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Linux虚拟文件系统的简单流程

Posted 2021/10/24
By Caturra
15 min read

本来是想把整个Linux IO栈都大概整理一遍，限于工作繁忙，也只是把VFS往下一点的流程粗略翻了遍

下面会做一些简单的总结，由于说来话长，我不打算把每一处都说的特别详尽

毕竟（优质的）代码才是最好的文档

Erika

源码和注释

原始的记录都在这：RTFSC/linux/fs at master · Caturra000/RTFSC · GitHub

分类不一定很准确，像block mapping和elevator我也放到fs下了

mount

在mount前，内核其实已经注册好对应的文件系统信息file_system_type

因此给定一个字符串字面值fstype也可以在全局的file_systems链表里遍历得到file_system_type

这个file_system_type关键用途就是mount回调（type->mount），通过这个回调可以得到vfsmount

这个mount回调一般会干这些事情：

  • 通过dev_name(/dev/xx)得到block_device
  • 通过test和set回调得到super_block，比较设备的参数来得知有没有对应的super_block，没有就构造：super_block的构造有具体文件系统的fill_super给出，并插入到全局super_blocks链表
  • super_block实例已经有(struct dentry*)s_root，这是一个以后放入vfsmount的dentry

vfsmount可以认为是三元组<dentry*, super_block*, flags>：

  • dentry是个庞大的话题，在这里可以相当于一个组件，可在以后用于寻找挂载后的root分量
  • super_block是具体文件系统和虚拟文件系统的开端，可以通过它来构造出整个庞大的流程
  • flags就是用于一些特殊的策略，这是多数系统调用都用的套路

得到的vfsmount就插入到全局目录树（namespace’s mount tree）中，也就是说，挂载点维护于一棵树中

open

open以一句话来说就是通过字符串求出打开文件实例，并返回给用户空间一个与打开文件实例相关联的fd

说着容易，但其实内部实现特别恶心，这里简单描述一下不带O_CREAT的open流程：

  1. 构造open_flags，这些都是影响open流程的状态机参数
  2. 从用户空间拷贝filename到内核空间，其内核实例就是struct filename
  3. 分配fd
  4. 初始化表示路径查找上下文的struct nameidata，这是存储多个分量查找/解析过程的临时类型
  5. 启用rcu-walk，先说疗效，就是得到打开文件struct file
  6. fsnotify
  7. fd和file关联

第5点是关键操作

由于要处理众多问题，比如：

  • open时的mode和flag
  • 跟踪符号链接
  • .以及..和//////////
  • 根本就没有目录
  • mount路径跳转

等等麻烦问题，而且还要用上RCU操作，因此变得非常复杂

这里展开说一下第5点最为简略的过程

  1. 获得空分配的file实例
  2. 初始化查找路径，就是构造nd，更细点就是构造<root, path, inode>三元组，携带上前面提到的open_flags状态机
  3. 循环处理分量，或者说名字解析，换到代码来看就是从一个filename实例（靠nd上下文的更新）转为最终分量对应的dentry
    1. 这个找dentry的过程是最重要的优化了，内核实现分2种方法：fast lookup和slow lookup
    2. fast lookup: dentry是放在dcache（大概这名字）一个大的缓存块里面，因此可以尝试hash（以最原始的name为key做hash）直接得到已经在cache里的dentry，找不到再看5.3.3
  4. 打开文件的vfs_open执行，前面得到的信息想办法填充到打开文件file实例中，这里也会回调具体文件系统的f_op->open，干的事情也应该是填充file实例

read

read其实是我VFS入门时第一个看的实现流程

read需要用到上述open给出的fd，在open阶段，内核为每一个fd都对应地构造一个内部使用的打开文件示例struct file

而read会进一步封装为struct fd，其实也没差，fd.file就是struct file

开始阅读前，先给出一些前置技能：

  • (struct file_operations*) f_op：存放于file中的一个字段，由具体文件系统提供给VFS，read()流程用到它内部的f_op->read_iter函数指针执行读流程
  • (struct address_space*) f_mapping：可以认为是page cache，IO的基本优化手段，内部数据结构是radix tree / xarray（视内核版本而定），用于维护pages
  • struct page：mm模块下非常复杂的结构体，我们只需要知道fs模块下需要关注的点就可以了：比如前面提到的page cache，就是用来维护若干个page用于加速寻址，但是相邻的page之间也是可以通过链表来寻址完成，也就是说，如果是page cache的话会有两种数据结构来同时维护；而page本身就存放着read()所期望获取到的数据，具体以后细说

整体流程如下：

  1. 获得参数fd对应的(struct fd) f / (struct file) f.file
  2. 获得当前的(loff_t) pos，用于以后得到数据的字节大小后更新偏移
  3. 调用具体文件系统注册的f_op->read_iter
    1. 获取之前的read ahead预读信息
    2. 往page cache查找page （包含read page或者get cached-page）
    3. cache this page
    4. page up-to-date?
    5. copy to user
    6. loop, goto step 3.1
  4. 步骤3会得到整体的字节大小，依此更新pos

这里需要补充步骤2：

  • read page认为是page cache里找不到page执行的过程，而get cached-page就是一个cache hit的过程
  • 不管是read page还是get cached-page，都需要执行read ahead预读
  • 如果被read ahead流程认为需要真的往外存去读，则会执行readpage / readpages（我后面再细说），否则，可以返回了

PS. 关于预读可以参考我以往的文章（浅谈Linux Kernel的预读算法）

readpage / readpages的差异在于你要读单个page还是多个page，接口来自于(struct address_space_operations*) a_ops->readpage[s]，至于为什么要写两个接口，那自然是kernel认为，readpages比for循环多次readpage更具有优化的潜能，比如合并一些操作

很显然它们来自于具体文件系统给出的回调

其中readpages的一个通用实现为mpage_readpages()

从mpage_readpages()开始，会逐步接触到struct bio和struct buffer_head，历史上它们和page / page cache是有各种微妙的关系

先给出两个结构体的整体印象：

  • bio：IO的基本单位，一次IO就是一个bio（submit_bio()），它是允许scatter-IO的（通过struct bio_vec）
  • buffer_head：用于提取block映射关系（通过get_block()）、跟踪页的状态（map_bh()）、封装bio的提交（submit_bh()，出于历史原因，最终也会走到submit_bio()）

而readpages流程如下：

  1. 假定待读入的页面集合为pages，对于每一个page执行循环step 2
  2. 把page插入到f_mapping和page->lru中（对于page cache虽然是插入了page，但其实只是填充了page自身关于index的信息）
  3. 把page转为按block处理，整个readpages会尽可能贪心地只用一个bio来处理，一旦发生confused现象（如不可合并、page状态不符合预期等），就把当前循环流程提交IO上去，更换bio。其过程需要一个buffer_head通过get_block回调来获取实际的b_blocknr
  4. 完成循环，如有剩余bio，再做出一次提交

提交bh/bio通过generic_make_request()转换为request，这里会进入到elevator层

elevator同样需要各种回调来描述电梯调度算法，比如noop，目的就是为了符合预期IO行为，对延迟和吞吐的一些需求做调整

// TODO 这里还没说到具体文件系统的get_block行为，以及vfs inode分配，super_block到inode和bh->b_data的关联等等，我打一会游戏再更新吧

This post is licensed under CC BY 4.0 by the author.
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