一步一步学linux操作系统:27文件系统_文件缓存与readwrite读写文件

系统调用层和虚拟文件系统层

文件系统的读写&＃xff0c;就是调用系统函数 read 和 write&＃xff0c;读和写的很多逻辑是相似的。

read 和 write 系统调用在内核里面的定义


SYSCALL_DEFINE3(read, unsigned int, fd, char __user *, buf, size_t, count)
{struct fd f &＃61; fdget_pos(fd);
......loff_t pos &＃61; file_pos_read(f.file);ret &＃61; vfs_read(f.file, buf, count, &pos);
......
}SYSCALL_DEFINE3(write, unsigned int, fd, const char __user *, buf,size_t, count)
{struct fd f &＃61; fdget_pos(fd);
......loff_t pos &＃61; file_pos_read(f.file);ret &＃61; vfs_write(f.file, buf, count, &pos);
......
}


read 调用vfs_read->__vfs_read
write 调用 vfs_write->__vfs_write

__vfs_read 和 __vfs_write 函数


ssize_t __vfs_read(struct file *file, char __user *buf, size_t count,loff_t *pos)
{if (file->f_op->read)return file->f_op->read(file, buf, count, pos);else if (file->f_op->read_iter)return new_sync_read(file, buf, count, pos);elsereturn -EINVAL;
}ssize_t __vfs_write(struct file *file, const char __user *p, size_t count,loff_t *pos)
{if (file->f_op->write)return file->f_op->write(file, p, count, pos);else if (file->f_op->write_iter)return new_sync_write(file, p, count, pos);elsereturn -EINVAL;
}


\linux-4.13.16\fs\read_write.c

每一个打开的文件&＃xff0c;都有一个 struct file 结构。这里面有一个 struct file_operations f_op&＃xff0c;用于定义对这个文件做的操作。__vfs_read 会调用相应文件系统的 file_operations 里面的 read 操作&＃xff0c;__vfs_write 会调用相应文件系统 file_operations 里的 write 操作。

ext4 文件系统层

ext4_file_operations内核定义

\linux-4.13.16\fs\ext4\file.c


const struct file_operations ext4_file_operations &＃61; {
.......read_iter &＃61; ext4_file_read_iter,.write_iter &＃61; ext4_file_write_iter,
......
}

read 和 write 函数会调用 ext4_file_read_iter 和 ext4_file_write_iter。

ext4_file_read_iter 会调用 generic_file_read_iter&＃xff0c;ext4_file_write_iter 会调用 __generic_file_write_iter。

generic_file_read_iter 函数 与 __generic_file_write_iter函数

\linux-4.13.16\mm\filemap.c


ssize_t
generic_file_read_iter(struct kiocb *iocb, struct iov_iter *iter)
{
......if (iocb->ki_flags & IOCB_DIRECT) {
......struct address_space *mapping &＃61; file->f_mapping;
......retval &＃61; mapping->a_ops->direct_IO(iocb, iter);}
......retval &＃61; generic_file_buffered_read(iocb, iter, retval);
}ssize_t __generic_file_write_iter(struct kiocb *iocb, struct iov_iter *from)
{
......if (iocb->ki_flags & IOCB_DIRECT) {
......written &＃61; generic_file_direct_write(iocb, from);
......} else {
......written &＃61; generic_perform_write(file, from, iocb->ki_pos);
......}
}


generic_file_read_iter 和 __generic_file_write_iter 有相似的逻辑&＃xff0c;就是要区分是否用缓存。缓存其实就是内存中的一块空间。

缓存 I/O 与 直接 IO

根据是否使用内存做缓存&＃xff0c;可以把文件的 I/O 操作分为两种类型

第一种类型是缓存 I/O

多数文件系统的默认模式

• 读操作
  读操作先检测缓存区中是否有, 若无则从文件系统读取并缓存;
• 写操作
  写操作系统会直接将数据从用户空间赋值到内核缓存中&＃xff08;这时对用户程序来说&＃xff0c;写操作就已经完成&＃xff09;, 再由 操作系统 决定或用户调用 sync 写到磁盘

第二种类型是直接 IO

应用程序直接访问磁盘数据

• 读操作
  若设置了 IOCB_DIRECT, 调用 address_space 的 direct_io 直接读取硬盘( 文件与内存页映射) ; 对于缓存来讲&＃xff0c;也需要文件和内存页进行关联&＃xff0c;就要用到 address_space。
• 写操作
  若设置了 IOCB_DIRECT, 用 generic_file_direct_write&＃xff0c;里面同样会调用 address_space 的 direct_IO 的函数&＃xff0c;将数据直接写入硬盘。

对于 ext4 文件系统来讲&＃xff0c; address_space 的操作定义在 ext4_aops&＃xff0c;direct_IO 对应的函数是 ext4_direct_IO。

ext4_direct_IO 最终会调用到 __blockdev_direct_IO->do_blockdev_direct_IO&＃xff0c;跨过了缓存层&＃xff0c;到了通用块层&＃xff0c;最终到了文件系统的设备驱动层。

带缓存的写入操作

generic_perform_write 函数

带缓存的写入函数
\linux-4.13.16\mm\filemap.c


ssize_t generic_perform_write(struct file *file,struct iov_iter *i, loff_t pos)
{struct address_space *mapping &＃61; file->f_mapping;const struct address_space_operations *a_ops &＃61; mapping->a_ops;do {struct page *page;unsigned long offset; /* Offset into pagecache page */unsigned long bytes; /* Bytes to write to page */status &＃61; a_ops->write_begin(file, mapping, pos, bytes, flags,&page, &fsdata);copied &＃61; iov_iter_copy_from_user_atomic(page, i, offset, bytes);flush_dcache_page(page);status &＃61; a_ops->write_end(file, mapping, pos, bytes, copied,page, fsdata);pos &＃43;&＃61; copied;written &＃43;&＃61; copied;balance_dirty_pages_ratelimited(mapping);} while (iov_iter_count(i));
}


在 while 循环中, 找出写入影响的页, 并依次写入, 完成以下四步

• 对于每一页&＃xff0c;先调用 address_space 的 write_begin 做一些准备&＃xff1b;
• 调用 iov_iter_copy_from_user_atomic&＃xff0c;将写入的内容从用户态拷贝到内核态的页中&＃xff1b;
• 调用 address_space 的 write_end 完成写操作&＃xff1b;
• 调用 balance_dirty_pages_ratelimited&＃xff0c;看脏页是否太多&＃xff0c;需要写回硬盘。所谓脏页&＃xff0c;就是写入到缓存&＃xff0c;但是还没有写入到硬盘的页面。

四个步骤

第一步&＃xff0c;对于 ext4 来讲&＃xff0c;调用的是 ext4_write_begin。

ext4 是一种日志文件系统&＃xff0c;是为了防止突然断电的时候的数据丢失&＃xff0c;引入了日志 (Journal) 模式

文件分为文件的元数据和数据, 其操作日志页分开维护

• 有多种模式 &＃xff1a;Journal 模式、order 模式、Writeback 模式
• Journal 模式下: 写入数据前, 元数据及数据日志必须落盘, 安全但性能差
• Order 模式下: 只记录元数据日志, 写日志前, 数据必须落盘, 折中
• Writeback 模式下: 仅记录元数据日志, 数据不用先落盘

ext4_write_begin 中 ext4_journal_start 是在做日志相关的工作

在 ext4_write_begin 中&＃xff0c;还做了另外一件重要的事情&＃xff0c;就是调用 grab_cache_page_write_begin&＃xff0c;来得到应该写入的缓存页。

内核中缓存以页为单位, 打开文件的 struct file结构中struct address_space 用于关联文件和内存&＃xff0c;这个结构里面有基数树 radix tree 保存所有与这个文件相关的的缓存页


struct address_space {struct inode *host; /* owner: inode, block_device */struct radix_tree_root page_tree; /* radix tree of all pages */spinlock_t tree_lock; /* and lock protecting it */
......
}


第二步&＃xff0c;调用 iov_iter_copy_from_user_atomic。

\linux-4.13.16\lib\iov_iter.c


size_t iov_iter_copy_from_user_atomic(struct page *page,struct iov_iter *i, unsigned long offset, size_t bytes)
{char *kaddr &＃61; kmap_atomic(page), *p &＃61; kaddr &＃43; offset;iterate_all_kinds(i, bytes, v,copyin((p &＃43;&＃61; v.iov_len) - v.iov_len, v.iov_base, v.iov_len),memcpy_from_page((p &＃43;&＃61; v.bv_len) - v.bv_len, v.bv_page,v.bv_offset, v.bv_len),memcpy((p &＃43;&＃61; v.iov_len) - v.iov_len, v.iov_base, v.iov_len))kunmap_atomic(kaddr);return bytes;
}


将分配好的页面调用 kmap_atomic 映射到内核里面的一个虚拟地址&＃xff1b;将用户态的数据拷贝到内核态的页面的虚拟地址中&＃xff1b;调用 kunmap_atomic 解映射

第三步&＃xff0c;调用 ext4_write_end 完成写入。

调用 ext4_journal_stop 完成日志的写入
将修改过的缓存标记为脏页&＃xff0c;调用链为 block_write_end->__block_commit_write->mark_buffer_dirty
并没有真正写入硬盘&＃xff0c;仅仅是写入缓存后&＃xff0c;标记为脏页。
将写入的页面真正写到硬盘中&＃xff0c;称为回写&＃xff08;Write Back&＃xff09;。

第四步&＃xff0c;调用 balance_dirty_pages_ratelimited 回写脏页

balance_dirty_pages_ratelimited 函数
\linux-4.13.16\mm\page-writeback.c


/*** balance_dirty_pages_ratelimited - balance dirty memory state* &＃64;mapping: address_space which was dirtied** Processes which are dirtying memory should call in here once for each page* which was newly dirtied. The function will periodically check the system&＃39;s* dirty state and will initiate writeback if needed.*/
void balance_dirty_pages_ratelimited(struct address_space *mapping)
{struct inode *inode &＃61; mapping->host;struct backing_dev_info *bdi &＃61; inode_to_bdi(inode);struct bdi_writeback *wb &＃61; NULL;int ratelimit;
......if (unlikely(current->nr_dirtied >&＃61; ratelimit))balance_dirty_pages(mapping, wb, current->nr_dirtied);
......
}


若发先脏页超额, 调用 balance_dirty_pages->wb_start_background_writeback 启动一个线程执行回写.

\linux-4.13.16\fs\fs-writeback.c


void wb_start_background_writeback(struct bdi_writeback *wb)
{/** We just wake up the flusher thread. It will perform background* writeback as soon as there is no other work to do.*/wb_wakeup(wb);
}static void wb_wakeup(struct bdi_writeback *wb)
{spin_lock_bh(&wb->work_lock);if (test_bit(WB_registered, &wb->state))mod_delayed_work(bdi_wq, &wb->dwork, 0);spin_unlock_bh(&wb->work_lock);
}(_tflags) | TIMER_IRQSAFE); \} while (0)/* bdi_wq serves all asynchronous writeback tasks */
struct workqueue_struct *bdi_wq;/*** mod_delayed_work - modify delay of or queue a delayed work* &＃64;wq: workqueue to use* &＃64;dwork: work to queue* &＃64;delay: number of jiffies to wait before queueing** mod_delayed_work_on() on local CPU.*/
static inline bool mod_delayed_work(struct workqueue_struct *wq,struct delayed_work *dwork,unsigned long delay)
{....


回写任务 delayed_work 挂在 bdi_wq 队列, 若delay 设为 0, 马上执行回写

bdi &＃61; backing device info 描述块设备信息, 初始化块设备时会初始化 timer, 到时会执行写回函数

其他回写场景&＃xff1a;

• 用户主动调用 sync, 最终会调用 wakeup_flusher_threads&＃xff0c;同步脏页&＃xff1b;
• 内存十分紧张&＃xff0c;以至于无法分配页面的时候&＃xff0c;会调用 free_more_memory&＃xff0c;最终会调用 wakeup_flusher_threads&＃xff0c;释放脏页&＃xff1b;
• 脏页时间超过 timer, 及时回写

带缓存的读操作

对应的是函数 generic_file_buffered_read。


static ssize_t generic_file_buffered_read(struct kiocb *iocb,struct iov_iter *iter, ssize_t written)
{struct file *filp &＃61; iocb->ki_filp;struct address_space *mapping &＃61; filp->f_mapping;struct inode *inode &＃61; mapping->host;for (;;) {struct page *page;pgoff_t end_index;loff_t isize;page &＃61; find_get_page(mapping, index);if (!page) {if (iocb->ki_flags & IOCB_NOWAIT)goto would_block;page_cache_sync_readahead(mapping,ra, filp,index, last_index - index);page &＃61; find_get_page(mapping, index);if (unlikely(page &＃61;&＃61; NULL))goto no_cached_page;}if (PageReadahead(page)) {page_cache_async_readahead(mapping,ra, filp, page,index, last_index - index);}/** Ok, we have the page, and it&＃39;s up-to-date, so* now we can copy it to user space...*/ret &＃61; copy_page_to_iter(page, offset, nr, iter);}
}


generic_file_buffered_read 从 page cache 中判断是否由缓存页

• 若没则从文件系统读取进行预读和缓存, 再次查找缓存页
• 若有, 还需判断是否需要预读, 若需要调用 page_cache_async_readahead
• 最后调用 copy_page_to_user 从内核拷贝到用户空间

总结

图片来自极客时间趣谈linux操作系统

• 系统调用层
  read 和 write
• VFS 层
  vfs_read 和 vfs_write 并且调用 file_operation
• ext4 层
  调用的是 ext4_file_read_iter 和 ext4_file_write_iter。
• 缓存 I/O 和直接 I/O
  • 直接 I/O
    直接 I/O 读写的流程是一样的&＃xff0c;调用 ext4_direct_IO&＃xff0c;再往下就调用块设备层
  • 缓存 I/O
    读写的流程不一样
    • 读
      从块设备读取到缓存中&＃xff0c;然后从缓存中拷贝到用户态
    • 写
      从用户态拷贝到缓存&＃xff0c;设置缓存页为脏&＃xff0c;然后启动一个线程写入块设备

内核版本不同部分函数名称可能不一样

参考资料&＃xff1a;

趣谈Linux操作系统&＃xff08;极客时间&＃xff09;链接&＃xff1a;
http://gk.link/a/10iXZ
欢迎大家来一起交流学习