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,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,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,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,pos);
        else
            ret = do_sync_write(file,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,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,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,loff_t *ppos)
{
    ...
    if (io_is_direct(file)) {
        loff_t endbyte;
        ssize_t written_buffered;

        written = generic_file_direct_write(iocb,&nr_segs,ppos,ocount);
        ...
    } else {
        written = generic_file_buffered_write(iocb,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,unsigned long *nr_segs,loff_t pos,loff_t *ppos,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 + 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,*nr_segs);

    if (mapping->nrpages) {
        invalidate_inode_pages2_range(mapping,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,ssize_t written)
{
    struct file *file = iocb->ki_filp;
    ssize_t status;
    struct iov_iter i;

    iov_iter_init(&i,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,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,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,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。