 jiffies - bfqd->bfq_wr_min_idle_time - 1;
1591
1592                 if (time_is_before_jiffies(bfqq->split_time +
1593                                            bfqd->bfq_wr_min_idle_time)) {
1594                         bfq_update_bfqq_wr_on_rq_arrival(bfqd, bfqq,
1595                                                          old_wr_coeff,
1596                                                          wr_or_deserves_wr,
1597                                                          *interactive,
1598                                                          in_burst,
1599                                                          soft_rt);
1600
1601                         if (old_wr_coeff != bfqq->wr_coeff)
1602                                 bfqq->entity.prio_changed = 1;
1603                 }
1604         }
1605
1606         bfqq->last_idle_bklogged = jiffies;
1607         bfqq->service_from_backlogged = 0;
1608         bfq_clear_bfqq_softrt_update(bfqq);
1609
1610         bfq_add_bfqq_busy(bfqd, bfqq);
1611
1612         /*
1613          * Expire in-service queue only if preemption may be needed
1614          * for guarantees. In this respect, the function
1615          * next_queue_may_preempt just checks a simple, necessary
1616          * condition, and not a sufficient condition based on
1617          * timestamps. In fact, for the latter condition to be
1618          * evaluated, timestamps would need first to be updated, and
1619          * this operation is quite costly (see the comments on the
1620          * function bfq_bfqq_update_budg_for_activation).
1621          */
1622         if (bfqd->in_service_queue && bfqq_wants_to_preempt &&
1623             bfqd->in_service_queue->wr_coeff < bfqq->wr_coeff &&
1624             next_queue_may_preempt(bfqd))
1625                 bfq_bfqq_expire(bfqd, bfqd->in_service_queue,
1626                                 false, BFQQE_PREEMPTED);
1627 }
1628
1629 static void bfq_add_request(struct request *rq)
1630 {
1631         struct bfq_queue *bfqq = RQ_BFQQ(rq);
1632         struct bfq_data *bfqd = bfqq->bfqd;
1633         struct request *next_rq, *prev;
1634         unsigned int old_wr_coeff = bfqq->wr_coeff;
1635         bool interactive = false;
1636
1637         bfq_log_bfqq(bfqd, bfqq, "add_request %d", rq_is_sync(rq));
1638         bfqq->queued[rq_is_sync(rq)]++;
1639         bfqd->queued++;
1640
1641         elv_rb_add(&bfqq->sort_list, rq);
1642
1643         /*
1644          * Check if this request is a better next-serve candidate.
1645          */
1646         prev = bfqq->next_rq;
1647         next_rq = bfq_choose_req(bfqd, bfqq->next_rq, rq, bfqd->last_position);
1648         bfqq->next_rq = next_rq;
1649
1650         /*
1651          * Adjust priority tree position, if next_rq changes.
1652          */
1653         if (prev != bfqq->next_rq)
1654                 bfq_pos_tree_add_move(bfqd, bfqq);
1655
1656         if (!bfq_bfqq_busy(bfqq)) /* switching to busy ... */
1657                 bfq_bfqq_handle_idle_busy_switch(bfqd, bfqq, old_wr_coeff,
1658                                                  rq, &interactive);
1659         else {
1660                 if (bfqd->low_latency && old_wr_coeff == 1 && !rq_is_sync(rq) &&
1661                     time_is_before_jiffies(
1662                                 bfqq->last_wr_start_finish +
1663                                 bfqd->bfq_wr_min_inter_arr_async)) {
1664                         bfqq->wr_coeff = bfqd->bfq_wr_coeff;
1665                         bfqq->wr_cur_max_time = bfq_wr_duration(bfqd);
1666
1667                         bfqd->wr_busy_queues++;
1668                         bfqq->entity.prio_changed = 1;
1669                 }
1670                 if (prev != bfqq->next_rq)
1671                         bfq_updated_next_req(bfqd, bfqq);
1672         }
1673
1674         /*
1675          * Assign jiffies to last_wr_start_finish in the following
1676          * cases:
1677          *
1678          * . if bfqq is not going to be weight-raised, because, for
1679          *   non weight-raised queues, last_wr_start_finish stores the
1680          *   arrival time of the last request; as of now, this piece
1681          *   of information is used only for deciding whether to
1682          *   weight-raise async queues
1683          *
1684          * . if bfqq is not weight-raised, because, if bfqq is now
1685          *   switching to weight-raised, then last_wr_start_finish
1686          *   stores the time when weight-raising starts
1687          *
1688          * . if bfqq is interactive, because, regardless of whether
1689          *   bfqq is currently weight-raised, the weight-raising
1690          *   period must start or restart (this case is considered
1691          *   separately because it is not detected by the above
1692          *   conditions, if bfqq is already weight-raised)
1693          *
1694          * last_wr_start_finish has to be updated also if bfqq is soft
1695          * real-time, because the weight-raising period is constantly
1696          * restarted on idle-to-busy transitions for these queues, but
1697          * this is already done in bfq_bfqq_handle_idle_busy_switch if
1698          * needed.
1699          */
1700         if (bfqd->low_latency &&
1701                 (old_wr_coeff == 1 || bfqq->wr_coeff == 1 || interactive))
1702                 bfqq->last_wr_start_finish = jiffies;
1703 }
1704
1705 static struct request *bfq_find_rq_fmerge(struct bfq_data *bfqd,
1706                                           struct bio *bio,
1707                                           struct request_queue *q)
1708 {
1709         struct bfq_queue *bfqq = bfqd->bio_bfqq;
1710
1711
1712         if (bfqq)
1713                 return elv_rb_find(&bfqq->sort_list, bio_end_sector(bio));
1714
1715         return NULL;
1716 }
1717
1718 static sector_t get_sdist(sector_t last_pos, struct request *rq)
1719 {
1720         if (last_pos)
1721                 return abs(blk_rq_pos(rq) - last_pos);
1722
1723         return 0;
1724 }
1725
1726 #if 0 /* Still not clear if we can do without next two functions */
1727 static void bfq_activate_request(struct request_queue *q, struct request *rq)
1728 {
1729         struct bfq_data *bfqd = q->elevator->elevator_data;
1730
1731         bfqd->rq_in_driver++;
1732 }
1733
1734 static void bfq_deactivate_request(struct request_queue *q, struct request *rq)
1735 {
1736         struct bfq_data *bfqd = q->elevator->elevator_data;
1737
1738         bfqd->rq_in_driver--;
1739 }
1740 #endif
1741
1742 static void bfq_remove_request(struct request_queue *q,
1743                                struct request *rq)
1744 {
1745         struct bfq_queue *bfqq = RQ_BFQQ(rq);
1746         struct bfq_data *bfqd = bfqq->bfqd;
1747         const int sync = rq_is_sync(rq);
1748
1749         if (bfqq->next_rq == rq) {
1750                 bfqq->next_rq = bfq_find_next_rq(bfqd, bfqq, rq);
1751                 bfq_updated_next_req(bfqd, bfqq);
1752         }
1753
1754         if (rq->queuelist.prev != &rq->queuelist)
1755                 list_del_init(&rq->queuelist);
1756         bfqq->queued[sync]--;
1757         bfqd->queued--;
1758         elv_rb_del(&bfqq->sort_list, rq);
1759
1760         elv_rqhash_del(q, rq);
1761         if (q->last_merge == rq)
1762                 q->last_merge = NULL;
1763
1764         if (RB_EMPTY_ROOT(&bfqq->sort_list)) {
1765                 bfqq->next_rq = NULL;
1766
1767                 if (bfq_bfqq_busy(bfqq) && bfqq != bfqd->in_service_queue) {
1768                         bfq_del_bfqq_busy(bfqd, bfqq, false);
1769                         /*
1770                          * bfqq emptied. In normal operation, when
1771                          * bfqq is empty, bfqq->entity.service and
1772                          * bfqq->entity.budget must contain,
1773                          * respectively, the service received and the
1774                          * budget used last time bfqq emptied. These
1775                          * facts do not hold in this case, as at least
1776                          * this last removal occurred while bfqq is
1777                          * not in service. To avoid inconsistencies,
1778                          * reset both bfqq->entity.service and
1779                          * bfqq->entity.budget, if bfqq has still a
1780                          * process that may issue I/O requests to it.
1781                          */
1782                         bfqq->entity.budget = bfqq->entity.service = 0;
1783                 }
1784
1785                 /*
1786                  * Remove queue from request-position tree as it is empty.
1787                  */
1788                 if (bfqq->pos_root) {
1789                         rb_erase(&bfqq->pos_node, bfqq->pos_root);
1790                         bfqq->pos_root = NULL;
1791                 }
1792         } else {
1793                 bfq_pos_tree_add_move(bfqd, bfqq);
1794         }
1795
1796         if (rq->cmd_flags & REQ_META)
1797                 bfqq->meta_pending--;
1798
1799 }
1800
1801 static bool bfq_bio_merge(struct blk_mq_hw_ctx *hctx, struct bio *bio)
1802 {
1803         struct request_queue *q = hctx->queue;
1804         struct bfq_data *bfqd = q->elevator->elevator_data;
1805         struct request *free = NULL;
1806         /*
1807          * bfq_bic_lookup grabs the queue_lock: invoke it now and
1808          * store its return value for later use, to avoid nesting
1809          * queue_lock inside the bfqd->lock. We assume that the bic
1810          * returned by bfq_bic_lookup does not go away before
1811          * bfqd->lock is taken.
1812          */
1813         struct bfq_io_cq *bic = bfq_bic_lookup(bfqd, current->io_context, q);
1814         bool ret;
1815
1816         spin_lock_irq(&bfqd->lock);
1817
1818         if (bic)
1819                 bfqd->bio_bfqq = bic_to_bfqq(bic, op_is_sync(bio->bi_opf));
1820         else
1821                 bfqd->bio_bfqq = NULL;
1822         bfqd->bio_bic = bic;
1823
1824         ret = blk_mq_sched_try_merge(q, bio, &free);
1825
1826         if (free)
1827                 blk_mq_free_request(free);
1828         spin_unlock_irq(&bfqd->lock);
1829
1830         return ret;
1831 }
1832
1833 static int bfq_request_merge(struct request_queue *q, struct request **req,
1834                              struct bio *bio)
1835 {
1836         struct bfq_data *bfqd = q->elevator->elevator_data;
1837         struct request *__rq;
1838
1839         __rq = bfq_find_rq_fmerge(bfqd, bio, q);
1840         if (__rq && elv_bio_merge_ok(__rq, bio)) {
1841                 *req = __rq;
1842                 return ELEVATOR_FRONT_MERGE;
1843         }
1844
1845         return ELEVATOR_NO_MERGE;
1846 }
1847
1848 static void bfq_request_merged(struct request_queue *q, struct request *req,
1849                                enum elv_merge type)
1850 {
1851         if (type == ELEVATOR_FRONT_MERGE &&
1852             rb_prev(&req->rb_node) &&
1853             blk_rq_pos(req) <
1854             blk_rq_pos(container_of(rb_prev(&req->rb_node),
1855                                     struct request, rb_node))) {
1856                 struct bfq_queue *bfqq = RQ_BFQQ(req);
1857                 struct bfq_data *bfqd = bfqq->bfqd;
1858                 struct request *prev, *next_rq;
1859
1860                 /* Reposition request in its sort_list */
1861                 elv_rb_del(&bfqq->sort_list, req);
1862                 elv_rb_add(&bfqq->sort_list, req);
1863
1864                 /* Choose next request to be served for bfqq */
1865                 prev = bfqq->next_rq;
1866                 next_rq = bfq_choose_req(bfqd, bfqq->next_rq, req,
1867                                          bfqd->last_position);
1868                 bfqq->next_rq = next_rq;
1869                 /*
1870                  * If next_rq changes, update both the queue's budget to
1871                  * fit the new request and the queue's position in its
1872                  * rq_pos_tree.
1873                  */
1874                 if (prev != bfqq->next_rq) {
1875                         bfq_updated_next_req(bfqd, bfqq);
1876                         bfq_pos_tree_add_move(bfqd, bfqq);
1877                 }
1878         }
1879 }
1880
1881 static void bfq_requests_merged(struct request_queue *q, struct request *rq,
1882                                 struct request *next)
1883 {
1884         struct bfq_queue *bfqq = RQ_BFQQ(rq), *next_bfqq = RQ_BFQQ(next);
1885
1886         if (!RB_EMPTY_NODE(&rq->rb_node))
1887                 goto end;
1888         spin_lock_irq(&bfqq->bfqd->lock);
1889
1890         /*
1891          * If next and rq belong to the same bfq_queue and next is older
1892          * than rq, then reposition rq in the fifo (by substituting next
1893          * with rq). Otherwise, if next and rq belong to different
1894          * bfq_queues, never reposition rq: in fact, we would have to
1895          * reposition it with respect to next's position in its own fifo,
1896          * which would most certainly be too expensive with respect to
1897          * the benefits.
1898          */
1899         if (bfqq == next_bfqq &&
1900             !list_empty(&rq->queuelist) && !list_empty(&next->queuelist) &&
1901             next->fifo_time < rq->fifo_time) {
1902                 list_del_init(&rq->queuelist);
1903                 list_replace_init(&next->queuelist, &rq->queuelist);
1904                 rq->fifo_time = next->fifo_time;
1905         }
1906
1907         if (bfqq->next_rq == next)
1908                 bfqq->next_rq = rq;
1909
1910         bfq_remove_request(q, next);
1911         bfqg_stats_update_io_remove(bfqq_group(bfqq), next->cmd_flags);
1912
1913         spin_unlock_irq(&bfqq->bfqd->lock);
1914 end:
1915         bfqg_stats_update_io_merged(bfqq_group(bfqq), next->cmd_flags);
1916 }
1917
1918 /* Must be called with bfqq != NULL */
1919 static void bfq_bfqq_end_wr(struct bfq_queue *bfqq)
1920 {
1921         if (bfq_bfqq_busy(bfqq))
1922                 bfqq->bfqd->wr_busy_queues--;
1923         bfqq->wr_coeff = 1;
1924         bfqq->wr_cur_max_time = 0;
1925         bfqq->last_wr_start_finish = jiffies;
1926         /*
1927          * Trigger a weight change on the next invocation of
1928          * __bfq_entity_update_weight_prio.
1929          */
1930         bfqq->entity.prio_changed = 1;
1931 }
1932
1933 void bfq_end_wr_async_queues(struct bfq_data *bfqd,
1934                              struct bfq_group *bfqg)
1935 {
1936         int i, j;
1937
1938         for (i = 0; i < 2; i++)
1939                 for (j = 0; j < IOPRIO_BE_NR; j++)
1940                         if (bfqg->async_bfqq[i][j])
1941                                 bfq_bfqq_end_wr(bfqg->async_bfqq[i][j]);
1942         if (bfqg->async_idle_bfqq)
1943                 bfq_bfqq_end_wr(bfqg->async_idle_bfqq);
1944 }
1945
1946 static void bfq_end_wr(struct bfq_data *bfqd)
1947 {
1948         struct bfq_queue *bfqq;
1949
1950         spin_lock_irq(&bfqd->lock);
1951
1952         list_for_each_entry(bfqq, &bfqd->active_list, bfqq_list)
1953                 bfq_bfqq_end_wr(bfqq);
1954         list_for_each_entry(bfqq, &bfqd->idle_list, bfqq_list)
1955                 bfq_bfqq_end_wr(bfqq);
1956         bfq_end_wr_async(bfqd);
1957
1958         spin_unlock_irq(&bfqd->lock);
1959 }
1960
1961 static sector_t bfq_io_struct_pos(void *io_struct, bool request)
1962 {
1963         if (request)
1964                 return blk_rq_pos(io_struct);
1965         else
1966                 return ((struct bio *)io_struct)->bi_iter.bi_sector;
1967 }
1968
1969 static int bfq_rq_close_to_sector(void *io_struct, bool request,
1970                                   sector_t sector)
1971 {
1972         return abs(bfq_io_struct_pos(io_struct, request) - sector) <=
1973                BFQQ_CLOSE_THR;
1974 }
1975
1976 static struct bfq_queue *bfqq_find_close(struct bfq_data *bfqd,
1977                                          struct bfq_queue *bfqq,
1978                                          sector_t sector)
1979 {
1980         struct rb_root *root = &bfq_bfqq_to_bfqg(bfqq)->rq_pos_tree;
1981         struct rb_node *parent, *node;
1982         struct bfq_queue *__bfqq;
1983
1984         if (RB_EMPTY_ROOT(root))
1985                 return NULL;
1986
1987         /*
1988          * First, if we find a request starting at the end of the last
1989          * request, choose it.
1990          */
1991         __bfqq = bfq_rq_pos_tree_lookup(bfqd, root, sector, &parent, NULL);
1992         if (__bfqq)
1993                 return __bfqq;
1994
1995         /*
1996          * If the exact sector wasn't found, the parent of the NULL leaf
1997          * will contain the closest sector (rq_pos_tree sorted by
1998          * next_request position).
1999          */
2000         __bfqq = rb_entry(parent, struct bfq_queue, pos_node);
2001         if (bfq_rq_close_to_sector(__bfqq->next_rq, true, sector))
2002                 return __bfqq;
2003
2004         if (blk_rq_pos(__bfqq->next_rq) < sector)
2005                 node = rb_next(&__bfqq->pos_node);
2006         else
2007                 node = rb_prev(&__bfqq->pos_node);
2008         if (!node)
2009                 return NULL;
2010
2011         __bfqq = rb_entry(node, struct bfq_queue, pos_node);
2012         if (bfq_rq_close_to_sector(__bfqq->next_rq, true, sector))
2013                 return __bfqq;
2014
2015         return NULL;
2016 }
2017
2018 static struct bfq_queue *bfq_find_close_cooperator(struct bfq_data *bfqd,
2019                                                    struct bfq_queue *cur_bfqq,
2020                                                    sector_t sector)
2021 {
2022         struct bfq_queue *bfqq;
2023
2024         /*
2025          * We shall notice if some of the queues are cooperating,
2026          * e.g., working closely on the same area of the device. In
2027          * that case, we can group them together and: 1) don't waste
2028          * time idling, and 2) serve the union of their requests in
2029          * the best possible order for throughput.
2030          */
2031         bfqq = bfqq_find_close(bfqd, cur_bfqq, sector);
2032         if (!bfqq || bfqq == cur_bfqq)
2033                 return NULL;
2034
2035         return bfqq;
2036 }
2037
2038 static struct bfq_queue *
2039 bfq_setup_merge(struct bfq_queue *bfqq, struct bfq_queue *new_bfqq)
2040 {
2041         int process_refs, new_process_refs;
2042         struct bfq_queue *__bfqq;
2043
2044         /*
2045          * If there are no process references on the new_bfqq, then it is
2046          * unsafe to follow the ->new_bfqq chain as other bfqq's in the chain
2047          * may have dropped their last reference (not just their last process
2048          * reference).
2049          */
2050         if (!bfqq_process_refs(new_bfqq))
2051                 return NULL;
2052
2053         /* Avoid a circular list and skip interim queue merges. */
2054         while ((__bfqq = new_bfqq->new_bfqq)) {
2055                 if (__bfqq == bfqq)
2056                         return NULL;
2057                 new_bfqq = __bfqq;
2058         }
2059
2060         process_refs = bfqq_process_refs(bfqq);
2061         new_process_refs = bfqq_process_refs(new_bfqq);
2062         /*
2063          * If the process for the bfqq has gone away, there is no
2064          * sense in merging the queues.
2065          */
2066         if (process_refs == 0 || new_process_refs == 0)
2067                 return NULL;
2068
2069         bfq_log_bfqq(bfqq->bfqd, bfqq, "scheduling merge with queue %d",
2070                 new_bfqq->pid);
2071
2072         /*
2073          * Merging is just a redirection: the requests of the process
2074          * owning one of the two queues are redirected to the other queue.
2075          * The latter queue, in its turn, is set as shared if this is the
2076          * first time that the requests of some process are redirected to
2077          * it.
2078          *
2079          * We redirect bfqq to new_bfqq and not the opposite, because
2080          * we are in the context of the process owning bfqq, thus we
2081          * have the io_cq of this process. So we can immediately
2082          * configure this io_cq to redirect the requests of the
2083          * process to new_bfqq. In contrast, the io_cq of new_bfqq is
2084          * not available any more (new_bfqq->bic == NULL).
2085          *
2086          * Anyway, even in case new_bfqq coincides with the in-service
2087          * queue, redirecting requests the in-service queue is the
2088          * best option, as we feed the in-service queue with new
2089          * requests close to the last request served and, by doing so,
2090          * are likely to increase the throughput.
2091          */
2092         bfqq->new_bfqq = new_bfqq;
2093         new_bfqq->ref += process_refs;
2094         return new_bfqq;
2095 }
2096
2097 static bool bfq_may_be_close_cooperator(struct bfq_queue *bfqq,
2098                                         struct bfq_queue *new_bfqq)
2099 {
2100         if (bfq_too_late_for_merging(new_bfqq))
2101                 return false;
2102
2103         if (bfq_class_idle(bfqq) || bfq_class_idle(new_bfqq) ||
2104             (bfqq->ioprio_class != new_bfqq->ioprio_class))
2105                 return false;
2106
2107         /*
2108          * If either of the queues has already been detected as seeky,
2109          * then merging it with the other queue is unlikely to lead to
2110          * sequential I/O.
2111          */
2112         if (BFQQ_SEEKY(bfqq) || BFQQ_SEEKY(new_bfqq))
2113                 return false;
2114
2115         /*
2116          * Interleaved I/O is known to be done by (some) applications
2117          * only for reads, so it does not make sense to merge async
2118          * queues.
2119          */
2120         if (!bfq_bfqq_sync(bfqq) || !bfq_bfqq_sync(new_bfqq))
2121                 return false;
2122
2123         return true;
2124 }
2125
2126 /*
2127  * Attempt to schedule a merge of bfqq with the currently in-service
2128  * queue or with a close queue among the scheduled queues.  Return
2129  * NULL if no merge was scheduled, a pointer to the shared bfq_queue
2130  * structure otherwise.
2131  *
2132  * The OOM queue is not allowed to participate to cooperation: in fact, since
2133  * the requests temporarily redirected to the OOM queue could be redirected
2134  * again to dedicated queues at any time, the state needed to correctly
2135  * handle merging with the OOM queue would be quite complex and expensive
2136  * to maintain. Besides, in such a critical condition as an out of memory,
2137  * the benefits of queue merging may be little relevant, or even negligible.
2138  *
2139  * WARNING: queue merging may impair fairness among non-weight raised
2140  * queues, for at least two reasons: 1) the original weight of a
2141  * merged queue may change during the merged state, 2) even being the
2142  * weight the same, a merged queue may be bloated with many more
2143  * requests than the ones produced by its originally-associated
2144  * process.
2145  */
2146 static struct bfq_queue *
2147 bfq_setup_cooperator(struct bfq_data *bfqd, struct bfq_queue *bfqq,
2148                      void *io_struct, bool request)
2149 {
2150         struct bfq_queue *in_service_bfqq, *new_bfqq;
2151
2152         /*
2153          * Prevent bfqq from being merged if it has been created too
2154          * long ago. The idea is that true cooperating processes, and
2155          * thus their associated bfq_queues, are supposed to be
2156          * created shortly after each other. This is the case, e.g.,
2157          * for KVM/QEMU and dump I/O threads. Basing on this
2158          * assumption, the following filtering greatly reduces the
2159          * probability that two non-cooperating processes, which just
2160          * happen to do close I/O for some short time interval, have
2161          * their queues merged by mistake.
2162          */
2163         if (bfq_too_late_for_merging(bfqq))
2164                 return NULL;
2165
2166         if (bfqq->new_bfqq)
2167                 return bfqq->new_bfqq;
2168
2169         if (!io_struct || unlikely(bfqq == &bfqd->oom_bfqq))
2170                 return NULL;
2171
2172         /* If there is only one backlogged queue, don't search. */
2173         if (bfqd->busy_queues == 1)
2174                 return NULL;
2175
2176         in_service_bfqq = bfqd->in_service_queue;
2177
2178         if (in_service_bfqq && in_service_bfqq != bfqq &&
2179             likely(in_service_bfqq != &bfqd->oom_bfqq) &&
2180             bfq_rq_close_to_sector(io_struct, request, bfqd->last_position) &&
2181             bfqq->entity.parent == in_service_bfqq->entity.parent &&
2182             bfq_may_be_close_cooperator(bfqq, in_service_bfqq)) {
2183                 new_bfqq = bfq_setup_merge(bfqq, in_service_bfqq);
2184                 if (new_bfqq)
2185                         return new_bfqq;
2186         }
2187         /*
2188          * Check whether there is a cooperator among currently scheduled
2189          * queues. The only thing we need is that the bio/request is not
2190          * NULL, as we need it to establish whether a cooperator exists.
2191          */
2192         new_bfqq = bfq_find_close_cooperator(bfqd, bfqq,
2193                         bfq_io_struct_pos(io_struct, request));
2194
2195         if (new_bfqq && likely(new_bfqq != &bfqd->oom_bfqq) &&
2196             bfq_may_be_close_cooperator(bfqq, new_bfqq))
2197                 return bfq_setup_merge(bfqq, new_bfqq);
2198
2199         return NULL;
2200 }
2201
2202 static void bfq_bfqq_save_state(struct bfq_queue *bfqq)
2203 {
2204         struct bfq_io_cq *bic = bfqq->bic;
2205
2206         /*
2207          * If !bfqq->bic, the queue is already shared or its requests
2208          * have already been redirected to a shared queue; both idle window
2209          * and weight raising state have already been saved. Do nothing.
2210          */
2211         if (!bic)
2212                 return;
2213
2214         bic->saved_ttime = bfqq->ttime;
2215         bic->saved_has_short_ttime = bfq_bfqq_has_short_ttime(bfqq);
2216         bic->saved_IO_bound = bfq_bfqq_IO_bound(bfqq);
2217         bic->saved_in_large_burst = bfq_bfqq_in_large_burst(bfqq);
2218         bic->was_in_burst_list = !hlist_unhashed(&bfqq->burst_list_node);
2219         if (unlikely(bfq_bfqq_just_created(bfqq) &&
2220                      !bfq_bfqq_in_large_burst(bfqq) &&
2221                      bfqq->bfqd->low_latency)) {
2222                 /*
2223                  * bfqq being merged right after being created: bfqq
2224                  * would have deserved interactive weight raising, but
2225                  * did not make it to be set in a weight-raised state,
2226                  * because of this early merge. Store directly the
2227                  * weight-raising state that would have been assigned
2228                  * to bfqq, so that to avoid that bfqq unjustly fails
2229                  * to enjoy weight raising if split soon.
2230                  */
2231                 bic->saved_wr_coeff = bfqq->bfqd->bfq_wr_coeff;
2232                 bic->saved_wr_cur_max_time = bfq_wr_duration(bfqq->bfqd);
2233                 bic->saved_last_wr_start_finish = jiffies;
2234         } else {
2235                 bic->saved_wr_coeff = bfqq->wr_coeff;
2236                 bic->saved_wr_start_at_switch_to_srt =
2237                         bfqq->wr_start_at_switch_to_srt;
2238                 bic->saved_last_wr_start_finish = bfqq->last_wr_start_finish;
2239                 bic->saved_wr_cur_max_time = bfqq->wr_cur_max_time;
2240         }
2241 }
2242
2243 static void
2244 bfq_merge_bfqqs(struct bfq_data *bfqd, struct bfq_io_cq *bic,
2245                 struct bfq_queue *bfqq, struct bfq_queue *new_bfqq)
2246 {
2247         bfq_log_bfqq(bfqd, bfqq, "merging with queue %lu",
2248                 (unsigned long)new_bfqq->pid);
2249         /* Save weight raising and idle window of the merged queues */
2250         bfq_bfqq_save_state(bfqq);
2251         bfq_bfqq_save_state(new_bfqq);
2252         if (bfq_bfqq_IO_bound(bfqq))
2253                 bfq_mark_bfqq_IO_bound(new_bfqq);
2254         bfq_clear_bfqq_IO_bound(bfqq);
2255
2256         /*
2257          * If bfqq is weight-raised, then let new_bfqq inherit
2258          * weight-raising. To reduce false positives, neglect the case
2259          * where bfqq has just been created, but has not yet made it
2260          * to be weight-raised (which may happen because EQM may merge
2261          * bfqq even before bfq_add_request is executed for the first
2262          * time for bfqq). Handling this case would however be very
2263          * easy, thanks to the flag just_created.
2264          */
2265         if (new_bfqq->wr_coeff == 1 && bfqq->wr_coeff > 1) {
2266                 new_bfqq->wr_coeff = bfqq->wr_coeff;
2267                 new_bfqq->wr_cur_max_time = bfqq->wr_cur_max_time;
2268                 new_bfqq->last_wr_start_finish = bfqq->last_wr_start_finish;
2269                 new_bfqq->wr_start_at_switch_to_srt =
2270                         bfqq->wr_start_at_switch_to_srt;
2271                 if (bfq_bfqq_busy(new_bfqq))
2272                         bfqd->wr_busy_queues++;
2273                 new_bfqq->entity.prio_changed = 1;
2274         }
2275
2276         if (bfqq->wr_coeff > 1) { /* bfqq has given its wr to new_bfqq */
2277                 bfqq->wr_coeff = 1;
2278                 bfqq->entity.prio_changed = 1;
2279                 if (bfq_bfqq_busy(bfqq))
2280                         bfqd->wr_busy_queues--;
2281         }
2282
2283         bfq_log_bfqq(bfqd, new_bfqq, "merge_bfqqs: wr_busy %d",
2284                      bfqd->wr_busy_queues);
2285
2286         /*
2287          * Merge queues (that is, let bic redirect its requests to new_bfqq)
2288          */
2289         bic_set_bfqq(bic, new_bfqq, 1);
2290         bfq_mark_bfqq_coop(new_bfqq);
2291         /*
2292          * new_bfqq now belongs to at least two bics (it is a shared queue):
2293          * set new_bfqq->bic to NULL. bfqq either:
2294          * - does not belong to any bic any more, and hence bfqq->bic must
2295          *   be set to NULL, or
2296          * - is a queue whose owning bics have already been redirected to a
2297          *   different queue, hence the queue is destined to not belong to
2298          *   any bic soon and bfqq->bic is already NULL (therefore the next
2299          *   assignment causes no harm).
2300          */
2301         new_bfqq->bic = NULL;
2302         bfqq->bic = NULL;
2303         /* release process reference to bfqq */
2304         bfq_put_queue(bfqq);
2305 }
2306
2307 static bool bfq_allow_bio_merge(struct request_queue *q, struct request *rq,
2308                                 struct bio *bio)
2309 {
2310         struct bfq_data *bfqd = q->elevator->elevator_data;
2311         bool is_sync = op_is_sync(bio->bi_opf);
2312         struct bfq_queue *bfqq = bfqd->bio_bfqq, *new_bfqq;
2313
2314         /*
2315          * Disallow merge of a sync bio into an async request.
2316          */
2317         if (is_sync && !rq_is_sync(rq))
2318                 return false;
2319
2320         /*
2321          * Lookup the bfqq that this bio will be queued with. Allow
2322          * merge only if rq is queued there.
2323          */
2324         if (!bfqq)
2325                 return false;
2326
2327         /*
2328          * We take advantage of this function to perform an early merge
2329          * of the queues of possible cooperating processes.
2330          */
2331         new_bfqq = bfq_setup_cooperator(bfqd, bfqq, bio, false);
2332         if (new_bfqq) {
2333                 /*
2334                  * bic still points to bfqq, then it has not yet been
2335                  * redirected to some other bfq_queue, and a queue
2336                  * merge beween bfqq and new_bfqq can be safely
2337                  * fulfillled, i.e., bic can be redirected to new_bfqq
2338                  * and bfqq can be put.
2339                  */
2340                 bfq_merge_bfqqs(bfqd, bfqd->bio_bic, bfqq,
2341                                 new_bfqq);
2342                 /*
2343                  * If we get here, bio will be queued into new_queue,
2344                  * so use new_bfqq to decide whether bio and rq can be
2345                  * merged.
2346                  */
2347                 bfqq = new_bfqq;
2348
2349                 /*
2350                  * Change also bqfd->bio_bfqq, as
2351                  * bfqd->bio_bic now points to new_bfqq, and
2352                  * this function may be invoked again (and then may
2353                  * use again bqfd->bio_bfqq).
2354                  */
2355                 bfqd->bio_bfqq = bfqq;
2356         }
2357
2358         return bfqq == RQ_BFQQ(rq);
2359 }
2360
2361 /*
2362  * Set the maximum time for the in-service queue to consume its
2363  * budget. This prevents seeky processes from lowering the throughput.
2364  * In practice, a time-slice service scheme is used with seeky
2365  * processes.
2366  */
2367 static void bfq_set_budget_timeout(struct bfq_data *bfqd,
2368                                    struct bfq_queue *bfqq)
2369 {
2370         unsigned int timeout_coeff;
2371
2372         if (bfqq->wr_cur_max_time == bfqd->bfq_wr_rt_max_time)
2373                 timeout_coeff = 1;
2374         else
2375                 timeout_coeff = bfqq->entity.weight / bfqq->entity.orig_weight;
2376
2377         bfqd->last_budget_start = ktime_get();
2378
2379         bfqq->budget_timeout = jiffies +
2380                 bfqd->bfq_timeout * timeout_coeff;
2381 }
2382
2383 static void __bfq_set_in_service_queue(struct bfq_data *bfqd,
2384                                        struct bfq_queue *bfqq)
2385 {
2386         if (bfqq) {
2387                 bfq_clear_bfqq_fifo_expire(bfqq);
2388
2389                 bfqd->budgets_assigned = (bfqd->budgets_assigned * 7 + 256) / 8;
2390
2391                 if (time_is_before_jiffies(bfqq->last_wr_start_finish) &&
2392                     bfqq->wr_coeff > 1 &&
2393                     bfqq->wr_cur_max_time == bfqd->bfq_wr_rt_max_time &&
2394                     time_is_before_jiffies(bfqq->budget_timeout)) {
2395                         /*
2396                          * For soft real-time queues, move the start
2397                          * of the weight-raising period forward by the
2398                          * time the queue has not received any
2399                          * service. Otherwise, a relatively long
2400                          * service delay is likely to cause the
2401                          * weight-raising period of the queue to end,
2402                          * because of the short duration of the
2403                          * weight-raising period of a soft real-time
2404                          * queue.  It is worth noting that this move
2405                          * is not so dangerous for the other queues,
2406                          * because soft real-time queues are not
2407                          * greedy.
2408                          *
2409                          * To not add a further variable, we use the
2410                          * overloaded field budget_timeout to
2411                          * determine for how long the queue has not
2412                          * received service, i.e., how much time has
2413                          * elapsed since the queue expired. However,
2414                          * this is a little imprecise, because
2415                          * budget_timeout is set to jiffies if bfqq
2416                          * not only expires, but also remains with no
2417                          * request.
2418                          */
2419                         if (time_after(bfqq->budget_timeout,
2420                                        bfqq->last_wr_start_finish))
2421                                 bfqq->last_wr_start_finish +=
2422                                         jiffies - bfqq->budget_timeout;
2423                         else
2424                                 bfqq->last_wr_start_finish = jiffies;
2425                 }
2426
2427                 bfq_set_budget_timeout(bfqd, bfqq);
2428                 bfq_log_bfqq(bfqd, bfqq,
2429                              "set_in_service_queue, cur-budget = %d",
2430                              bfqq->entity.budget);
2431         }
2432
2433         bfqd->in_service_queue = bfqq;
2434 }
2435
2436 /*
2437  * Get and set a new queue for service.
2438  */
2439 static struct bfq_queue *bfq_set_in_service_queue(struct bfq_data *bfqd)
2440 {
2441         struct bfq_queue *bfqq = bfq_get_next_queue(bfqd);
2442
2443         __bfq_set_in_service_queue(bfqd, bfqq);
2444         return bfqq;
2445 }
2446
2447 static void bfq_arm_slice_timer(struct bfq_data *bfqd)
2448 {
2449         struct bfq_queue *bfqq = bfqd->in_service_queue;
2450         u32 sl;
2451
2452         bfq_mark_bfqq_wait_request(bfqq);
2453
2454         /*
2455          * We don't want to idle for seeks, but we do want to allow
2456          * fair distribution of slice time for a process doing back-to-back
2457          * seeks. So allow a little bit of time for him to submit a new rq.
2458          */
2459         sl = bfqd->bfq_slice_idle;
2460         /*
2461          * Unless the queue is being weight-raised or the scenario is
2462          * asymmetric, grant only minimum idle time if the queue
2463          * is seeky. A long idling is preserved for a weight-raised
2464          * queue, or, more in general, in an asymmetric scenario,
2465          * because a long idling is needed for guaranteeing to a queue
2466          * its reserved share of the throughput (in particular, it is
2467          * needed if the queue has a higher weight than some other
2468          * queue).
2469          */
2470         if (BFQQ_SEEKY(bfqq) && bfqq->wr_coeff == 1 &&
2471             bfq_symmetric_scenario(bfqd))
2472                 sl = min_t(u64, sl, BFQ_MIN_TT);
2473
2474         bfqd->last_idling_start = ktime_get();
2475         hrtimer_start(&bfqd->idle_slice_timer, ns_to_ktime(sl),
2476                       HRTIMER_MODE_REL);
2477         bfqg_stats_set_start_idle_time(bfqq_group(bfqq));
2478 }
2479
2480 /*
2481  * In autotuning mode, max_budget is dynamically recomputed as the
2482  * amount of sectors transferred in timeout at the estimated peak
2483  * rate. This enables BFQ to utilize a full timeslice with a full
2484  * budget, even if the in-service queue is served at peak rate. And
2485  * this maximises throughput with sequential workloads.
2486  */
2487 static unsigned long bfq_calc_max_budget(struct bfq_data *bfqd)
2488 {
2489         return (u64)bfqd->peak_rate * USEC_PER_MSEC *
2490                 jiffies_to_msecs(bfqd->bfq_timeout)>>BFQ_RATE_SHIFT;
2491 }
2492
2493 /*
2494  * Update parameters related to throughput and responsiveness, as a
2495  * function of the estimated peak rate. See comments on
2496  * bfq_calc_max_budget(), and on T_slow and T_fast arrays.
2497  */
2498 static void update_thr_responsiveness_params(struct bfq_data *bfqd)
2499 {
2500         int dev_type = blk_queue_nonrot(bfqd->queue);
2501
2502         if (bfqd->bfq_user_max_budget == 0)
2503                 bfqd->bfq_max_budget =
2504                         bfq_calc_max_budget(bfqd);
2505
2506         if (bfqd->device_speed == BFQ_BFQD_FAST &&
2507             bfqd->peak_rate < device_speed_thresh[dev_type]) {
2508                 bfqd->device_speed = BFQ_BFQD_SLOW;
2509                 bfqd->RT_prod = R_slow[dev_type] *
2510                         T_slow[dev_type];
2511         } else if (bfqd->device_speed == BFQ_BFQD_SLOW &&
2512                    bfqd->peak_rate > device_speed_thresh[dev_type]) {
2513                 bfqd->device_speed = BFQ_BFQD_FAST;
2514                 bfqd->RT_prod = R_fast[dev_type] *
2515                         T_fast[dev_type];
2516         }
2517
2518         bfq_log(bfqd,
2519 "dev_type %s dev_speed_class = %s (%llu sects/sec), thresh %llu setcs/sec",
2520                 dev_type == 0 ? "ROT" : "NONROT",
2521                 bfqd->device_speed == BFQ_BFQD_FAST ? "FAST" : "SLOW",
2522                 bfqd->device_speed == BFQ_BFQD_FAST ?
2523                 (USEC_PER_SEC*(u64)R_fast[dev_type])>>BFQ_RATE_SHIFT :
2524                 (USEC_PER_SEC*(u64)R_slow[dev_type])>>BFQ_RATE_SHIFT,
2525                 (USEC_PER_SEC*(u64)device_speed_thresh[dev_type])>>
2526                 BFQ_RATE_SHIFT);
2527 }
2528
2529 static void bfq_reset_rate_computation(struct bfq_data *bfqd,
2530                                        struct request *rq)
2531 {
2532         if (rq != NULL) { /* new rq dispatch now, reset accordingly */
2533                 bfqd->last_dispatch = bfqd->first_dispatch = ktime_get_ns();
2534                 bfqd->peak_rate_samples = 1;
2535                 bfqd->sequential_samples = 0;
2536                 bfqd->tot_sectors_dispatched = bfqd->last_rq_max_size =
2537                         blk_rq_sectors(rq);
2538         } else /* no new rq dispatched, just reset the number of samples */
2539                 bfqd->peak_rate_samples = 0; /* full re-init on next disp. */
2540
2541         bfq_log(bfqd,
2542                 "reset_rate_computation at end, sample %u/%u tot_sects %llu",
2543                 bfqd->peak_rate_samples, bfqd->sequential_samples,
2544                 bfqd->tot_sectors_dispatched);
2545 }
2546
2547 static void bfq_update_rate_reset(struct bfq_data *bfqd, struct request *rq)
2548 {
2549         u32 rate, weight, divisor;
2550
2551         /*
2552          * For the convergence property to hold (see comments on
2553          * bfq_update_peak_rate()) and for the assessment to be
2554          * reliable, a minimum number of samples must be present, and
2555          * a minimum amount of time must have elapsed. If not so, do
2556          * not compute new rate. Just reset parameters, to get ready
2557          * for a new evaluation attempt.
2558          */
2559         if (bfqd->peak_rate_samples < BFQ_RATE_MIN_SAMPLES ||
2560             bfqd->delta_from_first < BFQ_RATE_MIN_INTERVAL)
2561                 goto reset_computation;
2562
2563         /*
2564          * If a new request completion has occurred after last
2565          * dispatch, then, to approximate the rate at which requests
2566          * have been served by the device, it is more precise to
2567          * extend the observation interval to the last completion.
2568          */
2569         bfqd->delta_from_first =
2570                 max_t(u64, bfqd->delta_from_first,
2571                       bfqd->last_completion - bfqd->first_dispatch);
2572
2573         /*
2574          * Rate computed in sects/usec, and not sects/nsec, for
2575          * precision issues.
2576          */
2577         rate = div64_ul(bfqd->tot_sectors_dispatched<<BFQ_RATE_SHIFT,
2578                         div_u64(bfqd->delta_from_first, NSEC_PER_USEC));
2579
2580         /*
2581          * Peak rate not updated if:
2582          * - the percentage of sequential dispatches is below 3/4 of the
2583          *   total, and rate is below the current estimated peak rate
2584          * - rate is unreasonably high (> 20M sectors/sec)
2585          */
2586         if ((bfqd->sequential_samples < (3 * bfqd->peak_rate_samples)>>2 &&
2587              rate <= bfqd->peak_rate) ||
2588                 rate > 20<<BFQ_RATE_SHIFT)
2589                 goto reset_computation;
2590
2591         /*
2592          * We have to update the peak rate, at last! To this purpose,
2593          * we use a low-pass filter. We compute the smoothing constant
2594          * of the filter as a function of the 'weight' of the new
2595          * measured rate.
2596          *
2597          * As can be seen in next formulas, we define this weight as a
2598          * quantity proportional to how sequential the workload is,
2599          * and to how long the observation time interval is.
2600          *
2601          * The weight runs from 0 to 8. The maximum value of the
2602          * weight, 8, yields the minimum value for the smoothing
2603          * constant. At this minimum value for the smoothing constant,
2604          * the measured rate contributes for half of the next value of
2605          * the estimated peak rate.
2606          *
2607          * So, the first step is to compute the weight as a function
2608          * of how sequential the workload is. Note that the weight
2609          * cannot reach 9, because bfqd->sequential_samples cannot
2610          * become equal to bfqd->peak_rate_samples, which, in its
2611          * turn, holds true because bfqd->sequential_samples is not
2612          * incremented for the first sample.
2613          */
2614         weight = (9 * bfqd->sequential_samples) / bfqd->peak_rate_samples;
2615
2616         /*
2617          * Second step: further refine the weight as a function of the
2618          * duration of the observation interval.
2619          */
2620         weight = min_t(u32, 8,
2621                        div_u64(weight * bfqd->delta_from_first,
2622                                BFQ_RATE_REF_INTERVAL));
2623
2624         /*
2625          * Divisor ranging from 10, for minimum weight, to 2, for
2626          * maximum weight.
2627          */
2628         divisor = 10 - weight;
2629
2630         /*
2631          * Finally, update peak rate:
2632          *
2633          * peak_rate = peak_rate * (divisor-1) / divisor  +  rate / divisor
2634          */
2635         bfqd->peak_rate *= divisor-1;
2636         bfqd->peak_rate /= divisor;
2637         rate /= divisor; /* smoothing constant alpha = 1/divisor */
2638
2639         bfqd->peak_rate += rate;
2640         update_thr_responsiveness_params(bfqd);
2641
2642 reset_computation:
2643         bfq_reset_rate_computation(bfqd, rq);
2644 }
2645
2646 /*
2647  * Update the read/write peak rate (the main quantity used for
2648  * auto-tuning, see update_thr_responsiveness_params()).
2649  *
2650  * It is not trivial to estimate the peak rate (correctly): because of
2651  * the presence of sw and hw queues between the scheduler and the
2652  * device components that finally serve I/O requests, it is hard to
2653  * say exactly when a given dispatched request is served inside the
2654  * device, and for how long. As a consequence, it is hard to know
2655  * precisely at what rate a given set of requests is actually served
2656  * by the device.
2657  *
2658  * On the opposite end, the dispatch time of any request is trivially
2659  * available, and, from this piece of information, the "dispatch rate"
2660  * of requests can be immediately computed. So, the idea in the next
2661  * function is to use what is known, namely request dispatch times
2662  * (plus, when useful, request completion times), to estimate what is
2663  * unknown, namely in-device request service rate.
2664  *
2665  * The main issue is that, because of the above facts, the rate at
2666  * which a certain set of requests is dispatched over a certain time
2667  * interval can vary greatly with respect to the rate at which the
2668  * same requests are then served. But, since the size of any
2669  * intermediate queue is limited, and the service scheme is lossless
2670  * (no request is silently dropped), the following obvious convergence
2671  * property holds: the number of requests dispatched MUST become
2672  * closer and closer to the number of requests completed as the
2673  * observation interval grows. This is the key property used in
2674  * the next function to estimate the peak service rate as a function
2675  * of the observed dispatch rate. The function assumes to be invoked
2676  * on every request dispatch.
2677  */
2678 static void bfq_update_peak_rate(struct bfq_data *bfqd, struct request *rq)
2679 {
2680         u64 now_ns = ktime_get_ns();
2681
2682         if (bfqd->peak_rate_samples == 0) { /* first dispatch */
2683                 bfq_log(bfqd, "update_peak_rate: goto reset, samples %d",
2684                         bfqd->peak_rate_samples);
2685                 bfq_reset_rate_computation(bfqd, rq);
2686                 goto update_last_values; /* will add one sample */
2687         }
2688
2689         /*
2690          * Device idle for very long: the observation interval lasting
2691          * up to this dispatch cannot be a valid observation interval
2692          * for computing a new peak rate (similarly to the late-
2693          * completion event in bfq_completed_request()). Go to
2694          * update_rate_and_reset to have the following three steps
2695          * taken:
2696          * - close the observation interval at the last (previous)
2697          *   request dispatch or completion
2698          * - compute rate, if possible, for that observation interval
2699          * - start a new observation interval with this dispatch
2700          */
2701         if (now_ns - bfqd->last_dispatch > 100*NSEC_PER_MSEC &&
2702             bfqd->rq_in_driver == 0)
2703                 goto update_rate_and_reset;
2704
2705         /* Update sampling information */
2706         bfqd->peak_rate_samples++;
2707
2708         if ((bfqd->rq_in_driver > 0 ||
2709                 now_ns - bfqd->last_completion < BFQ_MIN_TT)
2710              && get_sdist(bfqd->last_position, rq) < BFQQ_SEEK_THR)
2711                 bfqd->sequential_samples++;
2712
2713         bfqd->tot_sectors_dispatched += blk_rq_sectors(rq);
2714
2715         /* Reset max observed rq size every 32 dispatches */
2716         if (likely(bfqd->peak_rate_samples % 32))
2717                 bfqd->last_rq_max_size =
2718                         max_t(u32, blk_rq_sectors(rq), bfqd->last_rq_max_size);
2719         else
2720                 bfqd->last_rq_max_size = blk_rq_sectors(rq);
2721
2722         bfqd->delta_from_first = now_ns - bfqd->first_dispatch;
2723
2724         /* Target observation interval not yet reached, go on sampling */
2725         if (bfqd->delta_from_first < BFQ_RATE_REF_INTERVAL)
2726                 goto update_last_values;
2727
2728 update_rate_and_reset:
2729         bfq_update_rate_reset(bfqd, rq);
2730 update_last_values:
2731         bfqd->last_position = blk_rq_pos(rq) + blk_rq_sectors(rq);
2732         bfqd->last_dispatch = now_ns;
2733 }
2734
2735 /*
2736  * Remove request from internal lists.
2737  */
2738 static void bfq_dispatch_remove(struct request_queue *q, struct request *rq)
2739 {
2740         struct bfq_queue *bfqq = RQ_BFQQ(rq);
2741
2742         /*
2743          * For consistency, the next instruction should have been
2744          * executed after removing the request from the queue and
2745          * dispatching it.  We execute instead this instruction before
2746          * bfq_remove_request() (and hence introduce a temporary
2747          * inconsistency), for efficiency.  In fact, should this
2748          * dispatch occur for a non in-service bfqq, this anticipated
2749          * increment prevents two counters related to bfqq->dispatched
2750          * from risking to be, first, uselessly decremented, and then
2751          * incremented again when the (new) value of bfqq->dispatched
2752          * happens to be taken into account.
2753          */
2754         bfqq->dispatched++;
2755         bfq_update_peak_rate(q->elevator->elevator_data, rq);
2756
2757         bfq_remove_request(q, rq);
2758 }
2759
2760 static void __bfq_bfqq_expire(struct bfq_data *bfqd, struct bfq_queue *bfqq)
2761 {
2762         /*
2763          * If this bfqq is shared between multiple processes, check
2764          * to make sure that those processes are still issuing I/Os
2765          * within the mean seek distance. If not, it may be time to
2766          * break the queues apart again.
2767          */
2768         if (bfq_bfqq_coop(bfqq) && BFQQ_SEEKY(bfqq))
2769                 bfq_mark_bfqq_split_coop(bfqq);
2770
2771         if (RB_EMPTY_ROOT(&bfqq->sort_list)) {
2772                 if (bfqq->dispatched == 0)
2773                         /*
2774                          * Overloading budget_timeout field to store
2775                          * the time at which the queue remains with no
2776                          * backlog and no outstanding request; used by
2777                          * the weight-raising mechanism.
2778                          */
2779                         bfqq->budget_timeout = jiffies;
2780
2781                 bfq_del_bfqq_busy(bfqd, bfqq, true);
2782         } else {
2783                 bfq_requeue_bfqq(bfqd, bfqq, true);
2784                 /*
2785                  * Resort priority tree of potential close cooperators.
2786                  */
2787                 bfq_pos_tree_add_move(bfqd, bfqq);
2788         }
2789
2790         /*
2791          * All in-service entities must have been properly deactivated
2792          * or requeued before executing the next function, which
2793          * resets all in-service entites as no more in service.
2794          */
2795         __bfq_bfqd_reset_in_service(bfqd);
2796 }
2797
2798 /**
2799  * __bfq_bfqq_recalc_budget - try to adapt the budget to the @bfqq behavior.
2800  * @bfqd: device data.
2801  * @bfqq: queue to update.
2802  * @reason: reason for expiration.
2803  *
2804  * Handle the feedback on @bfqq budget at queue expiration.
2805  * See the body for detailed comments.
2806  */
2807 static void __bfq_bfqq_recalc_budget(struct bfq_data *bfqd,
2808                                      struct bfq_queue *bfqq,
2809                                      enum bfqq_expiration reason)
2810 {
2811         struct request *next_rq;
2812         int budget, min_budget;
2813
2814         min_budget = bfq_min_budget(bfqd);
2815
2816         if (bfqq->wr_coeff == 1)
2817                 budget = bfqq->max_budget;
2818         else /*
2819               * Use a constant, low budget for weight-raised queues,
2820               * to help achieve a low latency. Keep it slightly higher
2821               * than the minimum possible budget, to cause a little
2822               * bit fewer expirations.
2823               */
2824                 budget = 2 * min_budget;
2825
2826         bfq_log_bfqq(bfqd, bfqq, "recalc_budg: last budg %d, budg left %d",
2827                 bfqq->entity.budget, bfq_bfqq_budget_left(bfqq));
2828         bfq_log_bfqq(bfqd, bfqq, "recalc_budg: last max_budg %d, min budg %d",
2829                 budget, bfq_min_budget(bfqd));
2830         bfq_log_bfqq(bfqd, bfqq, "recalc_budg: sync %d, seeky %d",
2831                 bfq_bfqq_sync(bfqq), BFQQ_SEEKY(bfqd->in_service_queue));
2832
2833         if (bfq_bfqq_sync(bfqq) && bfqq->wr_coeff == 1) {
2834                 switch (reason) {
2835                 /*
2836                  * Caveat: in all the following cases we trade latency
2837                  * for throughput.
2838                  */
2839                 case BFQQE_TOO_IDLE:
2840                         /*
2841                          * This is the only case where we may reduce
2842                          * the budget: if there is no request of the
2843                          * process still waiting for completion, then
2844                          * we assume (tentatively) that the timer has
2845                          * expired because the batch of requests of
2846                          * the process could have been served with a
2847                          * smaller budget.  Hence, betting that
2848                          * process will behave in the same way when it
2849                          * becomes backlogged again, we reduce its
2850                          * next budget.  As long as we guess right,
2851                          * this budget cut reduces the latency
2852                          * experienced by the process.
2853                          *
2854                          * However, if there are still outstanding
2855                          * requests, then the process may have not yet
2856                          * issued its next request just because it is
2857                          * still waiting for the completion of some of
2858                          * the still outstanding ones.  So in this
2859                          * subcase we do not reduce its budget, on the
2860                          * contrary we increase it to possibly boost
2861                          * the throughput, as discussed in the
2862                          * comments to the BUDGET_TIMEOUT case.
2863                          */
2864                         if (bfqq->dispatched > 0) /* still outstanding reqs */
2865                                 budget = min(budget * 2, bfqd->bfq_max_budget);
2866                         else {
2867                                 if (budget > 5 * min_budget)
2868                                         budget -= 4 * min_budget;
2869                                 else
2870                                         budget = min_budget;
2871                         }
2872                         break;
2873                 case BFQQE_BUDGET_TIMEOUT:
2874                         /*
2875                          * We double the budget here because it gives
2876                          * the chance to boost the throughput if this
2877                          * is not a seeky process (and has bumped into
2878                          * this timeout because of, e.g., ZBR).
2879                          */
2880                         budget = min(budget * 2, bfqd->bfq_max_budget);
2881                         break;
2882                 case BFQQE_BUDGET_EXHAUSTED:
2883                         /*
2884                          * The process still has backlog, and did not
2885                          * let either the budget timeout or the disk
2886                          * idling timeout expire. Hence it is not
2887                          * seeky, has a short thinktime and may be
2888                          * happy with a higher budget too. So
2889                          * definitely increase the budget of this good
2890                          * candidate to boost the disk throughput.
2891                          */
2892                         budget = min(budget * 4, bfqd->bfq_max_budget);
2893                         break;
2894                 case BFQQE_NO_MORE_REQUESTS:
2895                         /*
2896                          * For queues that expire for this reason, it
2897                          * is particularly important to keep the
2898                          * budget close to the actual service they
2899                          * need. Doing so reduces the timestamp
2900                          * misalignment problem described in the
2901                          * comments in the body of
2902                          * __bfq_activate_entity. In fact, suppose
2903                          * that a queue systematically expires for
2904                          * BFQQE_NO_MORE_REQUESTS and presents a
2905                          * new request in time to enjoy timestamp
2906                          * back-shifting. The larger the budget of the
2907                          * queue is with respect to the service the
2908                          * queue actually requests in each service
2909                          * slot, the more times the queue can be
2910                          * reactivated with the same virtual finish
2911                          * time. It follows that, even if this finish
2912                          * time is pushed to the system virtual time
2913                          * to reduce the consequent timestamp
2914                          * misalignment, the queue unjustly enjoys for
2915                          * many re-activations a lower finish time
2916                          * than all newly activated queues.
2917                          *
2918                          * The service needed by bfqq is measured
2919                          * quite precisely by bfqq->entity.service.
2920                          * Since bfqq does not enjoy device idling,
2921                          * bfqq->entity.service is equal to the number
2922                          * of sectors that the process associated with
2923                          * bfqq requested to read/write before waiting
2924                          * for request completions, or blocking for
2925                          * other reasons.
2926                          */
2927                         budget = max_t(int, bfqq->entity.service, min_budget);
2928                         break;
2929                 default:
2930                         return;
2931                 }
2932         } else if (!bfq_bfqq_sync(bfqq)) {
2933                 /*
2934                  * Async queues get always the maximum possible
2935                  * budget, as for them we do not care about latency
2936                  * (in addition, their ability to dispatch is limited
2937                  * by the charging factor).
2938                  */
2939                 budget = bfqd->bfq_max_budget;
2940         }
2941
2942         bfqq->max_budget = budget;
2943
2944         if (bfqd->budgets_assigned >= bfq_stats_min_budgets &&
2945             !bfqd->bfq_user_max_budget)
2946                 bfqq->max_budget = min(bfqq->max_budget, bfqd->bfq_max_budget);
2947
2948         /*
2949          * If there is still backlog, then assign a new budget, making
2950          * sure that it is large enough for the next request.  Since
2951          * the finish time of bfqq must be kept in sync with the
2952          * budget, be sure to call __bfq_bfqq_expire() *after* this
2953          * update.
2954          *
2955          * If there is no backlog, then no need to update the budget;
2956          * it will be updated on the arrival of a new request.
2957          */
2958         next_rq = bfqq->next_rq;
2959         if (next_rq)
2960                 bfqq->entity.budget = max_t(unsigned long, bfqq->max_budget,
2961                                             bfq_serv_to_charge(next_rq, bfqq));
2962
2963         bfq_log_bfqq(bfqd, bfqq, "head sect: %u, new budget %d",
2964                         next_rq ? blk_rq_sectors(next_rq) : 0,
2965                         bfqq->entity.budget);
2966 }
2967
2968 /*
2969  * Return true if the process associated with bfqq is "slow". The slow
2970  * flag is used, in addition to the budget timeout, to reduce the
2971  * amount of service provided to seeky processes, and thus reduce
2972  * their chances to lower the throughput. More details in the comments
2973  * on the function bfq_bfqq_expire().
2974  *
2975  * An important observation is in order: as discussed in the comments
2976  * on the function bfq_update_peak_rate(), with devices with internal
2977  * queues, it is hard if ever possible to know when and for how long
2978  * an I/O request is processed by the device (apart from the trivial
2979  * I/O pattern where a new request is dispatched only after the
2980  * previous one has been completed). This makes it hard to evaluate
2981  * the real rate at which the I/O requests of each bfq_queue are
2982  * served.  In fact, for an I/O scheduler like BFQ, serving a
2983  * bfq_queue means just dispatching its requests during its service
2984  * slot (i.e., until the budget of the queue is exhausted, or the
2985  * queue remains idle, or, finally, a timeout fires). But, during the
2986  * service slot of a bfq_queue, around 100 ms at most, the device may
2987  * be even still processing requests of bfq_queues served in previous
2988  * service slots. On the opposite end, the requests of the in-service
2989  * bfq_queue may be completed after the service slot of the queue
2990  * finishes.
2991  *
2992  * Anyway, unless more sophisticated solutions are used
2993  * (where possible), the sum of the sizes of the requests dispatched
2994  * during the service slot of a bfq_queue is probably the only
2995  * approximation available for the service received by the bfq_queue
2996  * during its service slot. And this sum is the quantity used in this
2997  * function to evaluate the I/O speed of a process.
2998  */
2999 static bool bfq_bfqq_is_slow(struct bfq_data *bfqd, struct bfq_queue *bfqq,
3000                                  bool compensate, enum bfqq_expiration reason,
3001                                  unsigned long *delta_ms)
3002 {
3003         ktime_t delta_ktime;
3004         u32 delta_usecs;
3005         bool slow = BFQQ_SEEKY(bfqq); /* if delta too short, use seekyness */
3006
3007         if (!bfq_bfqq_sync(bfqq))
3008                 return false;
3009
3010         if (compensate)
3011                 delta_ktime = bfqd->last_idling_start;
3012         else
3013                 delta_ktime = ktime_get();
3014         delta_ktime = ktime_sub(delta_ktime, bfqd->last_budget_start);
3015         delta_usecs = ktime_to_us(delta_ktime);
3016
3017         /* don't use too short time intervals */
3018         if (delta_usecs < 1000) {
3019                 if (blk_queue_nonrot(bfqd->queue))
3020                          /*
3021                           * give same worst-case guarantees as idling
3022                           * for seeky
3023                           */
3024                         *delta_ms = BFQ_MIN_TT / NSEC_PER_MSEC;
3025                 else /* charge at least one seek */
3026                         *delta_ms = bfq_slice_idle / NSEC_PER_MSEC;
3027
3028                 return slow;
3029         }
3030
3031         *delta_ms = delta_usecs / USEC_PER_MSEC;
3032
3033         /*
3034          * Use only long (> 20ms) intervals to filter out excessive
3035          * spikes in service rate estimation.
3036          */
3037         if (delta_usecs > 20000) {
3038                 /*
3039                  * Caveat for rotational devices: processes doing I/O
3040                  * in the slower disk zones tend to be slow(er) even
3041                  * if not seeky. In this respect, the estimated peak
3042                  * rate is likely to be an average over the disk
3043                  * surface. Accordingly, to not be too harsh with
3044                  * unlucky processes, a process is deemed slow only if
3045                  * its rate has been lower than half of the estimated
3046                  * peak rate.
3047                  */
3048                 slow = bfqq->entity.service < bfqd->bfq_max_budget / 2;
3049         }
3050
3051         bfq_log_bfqq(bfqd, bfqq, "bfq_bfqq_is_slow: slow %d", slow);
3052
3053         return slow;
3054 }
3055
3056 /*
3057  * To be deemed as soft real-time, an application must meet two
3058  * requirements. First, the application must not require an average
3059  * bandwidth higher than the approximate bandwidth required to playback or
3060  * record a compressed high-definition video.
3061  * The next function is invoked on the completion of the last request of a
3062  * batch, to compute the next-start time instant, soft_rt_next_start, such
3063  * that, if the next request of the application does not arrive before
3064  * soft_rt_next_start, then the above requirement on the bandwidth is met.
3065  *
3066  * The second requirement is that the request pattern of the application is
3067  * isochronous, i.e., that, after issuing a request or a batch of requests,
3068  * the application stops issuing new requests until all its pending requests
3069  * have been completed. After that, the application may issue a new batch,
3070  * and so on.
3071  * For this reason the next function is invoked to compute
3072  * soft_rt_next_start only for applications that meet this requirement,
3073  * whereas soft_rt_next_start is set to infinity for applications that do
3074  * not.
3075  *
3076  * Unfortunately, even a greedy (i.e., I/O-bound) application may
3077  * happen to meet, occasionally or systematically, both the above
3078  * bandwidth and isochrony requirements. This may happen at least in
3079  * the following circumstances. First, if the CPU load is high. The
3080  * application may stop issuing requests while the CPUs are busy
3081  * serving other processes, then restart, then stop again for a while,
3082  * and so on. The other circumstances are related to the storage
3083  * device: the storage device is highly loaded or reaches a low-enough
3084  * throughput with the I/O of the application (e.g., because the I/O
3085  * is random and/or the device is slow). In all these cases, the
3086  * I/O of the application may be simply slowed down enough to meet
3087  * the bandwidth and isochrony requirements. To reduce the probability
3088  * that greedy applications are deemed as soft real-time in these
3089  * corner cases, a further rule is used in the computation of
3090  * soft_rt_next_start: the return value of this function is forced to
3091  * be higher than the maximum between the following two quantities.
3092  *
3093  * (a) Current time plus: (1) the maximum time for which the arrival
3094  *     of a request is waited for when a sync queue becomes idle,
3095  *     namely bfqd->bfq_slice_idle, and (2) a few extra jiffies. We
3096  *     postpone for a moment the reason for adding a few extra
3097  *     jiffies; we get back to it after next item (b).  Lower-bounding
3098  *     the return value of this function with the current time plus
3099  *     bfqd->bfq_slice_idle tends to filter out greedy applications,
3100  *     because the latter issue their next request as soon as possible
3101  *     after the last one has been completed. In contrast, a soft
3102  *     real-time application spends some time processing data, after a
3103  *     batch of its requests has been completed.
3104  *
3105  * (b) Current value of bfqq->soft_rt_next_start. As pointed out
3106  *     above, greedy applications may happen to meet both the
3107  *     bandwidth and isochrony requirements under heavy CPU or
3108  *     storage-device load. In more detail, in these scenarios, these
3109  *     applications happen, only for limited time periods, to do I/O
3110  *     slowly enough to meet all the requirements described so far,
3111  *     including the filtering in above item (a). These slow-speed
3112  *     time intervals are usually interspersed between other time
3113  *     intervals during which these applications do I/O at a very high
3114  *     speed. Fortunately, exactly because of the high speed of the
3115  *     I/O in the high-speed intervals, the values returned by this
3116  *     function happen to be so high, near the end of any such
3117  *     high-speed interval, to be likely to fall *after* the end of
3118  *     the low-speed time interval that follows. These high values are
3119  *     stored in bfqq->soft_rt_next_start after each invocation of
3120  *     this function. As a consequence, if the last value of
3121  *     bfqq->soft_rt_next_start is constantly used to lower-bound the
3122  *     next value that this function may return, then, from the very
3123  *     beginning of a low-speed interval, bfqq->soft_rt_next_start is
3124  *     likely to be constantly kept so high that any I/O request
3125  *     issued during the low-speed interval is considered as arriving
3126  *     to soon for the application to be deemed as soft
3127  *     real-time. Then, in the high-speed interval that follows, the
3128  *     application will not be deemed as soft real-time, just because
3129  *     it will do I/O at a high speed. And so on.
3130  *
3131  * Getting back to the filtering in item (a), in the following two
3132  * cases this filtering might be easily passed by a greedy
3133  * application, if the reference quantity was just
3134  * bfqd->bfq_slice_idle:
3135  * 1) HZ is so low that the duration of a jiffy is comparable to or
3136  *    higher than bfqd->bfq_slice_idle. This happens, e.g., on slow
3137  *    devices with HZ=100. The time granularity may be so coarse
3138  *    that the approximation, in jiffies, of bfqd->bfq_slice_idle
3139  *    is rather lower than the exact value.
3140  * 2) jiffies, instead of increasing at a constant rate, may stop increasing
3141  *    for a while, then suddenly 'jump' by several units to recover the lost
3142  *    increments. This seems to happen, e.g., inside virtual machines.
3143  * To address this issue, in the filtering in (a) we do&