linux IO子系统和文件系统读写流程分析

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以下内容的分析是基于2.6.32及其后的内核.
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我们在linux上总是要保存数据，数据要么保存在文件系统里（如ext3），要么就保存在裸设备里。我们在使用这些数据的时候都是通过文件这个抽象来访问的，操作系统会把我们需要的数据提交给我们，而我们则无需和块设备打交道。
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/ W: K, \: w/ Y从下图，我们可以清除的看到：


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I/O子系统是个层次很深的系统，数据请求从用户空间最终到达磁盘，经过了复杂的数据流动。

对设驱开发人员或与此相关的设计人员，特别是IO很密集，我们就需要搞清楚IO具体是如何动作的，免得滥用IO和导致设计问题。
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% P. I; E; X2 d- x, F
/ G, d! T* I! q2 H2 P- v3 aIBM developworks中，〈read系统调用剖析〉阐述就很清楚。

' `# R8 R& L4 C9 A7 T3 p( \! Nread系统调用的处理分为用户空间和内核空间处理两部分。其中，用户空间处理只是通过0x80中断陷入内核，接着调用其中断服务例程，即sys_read以进入内核处理流程。

, e/ A5 z  N' ]6 L( @对于read系统调用在内核的处理，如上图所述，经过了VFS、具体文件系统，如ext2、页高速缓冲存层、通用块层、IO调度层、设备驱动层、和设备层。其中，VFS主要是用来屏蔽下层具体文件系统操作的差异，对上提供一个统一接口，正是因为有了这个层次，所以可以把设备抽象成文件。具体文件系统，则定义了自己的块大小、操作集合等。引入cache层的目的，是为了提高IO效率。它缓存了磁盘上的部分数据，当请求到达时，如果在cache中存在该数据且是最新的，则直接将其传递给用户程序，免除了对底层磁盘的操作。通用块层的主要工作是，接收上层发出的磁盘请求，并最终发出IO请求（BIO）。IO调度层则试图根据设置好的调度算法对通用块层的bio请求合并和排序，回调驱动层提供的请求处理函数，以处理具体的IO请求。驱动层的驱动程序对应具体的物理设备，它从上层取出IO请求，并根据该IO请求中指定的信息，通过向具体块设备的设备控制器发送命令的方式，来操纵设备传输数据。设备层都是具体的物理设备。
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( \0 a& k( i7 a' b& @, m4 c3 f: @) }; ?
) Z, _/ [2 v5 F& g' HVFS层：

内核函数sys_read是read系统调用在该层的入口点。
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它根据文件fd指定的索引，从当前进程描述符中取出相应的file对象，并调用vfs_read执行文件读取操作。
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vfs_read会调用与具体文件相关的read函数执行读取操作，file->f_op.read。

然后，VFS将控制权交给了ext2文件系统。（ext2在此作为示例，进行解析）

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# C0 b# p5 b  ]8 P4 H; `; [, iExt2文件系统层的处理
6 A4 F" T- D# o- @" X; J
% q, f% j: I- e( ^通过ext2_file_operations结构知道，上述函数最终会调用到do_sync_read函数，它是系统通用的读取函数。所以说，do_sync_read才是ext2层的真实入口。

该层入口函数 do_sync_read 调用函数 generic_file_aio_read ，后者判断本次读请求的访问方式，如果是直接 io （filp->f_flags 被设置了 O_DIRECT 标志，即不经过 cache）的方式，则调用 generic_file_direct_IO 函数；如果是 page cache 的方式，则调用 do_generic_file_read 函数。它会判断该页是否在页高速缓存，如果是，直接将数据拷贝到用户空间。如果不在，则调用page_cache_sync_readahead函数执行预读（检查是否可以预读），它会调用mpage_readpages。如果仍然未能命中（可能不允许预读或者其它原因），则直接跳转readpage，执行mpage_readpage，从磁盘读取数据。

) i2 s; ^2 c% b/ J) e5 H+ e在mpage_readpages(一次读多个页)中，它会将连续的磁盘块放入同一个BIO，并延缓BIO的提交，直到出现不连续的块，则直接提交BIO，再继续处理，以构造另外的BIO。

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* w* X* D: Q4 P+ D- }! o$ U6 Z文件的 page cache 结构

. X  I+ R+ y/ w( ?+ d5 p9 Z3 u1 k4 J) X图5显示了一个文件的 page cache 结构。文件被分割为一个个以 page 大小为单元的数据块,这些数据块（页）被组织成一个多叉树（称为 radix 树）。树中所有叶子节点为一个个页帧结构（struct page），表示了用于缓存该文件的每一个页。在叶子层最左端的第一个页保存着该文件的前4096个字节（如果页的大小为4096字节），接下来的页保存着文件第二个4096个字节，依次类推。树中的所有中间节点为组织节点，指示某一地址上的数据所在的页。此树的层次可以从0层到6层，所支持的文件大小从0字节到16 T 个字节。树的根节点指针可以从和文件相关的 address_space 对象（该对象保存在和文件关联的 inode 对象中）中取得（更多关于 page cache 的结构内容请参见参考资料）。
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1 F/ g& g2 g% `" Z

mpage处理机制就是page cache层要处理的问题。

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通用块层

在缓存层处理末尾，执行mpage_submit_bio之后，会调用generic_make_request函数。这是通用块层的入口函数。

8 V6 q- r; V7 J$ a6 M6 p它将bio传送到IO调度层进行处理。


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1 E0 {9 o+ q; UIO调度层

对bio进行合并、排序，以提高IO效率。然后，调用设备驱动层的回调函数，request_fn，转到设备驱动层处理。

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5 p6 |3 ^& k/ n! F: |设备驱动层

# U  V8 A( |! v3 T% {) R0 {request函数对请求队列中每个bio进行分别处理，根据bio中的信息向磁盘控制器发送命令。处理完成后，调用完成函数end_bio以通知上层完成。
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