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I/O write 

I/O read:

 read 系統調用的處理分為用戶空間和內核空間處理兩部分。其中，用戶空間處理只是通過 0x80 中斷陷入內核，接著調用其中斷服務例程，即 sys_read 以進入內核處理流程。

對于 read 系統調用在內核的處理，如上圖所述，經過了 VFS、具體文件系統，如 ext2、頁高速緩沖存層、通用塊層、IO 調度層、設備驅動層、和設備層。其中，VFS 主要是用來屏蔽下層具體文件系統操作的差異，對上提供一個統一接口，正是因為有了這個層次，所以可以把設備抽象成文件。具體文件系統，則定義了自己的塊大小、操作集合等。引入 cache 層的目的，是為了提高 IO 效率。它緩存了磁盤上的部分數據，當請求到達時，如果在 cache 中存在該數據且是最新的，則直接將其傳遞給用戶程序，免除了對底層磁盤的操作。通用塊層的主要工作是，接收上層發出的磁盤請求，并最終發出 IO 請求（BIO）。IO 調度層則試圖根據設置好的調度算法對通用塊層的 bio 請求合并和排序，回調驅動層提供的請求處理函數，以處理具體的 IO 請求。驅動層的驅動程序對應具體的物理設備，它從上層取出 IO 請求，并根據該 IO 請求中指定的信息，通過向具體塊設備的設備控制器發送命令的方式，來操縱設備傳輸數據。設備層都是具體的物理設備。

VFS 層：

內核函數 sys_read 是 read 系統調用在該層的入口點。

它根據文件 fd 指定的索引，從當前進程描述符中取出相應的 file 對象，并調用 vfs_read 執行文件讀取操作。

vfs_read 會調用與具體文件相關的 read 函數執行讀取操作，file- f_op.read。

然后，VFS 將控制權交給了 ext2 文件系統。（ext2 在此作為示例，進行解析）

Ext2 文件系統層的處理

通過 ext2_file_operations 結構知道，上述函數最終會調用到 do_sync_read 函數，它是系統通用的讀取函數。所以說，do_sync_read 才是 ext2 層的真實入口。

該層入口函數 do_sync_read 調用函數 generic_file_aio_read，后者判斷本次讀請求的訪問方式，如果是直接 io（filp- f_flags 被設置了 O_DIRECT 標志，即不經過 cache）的方式，則調用 generic_file_direct_IO 函數；如果是 page cache 的方式，則調用 do_generic_file_read 函數。它會判斷該頁是否在頁高速緩存，如果是，直接將數據拷貝到用戶空間。如果不在，則調用 page_cache_sync_readahead 函數執行預讀（檢查是否可以預讀），它會調用 mpage_readpages。如果仍然未能命中（可能不允許預讀或者其它原因），則直接跳轉 readpage，執行 mpage_readpage，從磁盤讀取數據。

在 mpage_readpages(一次讀多個頁) 中，它會將連續的磁盤塊放入同一個 BIO，并延緩 BIO 的提交，直到出現不連續的塊，則直接提交 BIO，再繼續處理，以構造另外的 BIO。

文件的 page cache 結構

圖 5 顯示了一個文件的 page cache 結構。文件被分割為一個個以 page 大小為單元的數據塊, 這些數據塊（頁）被組織成一個多叉樹（稱為 radix 樹）。樹中所有葉子節點為一個個頁幀結構（struct page），表示了用于緩存該文件的每一個頁。在葉子層最左端的第一個頁保存著該文件的前 4096 個字節（如果頁的大小為 4096 字節），接下來的頁保存著文件第二個 4096 個字節，依次類推。樹中的所有中間節點為組織節點，指示某一地址上的數據所在的頁。此樹的層次可以從 0 層到 6 層，所支持的文件大小從 0 字節到 16 T 個字節。樹的根節點指針可以從和文件相關的 address_space 對象（該對象保存在和文件關聯的 inode 對象中）中取得。

mpage 處理機制就是 page cache 層要處理的問題。

通用塊層

在緩存層處理末尾，執行 mpage_submit_bio 之后，會調用 generic_make_request 函數。這是通用塊層的入口函數。

它將 bio 傳送到 IO 調度層進行處理。

IO 調度層

對 bio 進行合并、排序，以提高 IO 效率。然后，調用設備驅動層的回調函數，request_fn，轉到設備驅動層處理。

設備驅動層

request 函數對請求隊列中每個 bio 進行分別處理，根據 bio 中的信息向磁盤控制器發送命令。處理完成后，調用完成函數 end_bio 以通知上層完成。

塊設備驅動

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