坚持思考，就会很酷

请简单描述一下文件的 io 栈？

同事问到你，你能立马就讲个道道出来吗？这个问题可以往深入讲，也可往浅出讲。最主要的还是心里有把尺，要有整体的把握。

我们今天分三个小步走来分享这个问题的思考。

1. 首先，要明确一条清晰的 IO 栈路线；
2. 其次，要了解每一个途径地点的大致用途；
3. 最后，可以深入了解内核调用的代码路线；

文件 IO 的内核路线

IO 从用户态走系统调用进到内核，内核的路径：VFS → 文件系统 → 块层 → SCSI 层 。这里提一点，Linux 的 “文件” 的概念已经升华了，一切皆文件，网络 IO 其实进到内核也是走 VFS 。

这条路径可以完全记到心里，更深入的细节可以后续基于这个框架去补充。那么接下来我们稍微了解下这 IO 路径途径的 4 个节点分别做哪些事情？

内核 IO 栈示意图

内核 IO 路线的节点

1 VFS 层

VFS （ Virtual File System 、Virtual FileSystem Switch ）层是 Linux 针对文件概念封装的一层通用逻辑，它做的事情其实非常简单，就是把所有文件系统的共性的东西抽象出来，比如 file ，inode ，dentry 等结构体，针对这些结构体抽象出通用的 api 接口，然后具体的文件系统则只需要按照接口去实现这些接口即可，在 IO 下来的时候，VFS 层使用到文件所在的文件系统的对应接口。

它的作用：为上层抽象统一的操作界面，在 IO 路径上切换不同的文件系统。

假设现在你想要写个内核文件系统，那么只需要按照 Linux 预设的一些 api 接口，实现起来就行了。

2 文件系统

VFS 把 IO 给到具体的文件系统，文件系统主要做啥呢？

它的作用：对上抽象一个文件的概念，把数据按照策略存储到块设备上。

文件系统管理的是一个线性的空间（分区，块设备），而用户看到的却是文件的概念，这一层的转化就是文件系统来做的。它负责把用户的数据按照自己制定的规则存储到块设备上。比如是按照 4K 切块存，还是按照 1M 切块存储，这些都是文件系统自己说了算。

它这一层就是做了一层空间的映射转化，文件的虚拟空间到实际线性设备的映射。这层映射最关键的是 address_space 相关的接口来做。

3 块层

块层其实在真实的硬件之上又抽象了一层，屏蔽不同的硬件驱动，块设备看起来就是一个线性空间而已。块层主要还是 IO 调度策略的实现，尽可能收集批量 IO 聚合下发，让 IO 尽可能的顺序，合并 IO 请求减少 IO 次数等等；

划重点：块层主要做的是 IO 调度策略的一些优化。比如最出名的电梯算法就是在这里。

因为所有的 IO 都会汇聚下来，那么在块层做调度优化是最合适的。Linux 也允许用户自行配置这里的调度策略，比如 CFQ，Deadline，NOOP 等策略。

4 SCSI 层

SCSI 层这个就不用多说了，这个就是硬件的驱动而已，本质就是个翻译器。SCSI 层里面按照细分又会细分多层出来。它是给你的磁盘做最后一道程序，SCSI 层负责和磁盘硬件做转换，IO 交给它就能顺利的到达磁盘硬件。

5 IO 之旅小结

基本上梳理出上面的主干，这个问题就有解了。后续的就是工作中遇到了某些问题，再针对某个问题细化研究，去查资料，去看内核代码。

比如，这里抛出来一个问题：page cache 是怎么回事？

这个就要去文件系统层看一看了。

Page Cache 梳理

基于 Linux 版本 3.10

1 Page Cache 在哪一层？

page cache 是发生在文件系统这里。通常我们确保数据落盘有两种方式：

1. Writeback 回刷数据的方式：write 调用 + sync 调用；
2. Direct IO 直刷数据的方式；

在文件系统这一层，当处理完了一些自己的逻辑之后，需要把数据写到块层去，无论是直刷还是回刷的方式，都是用到 address_space_operations 里面实现的方法：

struct address_space_operations {
    // 回刷的方式，走 Page Cache
    int (*write_begin)(struct file *, struct address_space *mapping, loff_t pos, unsigned len, unsigned flags, struct page **pagep, void **fsdata);
    int (*write_end)(struct file *, struct address_space *mapping, loff_t pos, unsigned len, unsigned copied, struct page *page, void *fsdata);
    // 回刷的方式，走 Page Cache
    int (*writepage)(struct page *page, struct writeback_control *wbc);
    int (*readpage)(struct file *, struct page *);
    int (*writepages)(struct address_space *, struct writeback_control *);
    int (*readpages)(struct file *filp, struct address_space *mapping, struct list_head *pages, unsigned nr_pages);
    void (*readahead)(struct readahead_control *);

    // 直刷的方式
    ssize_t (*direct_IO)(int, struct kiocb *, const struct iovec *iov, loff_t offset, unsigned long nr_segs);

    // ...
};

下面举一个最简单的栗子，比如 Minix 文件系统：

如果实现一个走 Page Cache 回刷功能的文件系统，那么至少要实现 .write_begin，.write_end，.write_page，.read_page 的接口。巧了，minix 就实现了这几个接口：

static const struct address_space_operations minix_apos = {
    .readpage = minix_readpage,
    .writepage = minix_writepage,
    .write_begin = minix_write_begin,
    .write_end = generic_write_end,
    .bmap = minix_bmap,
};

所以，从上面的实现来看，minix 是具备 buffer write 的能力的，当写一个数据的时候，调用栈是：

SYSCALL_DEFINE3(write)
    vfs_write
        .write = do_sync_write // minix 复用了公共的 write
            generic_file_aio_write
                generic_file_buffered_write 
                    generic_perform_write   // 重要函数！！

用户的数据最终在 generic_perform_write 函数里写到了内存中，并且 IO 至此完成。简单说下 generic_perform_write ，它做这几件事情：

1. 调用 minix_write_begin 分配出 page 内存，并且 page 对应到 buffer head，对应到底层块设备的地址；
2. 把用户数据 copy 到 page 内存中，这样数据就从用户态到内核态了；
3. 对应的 page 设置“脏”的标记，这样就能被识别到了；

文件系统怎么把 “文件” 的偏移翻译成块设备地址的偏移呢？

有一个非常重要的函数：minix_get_block 就是干这件事的。这个函数将在 minix_write_begin 里面被调用到。这个函数会创建一些 buffer head 的结构体出来，这些结构体将会对应到块的物理位置。page 和 buffer head 关联，所以自然 page 和块物理位置也确认了。

数据在 generic_perform_write 写到内存后，用户的 write 调用就完成了，这种在 Page 的内存的数据我们叫做脏数据（脏页），后面就是等待异步的回刷。

触发脏数据回刷的方式有多种：

1. 时间久了，比如超过 30 秒的，那必须赶紧刷，因为夜长梦多；
2. 量足够大了，比如脏页超过 100M 了，那必须赶紧刷，因为量越大，掉电丢数据的损失越大；
3. 有人调用了 Sync ，那必须赶紧刷；

刷这些脏数据，内核是作为任务交给了 kworker 的线程去做。简单来讲就是这是 kworker 会去挑选块设备对应的的一些脏“文件”，把这些对应的 page 内存刷到磁盘。

很多人可能会疑惑，那回刷又是怎么实现的呢？

无论回刷的触发点是哪个，回刷的实现还是要回到文件系统，也就是文件系统提供的 .write_page 或者 .write_pages 的接口。比如 minix 实现了 minix_write_page 的接口。

回刷非常简单，因为 page 对应要写的地址已经在 minix_write_begin 的时候确定了（物理位置已经绑定好了）。所以只需要对应写下去就行了。

一点题外话，ext4 这个文件系统为了性能考虑，有一种 delay alloc 的选项，把物理位置的绑定不放在用户的路径（ .write_begin ） ，而是放在异步回刷的时候 .write_pages 。

如果是 Direct IO 的方式，那么就简单一点：

SYSCALL_DEFINE3(write)
    vfs_write
        .write = do_sync_write // minix 复用了公共的 write
            generic_file_aio_write
                generic_file_direct_write // direct io 的重要函数
                    .direct_IO // 要具体文件系统支持

direct IO 就不会走先写 page cache ，再异步回刷的方式了，它直接就把用户数据 copy 到内核，封装成块层需要的 IO 结构丢下去等结果即可。

但，并不是所有的文件系统都会实现 direct IO，比如 minix 就没有实现，ext2/ext3/ext4 等文件系统倒是实现了，感兴趣的可以去看 ext2_direct_IO 的实现。

总结

1. IO 栈：VFS - 文件系统 - 块层 - SCSI 驱动层；
2. VFS 负责通用的文件抽象语义，管理并切换文件系统；
3. 文件系统负责抽象出“文件的概念”，维护“文件”数据到块层的位置映射，怎么摆放数据，怎么抽象文件都是文件系统说了算；
4. 块层对底层硬件设备做一层统一的抽象，最重要的是做一些 IO 调度的策略。比如，尽可能收集批量 IO 聚合下发，让 IO 尽可能的顺序，合并 IO 请求减少 IO 次数等等；
5. SCSI 层则是负责最后对硬件磁盘的对接，驱动层，本质就是个翻译器；
6. 文件的 buffer write 要实现 .write_begin，.write_page 等接口，前者用于分配 page 并绑定块层物理空间，后者用户异步回刷的时候调用（注意，非常规的优化在回刷的时候才去绑定物理空间）；
7. 文件系统 .write_begin 调用分配物理位置的时候依赖于 get_block 的实现，物理位置分配好之后，page 会对应到特定的 buffer head 结构，buffer head 结构则对应到具体的块设备位置；
8. direct IO 直接在用户路径上刷数据到磁盘，不走 PageCache 的逻辑，但并不是所有文件系统都会实现它；

后记

分享一点 IO 栈的知识脉络，希望对你有帮助。

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