Linux的文件系統(tǒng)及文件緩存知識(shí)點(diǎn)整理

Linux的文件系統(tǒng)特點(diǎn)

• 文件系統(tǒng)要有嚴(yán)格的組織形式，使得文件能夠以塊為單位進(jìn)行存儲(chǔ)。

• 文件系統(tǒng)中也要有索引區(qū)，用來(lái)方便查找一個(gè)文件分成的多個(gè)塊都存放在了什么位置。

• 如果文件系統(tǒng)中有的文件是熱點(diǎn)文件，近期經(jīng)常被讀取和寫入，文件系統(tǒng)應(yīng)該有緩存層。

• 文件應(yīng)該用文件夾的形式組織起來(lái)，方便管理和查詢。

• Linux內(nèi)核要在自己的內(nèi)存里面維護(hù)一套數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，來(lái)保存哪些文件被哪些進(jìn)程打開和使用。

總體來(lái)說(shuō)，文件系統(tǒng)的主要功能梳理如下：

ext系列的文件系統(tǒng)的格式

inode與塊的存儲(chǔ)

硬盤分成相同大小的單元，我們稱為塊（Block）。一塊的大小是扇區(qū)大小的整數(shù)倍，默認(rèn)是4K。在格式化的時(shí)候，這個(gè)值是可以設(shè)定的。

一大塊硬盤被分成了一個(gè)個(gè)小的塊，用來(lái)存放文件的數(shù)據(jù)部分。這樣一來(lái)，如果我們像存放一個(gè)文件，就不用給他分配一塊連續(xù)的空間了。我們可以分散成一個(gè)個(gè)小塊進(jìn)行存放。這樣就靈活得多，也比較容易添加、刪除和插入數(shù)據(jù)。

inode就是文件索引的意思，我們每個(gè)文件都會(huì)對(duì)應(yīng)一個(gè)inode；一個(gè)文件夾就是一個(gè)文件，也對(duì)應(yīng)一個(gè)inode。

inode數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)如下：

struct ext4_inode {
    __le16  i_mode;     /* File mode */
    __le16  i_uid;      /* Low 16 bits of Owner Uid */
    __le32  i_size_lo;  /* Size in bytes */
    __le32  i_atime;    /* Access time */
    __le32  i_ctime;    /* Inode Change time */
    __le32  i_mtime;    /* Modification time */
    __le32  i_dtime;    /* Deletion Time */
    __le16  i_gid;      /* Low 16 bits of Group Id */
    __le16  i_links_count;  /* Links count */
    __le32  i_blocks_lo;    /* Blocks count */
    __le32  i_flags;    /* File flags */
......
    __le32  i_block[EXT4_N_BLOCKS];/* Pointers to blocks */
    __le32  i_generation;   /* File version (for NFS) */
    __le32  i_file_acl_lo;  /* File ACL */
    __le32  i_size_high;
......
};

inode里面有文件的讀寫權(quán)限i_mode，屬于哪個(gè)用戶i_uid，哪個(gè)組i_gid，大小是多少i_size_io，占用多少個(gè)塊i_blocks_io，i_atime是access time，是最近一次訪問文件的時(shí)間；i_ctime是change time，是最近一次更改inode的時(shí)間；i_mtime是modify time，是最近一次更改文件的時(shí)間等。

所有的文件都是保存在i_block里面。具體保存規(guī)則由EXT4_N_BLOCKS決定，EXT4_N_BLOCKS有如下的定義：

#define    EXT4_NDIR_BLOCKS        12
#define    EXT4_IND_BLOCK          EXT4_NDIR_BLOCKS
#define    EXT4_DIND_BLOCK         (EXT4_IND_BLOCK + 1)
#define    EXT4_TIND_BLOCK         (EXT4_DIND_BLOCK + 1)
#define    EXT4_N_BLOCKS           (EXT4_TIND_BLOCK + 1)

在ext2和ext3中，其中前12項(xiàng)直接保存了塊的位置，也就是說(shuō)，我們可以通過i_block[0-11]，直接得到保存文件內(nèi)容的塊。

但是，如果一個(gè)文件比較大，12塊放不下。當(dāng)我們用到i_block[12]的時(shí)候，就不能直接放數(shù)據(jù)塊的位置了，要不然i_block很快就會(huì)用完了。

那么可以讓i_block[12]指向一個(gè)塊，這個(gè)塊里面不放數(shù)據(jù)塊，而是放數(shù)據(jù)塊的位置，這個(gè)塊我們稱為間接塊。如果文件再大一些，i_block[13]會(huì)指向一個(gè)塊，我們可以用二次間接塊。二次間接塊里面存放了間接塊的位置，間接塊里面存放了數(shù)據(jù)塊的位置，數(shù)據(jù)塊里面存放的是真正的數(shù)據(jù)。如果文件再大點(diǎn)，那么i_block[14]同理。

這里面有一個(gè)非常顯著的問題，對(duì)于大文件來(lái)講，我們要多次讀取硬盤才能找到相應(yīng)的塊，這樣訪問速度就會(huì)比較慢。

為了解決這個(gè)問題，ext4做了一定的改變。它引入了一個(gè)新的概念，叫作Extents。比方說(shuō)，一個(gè)文件大小為128M，如果使用4k大小的塊進(jìn)行存儲(chǔ)，需要32k個(gè)塊。如果按照ext2或者ext3那樣散著放，數(shù)量太大了。但是Extents可以用于存放連續(xù)的塊，也就是說(shuō)，我們可以把128M放在一個(gè)Extents里面。這樣的話，對(duì)大文件的讀寫性能提高了，文件碎片也減少了。

Exents是一個(gè)樹狀結(jié)構(gòu)：

每個(gè)節(jié)點(diǎn)都有一個(gè)頭，ext4_extent_header可以用來(lái)描述某個(gè)節(jié)點(diǎn)。

struct ext4_extent_header {
    __le16  eh_magic;   /* probably will support different formats */
    __le16  eh_entries; /* number of valid entries */
    __le16  eh_max;     /* capacity of store in entries */
    __le16  eh_depth;   /* has tree real underlying blocks? */
    __le32  eh_generation;  /* generation of the tree */
};

eh_entries表示這個(gè)節(jié)點(diǎn)里面有多少項(xiàng)。這里的項(xiàng)分兩種，如果是葉子節(jié)點(diǎn)，這一項(xiàng)會(huì)直接指向硬盤上的連續(xù)塊的地址，我們稱為數(shù)據(jù)節(jié)點(diǎn)ext4_extent；如果是分支節(jié)點(diǎn)，這一項(xiàng)會(huì)指向下一層的分支節(jié)點(diǎn)或者葉子節(jié)點(diǎn)，我們稱為索引節(jié)點(diǎn)ext4_extent_idx。這兩種類型的項(xiàng)的大小都是12個(gè)byte。

/*
 * This is the extent on-disk structure.
 * It's used at the bottom of the tree.
 */
struct ext4_extent {
    __le32  ee_block;   /* first logical block extent covers */
    __le16  ee_len;     /* number of blocks covered by extent */
    __le16  ee_start_hi;    /* high 16 bits of physical block */
    __le32  ee_start_lo;    /* low 32 bits of physical block */
};
/*
 * This is index on-disk structure.
 * It's used at all the levels except the bottom.
 */
struct ext4_extent_idx {
    __le32  ei_block;   /* index covers logical blocks from 'block' */
    __le32  ei_leaf_lo; /* pointer to the physical block of the next *
                 * level. leaf or next index could be there */
    __le16  ei_leaf_hi; /* high 16 bits of physical block */
    __u16   ei_unused;
};

如果文件不大，inode里面的i_block中，可以放得下一個(gè)ext4_extent_header和4項(xiàng)ext4_extent。所以這個(gè)時(shí)候，eh_depth為0，也即inode里面的就是葉子節(jié)點(diǎn)，樹高度為0。

如果文件比較大，4個(gè)extent放不下，就要分裂成為一棵樹，eh_depth>0的節(jié)點(diǎn)就是索引節(jié)點(diǎn)，其中根節(jié)點(diǎn)深度最大，在inode中。最底層eh_depth=0的是葉子節(jié)點(diǎn)。

除了根節(jié)點(diǎn)，其他的節(jié)點(diǎn)都保存在一個(gè)塊4k里面，4k扣除ext4_extent_header的12個(gè)byte，剩下的能夠放340項(xiàng)，每個(gè)extent最大能表示128MB的數(shù)據(jù)，340個(gè)extent會(huì)使你的表示的文件達(dá)到42.5GB。

inode位圖和塊位圖

inode的位圖大小為4k，每一位對(duì)應(yīng)一個(gè)inode。如果是1，表示這個(gè)inode已經(jīng)被用了；如果是0，則表示沒被用。block的位圖同理。

在Linux操作系統(tǒng)里面，想要?jiǎng)?chuàng)建一個(gè)新文件，會(huì)調(diào)用open函數(shù)，并且參數(shù)會(huì)有O_CREAT。這表示當(dāng)文件找不到的時(shí)候，我們就需要?jiǎng)?chuàng)建一個(gè)。那么open函數(shù)的調(diào)用過程大致是：要打開一個(gè)文件，先要根據(jù)路徑找到文件夾。如果發(fā)現(xiàn)文件夾下面沒有這個(gè)文件，同時(shí)又設(shè)置了O_CREAT，就說(shuō)明我們要在這個(gè)文件夾下面創(chuàng)建一個(gè)文件。

創(chuàng)建一個(gè)文件，那么就需要?jiǎng)?chuàng)建一個(gè)inode，那么就會(huì)從文件系統(tǒng)里面讀取inode位圖，然后找到下一個(gè)為0的inode，就是空閑的inode。對(duì)于block位圖，在寫入文件的時(shí)候，也會(huì)有這個(gè)過程。

文件系統(tǒng)的格式

數(shù)據(jù)塊的位圖是放在一個(gè)塊里面的，共4k。每位表示一個(gè)數(shù)據(jù)塊，共可以表示個(gè)數(shù)據(jù)塊。如果每個(gè)數(shù)據(jù)塊也是按默認(rèn)的4K，最大可以表示空間為個(gè)byte，也就是128M，那么顯然是不夠的。

這個(gè)時(shí)候就需要用到塊組，數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)為ext4_group_desc，這里面對(duì)于一個(gè)塊組里的inode位圖bg_inode_bitmap_lo、塊位圖bg_block_bitmap_lo、inode列表bg_inode_table_lo，都有相應(yīng)的成員變量。

這樣一個(gè)個(gè)塊組，就基本構(gòu)成了我們整個(gè)文件系統(tǒng)的結(jié)構(gòu)。因?yàn)閴K組有多個(gè)，塊組描述符也同樣組成一個(gè)列表，我們把這些稱為塊組描述符表。

我們還需要有一個(gè)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，對(duì)整個(gè)文件系統(tǒng)的情況進(jìn)行描述，這個(gè)就是超級(jí)塊ext4_super_block。里面有整個(gè)文件系統(tǒng)一共有多少inode，s_inodes_count；一共有多少塊，s_blocks_count_lo，每個(gè)塊組有多少inode，s_inodes_per_group，每個(gè)塊組有多少塊，s_blocks_per_group等。這些都是這類的全局信息。

最終，整個(gè)文件系統(tǒng)格式就是下面這個(gè)樣子。

默認(rèn)情況下，超級(jí)塊和塊組描述符表都有副本保存在每一個(gè)塊組里面。防止這些數(shù)據(jù)丟失了，導(dǎo)致整個(gè)文件系統(tǒng)都打不開了。

由于如果每個(gè)塊組里面都保存一份完整的塊組描述符表，一方面很浪費(fèi)空間；另一個(gè)方面，由于一個(gè)塊組最大128M，而塊組描述符表里面有多少項(xiàng)，這就限制了有多少個(gè)塊組，128M * 塊組的總數(shù)目是整個(gè)文件系統(tǒng)的大小，就被限制住了。

因此引入Meta Block Groups特性。

首先，塊組描述符表不會(huì)保存所有塊組的描述符了，而是將塊組分成多個(gè)組，我們稱為元塊組（Meta Block Group）。每個(gè)元塊組里面的塊組描述符表僅僅包括自己的，一個(gè)元塊組包含64個(gè)塊組，這樣一個(gè)元塊組中的塊組描述符表最多64項(xiàng)。

我們假設(shè)一共有256個(gè)塊組，原來(lái)是一個(gè)整的塊組描述符表，里面有256項(xiàng)，要備份就全備份，現(xiàn)在分成4個(gè)元塊組，每個(gè)元塊組里面的塊組描述符表就只有64項(xiàng)了，這就小多了，而且四個(gè)元塊組自己備份自己的。

根據(jù)圖中，每一個(gè)元塊組包含64個(gè)塊組，塊組描述符表也是64項(xiàng)，備份三份，在元塊組的第一個(gè)，第二個(gè)和最后一個(gè)塊組的開始處。

如果開啟了sparse_super特性，超級(jí)塊和塊組描述符表的副本只會(huì)保存在塊組索引為0、3、5、7的整數(shù)冪里。所以上圖的超級(jí)塊只在索引為0、3、5、7等的整數(shù)冪里。

目錄的存儲(chǔ)格式

其實(shí)目錄本身也是個(gè)文件，也有inode。inode里面也是指向一些塊。和普通文件不同的是，普通文件的塊里面保存的是文件數(shù)據(jù)，而目錄文件的塊里面保存的是目錄里面一項(xiàng)一項(xiàng)的文件信息。這些信息我們稱為ext4_dir_entry。

在目錄文件的塊中，最簡(jiǎn)單的保存格式是列表，每一項(xiàng)都會(huì)保存這個(gè)目錄的下一級(jí)的文件的文件名和對(duì)應(yīng)的inode，通過這個(gè)inode，就能找到真正的文件。第一項(xiàng)是“.”，表示當(dāng)前目錄，第二項(xiàng)是“…”，表示上一級(jí)目錄，接下來(lái)就是一項(xiàng)一項(xiàng)的文件名和inode。

如果在inode中設(shè)置EXT4_INDEX_FL標(biāo)志，那么就表示根據(jù)索引查找文件。索引項(xiàng)會(huì)維護(hù)一個(gè)文件名的哈希值和數(shù)據(jù)塊的一個(gè)映射關(guān)系。

如果我們要查找一個(gè)目錄下面的文件名，可以通過名稱取哈希。如果哈希能夠匹配上，就說(shuō)明這個(gè)文件的信息在相應(yīng)的塊里面。然后打開這個(gè)塊，如果里面不再是索引，而是索引樹的葉子節(jié)點(diǎn)的話，那里面還是ext4_dir_entry的列表，我們只要一項(xiàng)一項(xiàng)找文件名就行。通過索引樹，我們可以將一個(gè)目錄下面的N多的文件分散到很多的塊里面，可以很快地進(jìn)行查找。

Linux中的文件緩存

ext4文件系統(tǒng)層

對(duì)于ext4文件系統(tǒng)來(lái)講，內(nèi)核定義了一個(gè)ext4_file_operations。

const struct file_operations ext4_file_operations = {
......
    .read_iter  = ext4_file_read_iter,
    .write_iter = ext4_file_write_iter,
......
}

ext4_file_read_iter會(huì)調(diào)用generic_file_read_iter，ext4_file_write_iter會(huì)調(diào)用__generic_file_write_iter。

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

generic_file_read_iter和__generic_file_write_iter有相似的邏輯，就是要區(qū)分是否用緩存。因此，根據(jù)是否使用內(nèi)存做緩存，我們可以把文件的I/O操作分為兩種類型。

第一種類型是緩存I/O。大多數(shù)文件系統(tǒng)的默認(rèn)I/O操作都是緩存I/O。對(duì)于讀操作來(lái)講，操作系統(tǒng)會(huì)先檢查，內(nèi)核的緩沖區(qū)有沒有需要的數(shù)據(jù)。如果已經(jīng)緩存了，那就直接從緩存中返回；否則從磁盤中讀取，然后緩存在操作系統(tǒng)的緩存中。對(duì)于寫操作來(lái)講，操作系統(tǒng)會(huì)先將數(shù)據(jù)從用戶空間復(fù)制到內(nèi)核空間的緩存中。這時(shí)對(duì)用戶程序來(lái)說(shuō)，寫操作就已經(jīng)完成。至于什么時(shí)候再寫到磁盤中由操作系統(tǒng)決定，除非顯式地調(diào)用了sync同步命令。

第二種類型是直接IO，就是應(yīng)用程序直接訪問磁盤數(shù)據(jù)，而不經(jīng)過內(nèi)核緩沖區(qū)，從而減少了在內(nèi)核緩存和用戶程序之間數(shù)據(jù)復(fù)制。

如果在寫的邏輯__generic_file_write_iter里面，發(fā)現(xiàn)設(shè)置了IOCB_DIRECT，則調(diào)用generic_file_direct_write，里面同樣會(huì)調(diào)用address_space的direct_IO的函數(shù)，將數(shù)據(jù)直接寫入硬盤。

帶緩存的寫入操作

我們先來(lái)看帶緩存寫入的函數(shù)generic_perform_write。

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


        balance_dirty_pages_ratelimited(mapping);
    } while (iov_iter_count(i));
}

循環(huán)中主要做了這幾件事：

• 對(duì)于每一頁(yè)，先調(diào)用address_space的write_begin做一些準(zhǔn)備；

• 調(diào)用iov_iter_copy_from_user_atomic，將寫入的內(nèi)容從用戶態(tài)拷貝到內(nèi)核態(tài)的頁(yè)中；

• 調(diào)用address_space的write_end完成寫操作；

• 調(diào)用balance_dirty_pages_ratelimited，看臟頁(yè)是否太多，需要寫回硬盤。所謂臟頁(yè)，就是寫入到緩存，但是還沒有寫入到硬盤的頁(yè)面。

對(duì)于第一步，調(diào)用的是ext4_write_begin來(lái)說(shuō)，主要做兩件事：

第一做日志相關(guān)的工作。

ext4是一種日志文件系統(tǒng)，是為了防止突然斷電的時(shí)候的數(shù)據(jù)丟失，引入了日志（Journal）模式。日志文件系統(tǒng)比非日志文件系統(tǒng)多了一個(gè)Journal區(qū)域。文件在ext4中分兩部分存儲(chǔ)，一部分是文件的元數(shù)據(jù)，另一部分是數(shù)據(jù)。元數(shù)據(jù)和數(shù)據(jù)的操作日志Journal也是分開管理的。你可以在掛載ext4的時(shí)候，選擇Journal模式。這種模式在將數(shù)據(jù)寫入文件系統(tǒng)前，必須等待元數(shù)據(jù)和數(shù)據(jù)的日志已經(jīng)落盤才能發(fā)揮作用。這樣性能比較差，但是最安全。

另一種模式是order模式。這個(gè)模式不記錄數(shù)據(jù)的日志，只記錄元數(shù)據(jù)的日志，但是在寫元數(shù)據(jù)的日志前，必須先確保數(shù)據(jù)已經(jīng)落盤。這個(gè)折中，是默認(rèn)模式。

還有一種模式是writeback，不記錄數(shù)據(jù)的日志，僅記錄元數(shù)據(jù)的日志，并且不保證數(shù)據(jù)比元數(shù)據(jù)先落盤。這個(gè)性能最好，但是最不安全。

第二調(diào)用grab_cache_page_write_begin來(lái)，得到應(yīng)該寫入的緩存頁(yè)。

struct page *grab_cache_page_write_begin(struct address_space *mapping,
                    pgoff_t index, unsigned flags)
{
    struct page *page;
    int fgp_flags = FGP_LOCK|FGP_WRITE|FGP_CREAT;
    page = pagecache_get_page(mapping, index, fgp_flags,
            mapping_gfp_mask(mapping));
    if (page)
        wait_for_stable_page(page);
    return page;
}

在內(nèi)核中，緩存以頁(yè)為單位放在內(nèi)存里面，每一個(gè)打開的文件都有一個(gè)struct file結(jié)構(gòu)，每個(gè)struct file結(jié)構(gòu)都有一個(gè)struct address_space用于關(guān)聯(lián)文件和內(nèi)存，就是在這個(gè)結(jié)構(gòu)里面，有一棵樹，用于保存所有與這個(gè)文件相關(guān)的的緩存頁(yè)。

對(duì)于第二步，調(diào)用iov_iter_copy_from_user_atomic。先將分配好的頁(yè)面調(diào)用kmap_atomic映射到內(nèi)核里面的一個(gè)虛擬地址，然后將用戶態(tài)的數(shù)據(jù)拷貝到內(nèi)核態(tài)的頁(yè)面的虛擬地址中，調(diào)用kunmap_atomic把內(nèi)核里面的映射刪除。

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

第三步中，調(diào)用ext4_write_end完成寫入。這里面會(huì)調(diào)用ext4_journal_stop完成日志的寫入，會(huì)調(diào)用block_write_end->__block_commit_write->mark_buffer_dirty，將修改過的緩存標(biāo)記為臟頁(yè)。可以看出，其實(shí)所謂的完成寫入，并沒有真正寫入硬盤，僅僅是寫入緩存后，標(biāo)記為臟頁(yè)。

第四步，調(diào)用 balance_dirty_pages_ratelimited，是回寫臟頁(yè)。

/**
 * balance_dirty_pages_ratelimited - balance dirty memory state
 * @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's
 * dirty state and will initiate writeback if needed.
  */
void balance_dirty_pages_ratelimited(struct address_space *mapping)
{
    struct inode *inode = mapping->host;
    struct backing_dev_info *bdi = inode_to_bdi(inode);
    struct bdi_writeback *wb = NULL;
    int ratelimit;
......
    if (unlikely(current->nr_dirtied >= ratelimit))
        balance_dirty_pages(mapping, wb, current->nr_dirtied);
......
}

在balance_dirty_pages_ratelimited里面，發(fā)現(xiàn)臟頁(yè)的數(shù)目超過了規(guī)定的數(shù)目，就調(diào)用balance_dirty_pages->wb_start_background_writeback，啟動(dòng)一個(gè)背后線程開始回寫。

另外還有幾種場(chǎng)景也會(huì)觸發(fā)回寫：

• 用戶主動(dòng)調(diào)用sync，將緩存刷到硬盤上去，最終會(huì)調(diào)用wakeup_flusher_threads，同步臟頁(yè)；

• 當(dāng)內(nèi)存十分緊張，以至于無(wú)法分配頁(yè)面的時(shí)候，會(huì)調(diào)用free_more_memory，最終會(huì)調(diào)用wakeup_flusher_threads，釋放臟頁(yè)；

• 臟頁(yè)已經(jīng)更新了較長(zhǎng)時(shí)間，時(shí)間上超過了設(shè)定時(shí)間，需要及時(shí)回寫，保持內(nèi)存和磁盤上數(shù)據(jù)一致性。

帶緩存的讀操作

看帶緩存的讀，對(duì)應(yīng)的是函數(shù)generic_file_buffered_read。

static ssize_t generic_file_buffered_read(struct kiocb *iocb,
        struct iov_iter *iter, ssize_t written)
{
    struct file *filp = iocb->ki_filp;
    struct address_space *mapping = filp->f_mapping;
    struct inode *inode = mapping->host;
    for (;;) {
        struct page *page;
        pgoff_t end_index;
        loff_t isize;
        page = 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 = find_get_page(mapping, index);
            if (unlikely(page == 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's up-to-date, so
         * now we can copy it to user space...
         */
        ret = copy_page_to_iter(page, offset, nr, iter);
    }
}

在generic_file_buffered_read函數(shù)中，我們需要先找到page cache里面是否有緩存頁(yè)。如果沒有找到，不但讀取這一頁(yè)，還要進(jìn)行預(yù)讀，這需要在page_cache_sync_readahead函數(shù)中實(shí)現(xiàn)。預(yù)讀完了以后，再試一把查找緩存頁(yè)。

如果第一次找緩存頁(yè)就找到了，我們還是要判斷，是不是應(yīng)該繼續(xù)預(yù)讀；如果需要，就調(diào)用page_cache_async_readahead發(fā)起一個(gè)異步預(yù)讀。

最后，copy_page_to_iter會(huì)將內(nèi)容從內(nèi)核緩存頁(yè)拷貝到用戶內(nèi)存空間。

作者：luozhiyun
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