文件读写(1)--页面缓冲(Page Cache)的管理

文件读写(1)--页面缓冲(Page Cache)的管理

一、本文分析文件的读写过程。当用户进程发出一个read()系统调用时，它首先通过VFS从disk cache中去查找相应的文件块有没有已经被缓存起来，如果有，则不需要再次从设备中去读，直接从CACHE中去拷贝给用户缓冲区就可以了，否则它就要先分配一个缓冲页面，并且将其加入到对应的inode节点的address_space中，再调用address_space的readpage()函数，通过submit_bio()向设备发送一个请求，将所需的文件块从设备中读取出来存放在先前分配的缓冲页面中，最后再从该页面中将所需数据拷贝到用户缓冲区。

图1

二、页面缓冲(Page Cache)的管理

页面缓冲的核心数据结构是struct address_space ：

struct backing_dev_info;

struct address_space {

       struct inode           *host;            /* owner: inode, block_device */

       struct radix_tree_root    page_tree;       /* radix tree of all pages */

       rwlock_t        tree_lock;       /* and rwlock protecting it */

       unsigned int           i_mmap_writable;/* count VM_SHARED mappings */

       struct prio_tree_root      i_mmap;         /* tree of private and shared mappings */

       struct list_head       i_mmap_nonlinear;/*list VM_NONLINEAR mappings */

       spinlock_t              i_mmap_lock; /* protect tree, count, list */

       unsigned int           truncate_count;      /* Cover race condition with truncate */

       unsigned long         nrpages; /* number of total pages */

       pgoff_t                  writeback_index;/* writeback starts here */

       const struct address_space_operations *a_ops;   /* methods */

       unsigned long         flags;             /* error bits/gfp mask */

       struct backing_dev_info *backing_dev_info; /* device readahead, etc */

       spinlock_t              private_lock;   /* for use by the address_space */

       struct list_head       private_list;     /* ditto */

       struct address_space     *assoc_mapping;    /* ditto */

} __attribute__((aligned(sizeof(long))));

如下图2，缓冲页面的是通过一个基数树（Radix Tree）来管理的，这是一个简单但非常高效的树结构。

图2

由图2可以看到，当RADIX_TREE_MAP_SHIFT为6（即每个节点有2^6＝64个slot）且树高是1时，它可以寻址大小为64个页面（256kb）的文件，同样，当树高为2时，它可以寻址64*64个页面(16M)大小的文件，如此下去，在32位的系统中，树高为6级，（最高级只有2位：32-6*5），所以它可以寻址2^32-1个页面大小的文件，约为16TB大小，所以目前来说已经足够了。

基数树的遍历也是很简单，且类似于虚拟线性地址的转换过程。只要给定树根及文件偏移，就可以找到相应的缓存页面。再如图2右，如果在文件中的偏移为131个页面，这个偏移值的高6位就是第一级偏移，而低6位就是在第二级的偏移，依此类推。如对于偏移值131(10000011)，高6位值是131>>6 = 2，所以它在第一级的偏移是2，而在第2级的领衔就是低6位，值为3，即偏移为3，所以得到的结果如图2右方所示。

#define RADIX_TREE_MAP_SHIFT   (CONFIG_BASE_SMALL ? 4 : 6)

#define RADIX_TREE_MAP_SIZE      (1UL << RADIX_TREE_MAP_SHIFT)

#define RADIX_TREE_MAX_TAGS 2

#define RADIX_TREE_TAG_LONGS \    //其值为64

       ((RADIX_TREE_MAP_SIZE + BITS_PER_LONG - 1) / BITS_PER_LONG)

struct radix_tree_node {

       unsigned int    height;            /* Height from the bottom */

       unsigned int    count;

       struct rcu_head      rcu_head;

       void        *slots[RADIX_TREE_MAP_SIZE];

       unsigned long tags[RADIX_TREE_MAX_TAGS][RADIX_TREE_TAG_LONGS];

};

struct radix_tree_path {

       struct radix_tree_node *node;

       int offset;

};

struct radix_tree_node {

       unsigned int    height;            /* Height from the bottom */

       unsigned int    count;

       struct rcu_head      rcu_head;

       void        *slots[RADIX_TREE_MAP_SIZE];

       unsigned long tags[RADIX_TREE_MAX_TAGS][RADIX_TREE_TAG_LONGS];

};

以上是相关的几个数据结构，第一个为树根结点结构，第二个用于路径查找，第三个就是树的节点结构。

注意节点结构中的tags域，这个一个典型的用空间换时间的应用。它是一个二维数组，用于记录该节点下面的子节点有没有相应的标志。目前RADIX_TREE_MAX_TAGS为2，表示只记录两个标志，其中tags[0]为PAGE_CACHE_DIRTY，tags[1]为PAGE_CACHE_WRITEBACK。它表示，如果当前节点的tags[0]值为1，那么它的子树节点就存在PAGE_CACHE_DIRTY节点，否则这个子树分枝就不存在着这样的节点，就不必再查找这个子树了。比如在查找PG_dirty的页面时，就不需要遍历整个树，而可以跳过那些tags[0]为0值的子树，这样就提高了查找效率。