Linux Kernel文件系统写I/O流程代码分析（一）
Linux Kernel文件系统写I/O流程代码分析（一）
在Linux VFS机制简析（二）这篇博客上介绍了struct address_space_operations里底层文件系统需要实现的操作，实际编码过程中发现不是那么清楚的知道这里面的函数具体是干啥，在什么时候调用。尤其是写IO相关的操作，包括write_begin, write_end, writepage, writepages, direct_IO以及set_page_dirty等函数指针。
要搞清楚这些函数指针，就需要纵观整个写流程里这些函数指针的调用位置。因此本文重点分析和梳理了Linux文件系统写I/O的代码流程，以帮助实现底层文件系统的读写接口。
概览
先放一张图镇贴，该流程图没有包括bdi_writeback回写机制（将在下一篇中展示）：
VFS流程
sys_write()
Glibc提供的write()函数调用由内核的write系统调用实现，对应的系统调用函数为sys_write()定义如下：
asmlinkage long sys_write(unsigned int fd, const char __user *buf,
size_t count);
sys_write()的实现在fs/read_write.c里：
SYSCALL_DEFINE3(write, unsigned int, fd, const char __user *, buf,
size_t, count)
{
struct fd f = fdget_pos(fd);
ssize_t ret = -EBADF;
if (f.file) {
loff_t pos = file_pos_read(f.file);
ret = vfs_write(f.file, buf, count, &pos);
file_pos_write(f.file, pos);
fdput_pos(f);
}
return ret;
}
该函数获取struct fd引用计数和pos锁定，获取pos并主要通过调用vfs_write()实现数据写入。
vfs_write()
vfs_write()函数定义如下：
ssize_t vfs_write(struct file *file, const char __user *buf, size_t count, loff_t *pos)
{
ssize_t ret;
if (!(file->f_mode & FMODE_WRITE))
return -EBADF;
if (!file->f_op || (!file->f_op->write && !file->f_op->aio_write))
return -EINVAL;
if (unlikely(!access_ok(VERIFY_READ, buf, count)))
return -EFAULT;
ret = rw_verify_area(WRITE, file, pos, count);
if (ret >= 0) {
count = ret;
file_start_write(file);
if (file->f_op->write)
ret = file->f_op->write(file, buf, count, pos);
else
ret = do_sync_write(file, buf, count, pos);
if (ret > 0) {
fsnotify_modify(file);
add_wchar(current, ret);
}
inc_syscw(current);
file_end_write(file);
}
return ret;
}
该函数首先调用rw_verify_area()检查pos和count对应的区域是否可以写入（如是否获取写锁等）。然后如果底层文件系统指定了struct file_operations里的write()函数指针，则调用file->f_op->write()函数，否则直接调用VFS的通用写入函数do_sync_write()。
do_sync_write()
VFS的do_sync_write()函数在底层文件系统没有指定f_op->write()函数指针时默认调用，它也被很多底层系统直接指定为f_op->write()。其定义如下所示：
ssize_t do_sync_write(struct file *filp, const char __user *buf, size_t len, loff_t *ppos)
{
struct iovec iov = { .iov_base = (void __user *)buf, .iov_len = len };
struct kiocb kiocb;
ssize_t ret;
init_sync_kiocb(&kiocb, filp);
kiocb.ki_pos = *ppos;
kiocb.ki_left = len;
kiocb.ki_nbytes = len;
ret = filp->f_op->aio_write(&kiocb, &iov, 1, kiocb.ki_pos);
if (-EIOCBQUEUED == ret)
ret = wait_on_sync_kiocb(&kiocb);
*ppos = kiocb.ki_pos;
return ret;
}
通过时上面的代码可知，该函数主要生成struct kiocb，将其提交给f_op->aio_write()函数，并等待该kiocb的完成。所以底层文件系统必须实现f_op->aio_write()函数指针。
底层文件系统大部分实现了自己的f_op->aio_write()，也有部分文件系统（如ext4, nfs等）直接指向了通用的写入方法：generic_file_aio_write()。我们通过该函数代码来分析写入的大致流程。
generic_file_aio_write()
VFS（其实是mm模块）提供了通用的aio_write()函数，其定义如下：
ssize_t generic_file_aio_write(struct kiocb *iocb, const struct iovec *iov,
unsigned long nr_segs, loff_t pos)
{
struct file *file = iocb->ki_filp;
struct inode *inode = file->f_mapping->host;
ssize_t ret;
BUG_ON(iocb->ki_pos != pos);
mutex_lock(&inode->i_mutex);
ret = __generic_file_aio_write(iocb, iov, nr_segs, &iocb->ki_pos);
mutex_unlock(&inode->i_mutex);
if (ret > 0) {
ssize_t err;
err = generic_write_sync(file, pos, ret);
if (err < 0 && ret > 0)
ret = err;
}
return ret;
}
该函数对inode加锁之后，调用__generic_file_aio_write()函数将数据写入。如果ret > 0即数据写入成功，并且写操作需要同步到磁盘（如设置了O_SYNC），则调用generic_write_sync()，这里面将调用f_op->fsync()函数指针将数据写盘。
函数__generic_file_aio_write()的代码略多，这里贴出主要的片段如下：
ssize_t __generic_file_aio_write(struct kiocb *iocb, const struct iovec *iov,
unsigned long nr_segs, loff_t *ppos)
{
...
if (io_is_direct(file)) {
loff_t endbyte;
ssize_t written_buffered;
written = generic_file_direct_write(iocb, iov, &nr_segs, pos,
ppos, count, ocount);
...
} else {
written = generic_file_buffered_write(iocb, iov, nr_segs,
pos, ppos, count, written);
}
...
从上面代码可以看到，如果是Direct IO，则调用generic_file_direct_write()，不经过page cache直接写入磁盘；如果不是Direct IO，则调用generic_file_buffered_write()写入page cache。
Direct IO实现
generic_file_direct_write()
函数generic_file_direct_write()的主要代码如下所示：
ssize_t
generic_file_direct_write(struct kiocb *iocb, const struct iovec *iov,
unsigned long *nr_segs, loff_t pos, loff_t *ppos,
size_t count, size_t ocount)
{
...
if (count != ocount)
*nr_segs = iov_shorten((struct iovec *)iov, *nr_segs, count);
write_len = iov_length(iov, *nr_segs);
end = (pos + write_len - 1) >> PAGE_CACHE_SHIFT;
written = filemap_write_and_wait_range(mapping, pos, pos + write_len - 1);
if (written)
goto out;
if (mapping->nrpages) {
written = invalidate_inode_pages2_range(mapping,
pos >> PAGE_CACHE_SHIFT, end);
if (written) {
if (written == -EBUSY)
return 0;
goto out;
}
}
written = mapping->a_ops->direct_IO(WRITE, iocb, iov, pos, *nr_segs);
if (mapping->nrpages) {
invalidate_inode_pages2_range(mapping,
pos >> PAGE_CACHE_SHIFT, end);
}
if (written > 0) {
pos += written;
if (pos > i_size_read(inode) && !S_ISBLK(inode->i_mode)) {
i_size_write(inode, pos);
mark_inode_dirty(inode);
}
*ppos = pos;
}
out:
return written;
}
由于是Direct IO，在写入之前需要调用filemap_write_and_wait_range()将page cache里的对应脏数据刷盘，以保障正确的写入顺序。filemap_write_and_wait_range()函数最终通过调用do_writepages()函数将脏页刷盘（参见后面）。
然后调用invalidate_inode_pages2_range()函数将要写入的区域在page cache里失效，以保证读操作必须经过磁盘读到最新写入的数据。在本次写操作完成后再次调用invalidate_inode_pages2_range()函数将page cache失效，避免写入磁盘的过程中有新的读取操作将过期数据读到了cache里。
最终通过调用a_ops->dierct_IO()将数据Direct IO方式写入磁盘。a_ops即struct address_operations，由底层文件系统实现。
Buffered IO实现
generic_file_buffered_write()
函数generic_file_buffered_write()的主要代码如下所示：
ssize_t
generic_file_buffered_write(struct kiocb *iocb, const struct iovec *iov,
unsigned long nr_segs, loff_t pos, loff_t *ppos,
size_t count, ssize_t written)
{
struct file *file = iocb->ki_filp;
ssize_t status;
struct iov_iter i;
iov_iter_init(&i, iov, nr_segs, count, written);
status = generic_perform_write(file, &i, pos);
if (likely(status >= 0)) {
written += status;
*ppos = pos + status;
}
return written ? written : status;
}
该函数初始化一个struct iov_iter，然后主要通过调用generic_perform_write()函数写入page cache。
generic_perform_write()
函数generic_perform_write()主要代码如下所示：
static ssize_t generic_perform_write(struct file *file,
struct iov_iter *i, loff_t pos)
{
...
if (segment_eq(get_fs(), KERNEL_DS))
flags |= AOP_FLAG_UNINTERRUPTIBLE;
do {
...
offset = (pos & (PAGE_CACHE_SIZE - 1));
bytes = min_t(unsigned long, PAGE_CACHE_SIZE - offset,
iov_iter_count(i));
again:
if (unlikely(iov_iter_fault_in_readable(i, bytes))) {
status = -EFAULT;
break;
}
status = a_ops->write_begin(file, mapping, pos, bytes, flags,
&page, &fsdata);
if (unlikely(status))
break;
if (mapping_writably_mapped(mapping))
flush_dcache_page(page);
pagefault_disable();
copied = iov_iter_copy_from_user_atomic(page, i, offset, bytes);
pagefault_enable();
flush_dcache_page(page);
mark_page_accessed(page);
status = a_ops->write_end(file, mapping, pos, bytes, copied,
page, fsdata);
if (unlikely(status < 0))
break;
copied = status;
cond_resched();
iov_iter_advance(i, copied);
if (unlikely(copied == 0)) {
bytes = min_t(unsigned long, PAGE_CACHE_SIZE - offset,
iov_iter_single_seg_count(i));
goto again;
}
pos += copied;
written += copied;
balance_dirty_pages_ratelimited(mapping);
if (fatal_signal_pending(current)) {
status = -EINTR;
break;
}
} while (iov_iter_count(i));
return written ? written : status;
}
该函数包括如下几个步骤：
1.通过调用a_ops->write_begin()进行数据写入前的处理，由底层文件系统实现，主要处理需要申请额外的存储空间，以及从后端存储（磁盘或者网络）读取不在缓存里的page数据。该函数返回locked的page。
2.从用户空间拷贝数据到步骤1返回的page里。访问用户态内存时可能触发缺页异常，为避免陷入缺页异常处理从而导致重入和死锁（如mmap文件系统的内存），拷贝之前，通过pagefault_disable()将缺页异常处理关闭，当发生缺页异常时不进行异常处理。
3.通过调用底层文件系统的a_ops->write_end()将page这是为dirty并unlock。
4.循环步骤1-3，直到所有iov都得到处理，每次循环只处理一个page里的数据。
5.调用balance_dirty_pages_ratelimited()平衡内存中的脏页，需要时将脏页刷盘。
后记
从上可知，对于Buffered IO，并不一定有将数据写入磁盘的操作，这就是延迟写技术。数据写入内核的page cache缓存后，后续由bdi_writeback机制负责脏页的数据刷盘回写。
