在 Linux 操作系統(tǒng)的廣袤天地里，文件系統(tǒng)宛如一座錯綜復(fù)雜而又井然有序的知識寶庫，蘊(yùn)藏著無數(shù)的奧秘與智慧。從我們?nèi)粘?chuàng)建、讀取和保存文件，到整個系統(tǒng)的高效存儲管理與數(shù)據(jù)組織，Linux 文件系統(tǒng)都在背后默默地發(fā)揮著關(guān)鍵作用。Linux系統(tǒng)一般有4個主要部分：內(nèi)核、shell、文件系統(tǒng)和應(yīng)用程序。內(nèi)核、shell和文件系統(tǒng)一起形成了基本的操作系統(tǒng)結(jié)構(gòu)，它們使得用戶可以運(yùn)行程序、管理文件并使用系統(tǒng)。

它就像是一位無聲的管理者，精心安排著數(shù)據(jù)在磁盤上的存放位置，巧妙地構(gòu)建起目錄與文件之間的層級關(guān)系，確保我們能夠迅速而準(zhǔn)確地找到所需的信息。無論是對于初涉 Linux 領(lǐng)域的新手，渴望了解其基礎(chǔ)的文件操作原理；還是經(jīng)驗豐富的系統(tǒng)管理員，需要深入探究文件系統(tǒng)的優(yōu)化與故障排查技巧；又或是開發(fā)者，試圖在應(yīng)用程序中高效地與文件系統(tǒng)交互，掌握 Linux 文件系統(tǒng)的知識都至關(guān)重要。

一、Linux內(nèi)核

內(nèi)核是操作系統(tǒng)的核心，具有很多最基本功能，它負(fù)責(zé)管理系統(tǒng)的進(jìn)程、內(nèi)存、設(shè)備驅(qū)動程序、文件和網(wǎng)絡(luò)系統(tǒng)，決定著系統(tǒng)的性能和穩(wěn)定性。Linux 內(nèi)核由如下幾部分組成：內(nèi)存管理、進(jìn)程管理、設(shè)備驅(qū)動程序、文件系統(tǒng)和網(wǎng)絡(luò)管理等。如圖：

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系統(tǒng)調(diào)用接口：SCI 層提供了某些機(jī)制執(zhí)行從用戶空間到內(nèi)核的函數(shù)調(diào)用。這個接口依賴于體系結(jié)構(gòu)，甚至在相同的處理器家族內(nèi)也是如此。SCI 實際上是一個非常有用的函數(shù)調(diào)用多路復(fù)用和多路分解服務(wù)。在 ./linux/kernel 中您可以找到 SCI 的實現(xiàn)，并在 ./linux/arch 中找到依賴于體系結(jié)構(gòu)的部分。

1.1內(nèi)存管理

對任何一臺計算機(jī)而言，其內(nèi)存以及其它資源都是有限的。為了讓有限的物理內(nèi)存滿足應(yīng)用程序?qū)?nèi)存的大需求量，Linux 采用了稱為“虛擬內(nèi)存”的內(nèi)存管理方式。Linux 將內(nèi)存劃分為容易處理的“內(nèi)存頁”（對于大部分體系結(jié)構(gòu)來說都是 4KB）。Linux 包括了管理可用內(nèi)存的方式，以及物理和虛擬映射所使用的硬件機(jī)制。

不過內(nèi)存管理要管理的可不止 4KB 緩沖區(qū)。Linux 提供了對 4KB 緩沖區(qū)的抽象，例如 slab 分配器。這種內(nèi)存管理模式使用 4KB 緩沖區(qū)為基數(shù)，然后從中分配結(jié)構(gòu)，并跟蹤內(nèi)存頁使用情況，比如哪些內(nèi)存頁是滿的，哪些頁面沒有完全使用，哪些頁面為空。這樣就允許該模式根據(jù)系統(tǒng)需要來動態(tài)調(diào)整內(nèi)存使用。為了支持多個用戶使用內(nèi)存，有時會出現(xiàn)可用內(nèi)存被消耗光的情況。

由于這個原因，頁面可以移出內(nèi)存并放入磁盤中。這個過程稱為交換，因為頁面會被從內(nèi)存交換到硬盤上。內(nèi)存管理的源代碼可以在 ./linux/mm 中找到。

1.2進(jìn)程管理

進(jìn)程實際是某特定應(yīng)用程序的一個運(yùn)行實體。在 Linux 系統(tǒng)中，能夠同時運(yùn)行多個進(jìn)程，Linux 通過在短的時間間隔內(nèi)輪流運(yùn)行這些進(jìn)程而實現(xiàn)“多任務(wù)”。這一短的時間間隔稱為“時間片”，讓進(jìn)程輪流運(yùn)行的方法稱為“進(jìn)程調(diào)度” ，完成調(diào)度的程序稱為調(diào)度程序。進(jìn)程調(diào)度控制進(jìn)程對CPU的訪問。

當(dāng)需要選擇下一個進(jìn)程運(yùn)行時，由調(diào)度程序選擇最值得運(yùn)行的進(jìn)程。可運(yùn)行進(jìn)程實際上是僅等待CPU資源的進(jìn)程，如果某個進(jìn)程在等待其它資源，則該進(jìn)程是不可運(yùn)行進(jìn)程。Linux使用了比較簡單的基于優(yōu)先級的進(jìn)程調(diào)度算法選擇新的進(jìn)程。通過多任務(wù)機(jī)制，每個進(jìn)程可認(rèn)為只有自己獨(dú)占計算機(jī)，從而簡化程序的編寫。每個進(jìn)程有自己單獨(dú)的地址空間，并且只能由這一進(jìn)程訪問，這樣，操作系統(tǒng)避免了進(jìn)程之間的互相干擾以及“壞”程序?qū)ο到y(tǒng)可能造成的危害。

為了完成某特定任務(wù)，有時需要綜合兩個程序的功能，例如一個程序輸出文本，而另一個程序?qū)ξ谋具M(jìn)行排序。為此，操作系統(tǒng)還提供進(jìn)程間的通訊機(jī)制來幫助完成這樣的任務(wù)。Linux 中常見的進(jìn)程間通訊機(jī)制有信號、管道、共享內(nèi)存、信號量和套接字等。

內(nèi)核通過 SCI 提供了一個應(yīng)用程序編程接口（API）來創(chuàng)建一個新進(jìn)程（fork、exec 或 Portable Operating System Interface [POSⅨ] 函數(shù)），停止進(jìn)程（kill、exit），并在它們之間進(jìn)行通信和同步（signal 或者 POSⅨ 機(jī)制）。

1.3文件系統(tǒng)

和 DOS 等操作系統(tǒng)不同，Linux 操作系統(tǒng)中單獨(dú)的文件系統(tǒng)并不是由驅(qū)動器號或驅(qū)動器名稱（如 A: 或 C: 等）來標(biāo)識的。相反，和 UNIX 操作系統(tǒng)一樣，Linux 操作系統(tǒng)將獨(dú)立的文件系統(tǒng)組合成了一個層次化的樹形結(jié)構(gòu)，并且由一個單獨(dú)的實體代表這一文件系統(tǒng)。

Linux 將新的文件系統(tǒng)通過一個稱為“掛裝”或“掛上”的操作將其掛裝到某個目錄上，從而讓不同的文件系統(tǒng)結(jié)合成為一個整體。Linux 操作系統(tǒng)的一個重要特點(diǎn)是它支持許多不同類型的文件系統(tǒng)。

Linux 中最普遍使用的文件系統(tǒng)是 Ext2，它也是 Linux 土生土長的文件系統(tǒng)。但 Linux 也能夠支持 FAT、VFAT、FAT32、MINIX 等不同類型的文件系統(tǒng)，從而可以方便地和其它操作系統(tǒng)交換數(shù)據(jù)。

由于 Linux 支持許多不同的文件系統(tǒng)，并且將它們組織成了一個統(tǒng)一的虛擬文件系統(tǒng).虛擬文件系統(tǒng)（VirtualFileSystem,VFS）:隱藏了各種硬件的具體細(xì)節(jié)，把文件系統(tǒng)操作和不同文件系統(tǒng)的具體實現(xiàn)細(xì)節(jié)分離了開來，為所有的設(shè)備提供了統(tǒng)一的接口，VFS提供了多達(dá)數(shù)十種不同的文件系統(tǒng)。

虛擬文件系統(tǒng)可以分為邏輯文件系統(tǒng)和設(shè)備驅(qū)動程序。邏輯文件系統(tǒng)指Linux所支持的文件系統(tǒng)，如ext2,fat等，設(shè)備驅(qū)動程序指為每一種硬件控制器所編寫的設(shè)備驅(qū)動程序模塊。虛擬文件系統(tǒng)（VFS）是 Linux 內(nèi)核中非常有用的一個方面，因為它為文件系統(tǒng)提供了一個通用的接口抽象。

VFS 在 SCI 和內(nèi)核所支持的文件系統(tǒng)之間提供了一個交換層。即VFS 在用戶和文件系統(tǒng)之間提供了一個交換層。

在 VFS 上面，是對諸如 open、close、read 和 write 之類的函數(shù)的一個通用 API 抽象。在 VFS 下面是文件系統(tǒng)抽象，它定義了上層函數(shù)的實現(xiàn)方式。它們是給定文件系統(tǒng)（超過 50 個）的插件。

文件系統(tǒng)的源代碼可以在 ./linux/fs 中找到。文件系統(tǒng)層之下是緩沖區(qū)緩存，它為文件系統(tǒng)層提供了一個通用函數(shù)集（與具體文件系統(tǒng)無關(guān)）。這個緩存層通過將數(shù)據(jù)保留一段時間（或者隨即預(yù)先讀取數(shù)據(jù)以便在需要是就可用）優(yōu)化了對物理設(shè)備的訪問。

緩沖區(qū)緩存之下是設(shè)備驅(qū)動程序，它實現(xiàn)了特定物理設(shè)備的接口。因此，用戶和進(jìn)程不需要知道文件所在的文件系統(tǒng)類型，而只需要象使用 Ext2 文件系統(tǒng)中的文件一樣使用它們。

1.4設(shè)備驅(qū)動程序

設(shè)備驅(qū)動程序是 Linux 內(nèi)核的主要部分。和操作系統(tǒng)的其它部分類似，設(shè)備驅(qū)動程序運(yùn)行在高特權(quán)級的處理器環(huán)境中，從而可以直接對硬件進(jìn)行操作，但正因為如此，任何一個設(shè)備驅(qū)動程序的錯誤都可能導(dǎo)致操作系統(tǒng)的崩潰。

設(shè)備驅(qū)動程序?qū)嶋H控制操作系統(tǒng)和硬件設(shè)備之間的交互。設(shè)備驅(qū)動程序提供一組操作系統(tǒng)可理解的抽象接口完成和操作系統(tǒng)之間的交互，而與硬件相關(guān)的具體操作細(xì)節(jié)由設(shè)備驅(qū)動程序完成。一般而言，設(shè)備驅(qū)動程序和設(shè)備的控制芯片有關(guān)，例如，如果計算機(jī)硬盤是 SCSI 硬盤，則需要使用 SCSI 驅(qū)動程序，而不是 IDE 驅(qū)動程序。

1.5網(wǎng)絡(luò)接口（NET）

提供了對各種網(wǎng)絡(luò)標(biāo)準(zhǔn)的存取和各種網(wǎng)絡(luò)硬件的支持。網(wǎng)絡(luò)接口可分為網(wǎng)絡(luò)協(xié)議和網(wǎng)絡(luò)驅(qū)動程序。網(wǎng)絡(luò)協(xié)議部分負(fù)責(zé)實現(xiàn)每一種可能的網(wǎng)絡(luò)傳輸協(xié)議。眾所周知，TCP/IP 協(xié)議是 Internet 的標(biāo)準(zhǔn)協(xié)議，同時也是事實上的工業(yè)標(biāo)準(zhǔn)。Linux 的網(wǎng)絡(luò)實現(xiàn)支持 BSD 套接字，支持全部的TCP/IP協(xié)議。

Linux內(nèi)核的網(wǎng)絡(luò)部分由BSD套接字、網(wǎng)絡(luò)協(xié)議層和網(wǎng)絡(luò)設(shè)備驅(qū)動程序組成。網(wǎng)絡(luò)設(shè)備驅(qū)動程序負(fù)責(zé)與硬件設(shè)備通訊，每一種可能的硬件設(shè)備都有相應(yīng)的設(shè)備驅(qū)動程序。

二、Linux shell

2.1什么是 shell

Shell 是系統(tǒng)的用戶界面，提供了用戶和內(nèi)核進(jìn)行交互操作的一種接口。同時，Shell 也是一個命令解釋器，它解釋由用戶輸入的命令并且把它們送到內(nèi)核。不僅如此，Shell 有自己的編程語言用于對命令的編輯，它允許用戶編寫由 shell 命令組成的程序。

通常在圖形界面中對實際體驗帶來差異的不是不同發(fā)行版的各種終端模擬器，而是這個 Shell（殼）。有殼就有核，這里的核就是指 UNIX/Linux 內(nèi)核，Shell 是指“提供給使用者使用界面”的軟件（命令解析器），類似于 DOS 下的 command（命令行）和后來的 cmd.exe 。

UNIX/Linux 操作系統(tǒng)下的 Shell 既是用戶交互的界面，也是控制系統(tǒng)的腳本語言。當(dāng)然這一點(diǎn)有別于 Windows 下的命令行，雖然該命令行也提供很簡單的控制語句。在 Windows 操作系統(tǒng)下，有些用戶從來都不會直接使用 Shell。然而在 UNIX 系列操作系統(tǒng)下，Shell 仍然是控制系統(tǒng)啟動和其它很多實用工具的腳本解釋程序。

2.2shell 類別

在UNIX/Linux 中比較常見的 Shell：

• Bourne Again Shell (簡稱 bash)
• Bourne Shell（簡稱 sh）
• C-Shell（簡稱 csh）
• Korn Shell（簡稱 ksh）
• Z shell（簡稱 zsh）

Ubuntu 終端默認(rèn)使用的是 bash，默認(rèn)的桌面環(huán)境是GNOME 或者 Unity（基于 GNOME），我們的環(huán)境中使用的分別是 zsh 和 xfce；還可以通過 cat /etc/shells 來查看我們主機(jī)上的 shell 類型。

目前主要有下列版本的shell：

1. Bourne Shell：是貝爾實驗室開發(fā)的。
2. BASH：是GNU的Bourne Again Shell，是GNU操作系統(tǒng)上默認(rèn)的shell,大部分linux的發(fā)行套件使用的都是這種shell。
3. Korn Shell：是對Bourne SHell的發(fā)展，在大部分內(nèi)容上與Bourne Shell兼容。
4. C Shell：是SUN公司Shell的BSD版本。

三、Linux系統(tǒng)文件

3.1文件系統(tǒng)的概念

首先我們來想一個問題，磁盤等存儲設(shè)備上存儲的不過是01100111這樣的字符數(shù)據(jù)，但是為什么我們在電腦上打開某盤訪問時看到的卻是整齊的目錄結(jié)構(gòu)呢，一塊磁盤上的數(shù)據(jù)是怎樣被操作系統(tǒng)識別為一棵目錄樹然后被我們讀寫訪問的？這其中就離不開文件系統(tǒng)。

文件系統(tǒng)是用于在存儲設(shè)備或分區(qū)上組織管理文件的方法和數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，每一個系統(tǒng)可讀寫文件的設(shè)備上都包含了一個完整的系統(tǒng)可識別的文件系統(tǒng)用來組織設(shè)備上的文件，比如我們常用的U盤，里面就有一個FAT32、NTFS或者exFAT等其它類型的文件系統(tǒng)，再比如我們打開Linux系統(tǒng)中的設(shè)備目錄/dev，其中每一個可讀取的塊設(shè)備上都有一個文件系統(tǒng)，正因如此我們才可以把這樣的塊設(shè)備掛載到系統(tǒng)的某個目錄然后訪問其中的文件。另外我們也可以注意到，一個可讀取設(shè)備即使沒有存儲任何文件，它的存儲空間也已經(jīng)被使用了一部分，這部分就是文件系統(tǒng)所占用的空間。

我們常常對一個設(shè)備進(jìn)行格式化操作，這里的格式化就是指采用指定文件系統(tǒng)類型對設(shè)備空間進(jìn)行登記索引并建立相應(yīng)的管理表格的一個過程；在Linux中，正因為有文件系統(tǒng)，我們可以把任何設(shè)備一視同仁當(dāng)作一個文件看待，這也是Linux的設(shè)計哲學(xué)之一：一切皆文件。

文件類型

Linux下面的文件類型主要有：

• 普通文件：C語言元代碼、SHELL腳本、二進(jìn)制的可執(zhí)行文件等。分為純文本和二進(jìn)制。
• 目錄文件：目錄，存儲文件的唯一地方。
• 鏈接文件：指向同一個文件或目錄的的文件。
• 設(shè)備文件：與系統(tǒng)外設(shè)相關(guān)的，通常在/dev下面。分為塊設(shè)備和字符設(shè)備。
• 管道(FIFO)文件 : 提供進(jìn)程建通信的一種方式
• 套接字(socket) 文件：該文件類型與網(wǎng)絡(luò)通信有關(guān)可以通過ls –l, file, stat幾個命令來查看文件的類型等相關(guān)信息。

Linux目錄

文件結(jié)構(gòu)是文件存放在磁盤等存貯設(shè)備上的組織方法。主要體現(xiàn)在對文件和目錄的組織上。目錄提供了管理文件的一個方便而有效的途徑。Linux使用標(biāo)準(zhǔn)的目錄結(jié)構(gòu)，在安裝的時候，安裝程序就已經(jīng)為用戶創(chuàng)建了文件系統(tǒng)和完整而固定的目錄組成形式，并指定了每個目錄的作用和其中的文件類型。

完整的目錄樹可劃分為小的部分，這些小部分又可以單獨(dú)存放在自己的磁盤或分區(qū)上。這樣，相對穩(wěn)定的部分和經(jīng)常變化的部分可單獨(dú)存放在不同的分區(qū)中，從而方便備份或系統(tǒng)管理。目錄樹的主要部分有 root、/usr、/var、/home 等（圖2） 。這樣的布局可方便在 Linux 計算機(jī)之間共享文件系統(tǒng)的某些部分。

Linux采用的是樹型結(jié)構(gòu)。最上層是根目錄，其他的所有目錄都是從根目錄出發(fā)而生成的。微軟的DOS和windows也是采用樹型結(jié)構(gòu)，但是在DOS和 windows中這樣的樹型結(jié)構(gòu)的根是磁盤分區(qū)的盤符，有幾個分區(qū)就有幾個樹型結(jié)構(gòu)，他們之間的關(guān)系是并列的。

最頂部的是不同的磁盤（分區(qū)），如：C，D，E，F(xiàn)等。但是在linux中，無論操作系統(tǒng)管理幾個磁盤分區(qū)，這樣的目錄樹只有一個。從結(jié)構(gòu)上講，各個磁盤分區(qū)上的樹型目錄不一定是并列的。

3.2虛擬文件系統(tǒng)（VFS）的概念

在Linux中支持多達(dá)數(shù)十套文件系統(tǒng)，不同設(shè)備上的文件系統(tǒng)可能都不一樣，那么為什么我們在實際操作時可以不用理會設(shè)備上的文件系統(tǒng)類型，就能用統(tǒng)一的命令對不同設(shè)備上的文件進(jìn)行讀寫呢？這就涉及到在文件系統(tǒng)上層的抽象層，虛擬文件系統(tǒng)。

學(xué)過面向?qū)ο缶秃芎美斫猓摂M文件系統(tǒng)作為抽象層規(guī)定了一個文件系統(tǒng)要實現(xiàn)哪些接口和數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，文件系統(tǒng)研發(fā)人員就依據(jù)這些標(biāo)準(zhǔn)去研發(fā)，因此即使不同文件系統(tǒng)內(nèi)部實現(xiàn)各有不同，但是都實現(xiàn)了可供上層虛擬文件系統(tǒng)進(jìn)行統(tǒng)一調(diào)用的接口，用戶不需要關(guān)心各個文件系統(tǒng)內(nèi)部的實現(xiàn)細(xì)節(jié)，只要通過統(tǒng)一的系統(tǒng)調(diào)用（比如open()、read()、write()）就可以讀取不同文件系統(tǒng)上的文件數(shù)據(jù)，從用戶的角度看就好像只有一個文件系統(tǒng)一樣。

3.3Unix文件系統(tǒng)

VFS提供了一個通用的文件系統(tǒng)模型，該模型囊括了任何文件系統(tǒng)的常用功能集和行為，該模型偏重于Unix風(fēng)格的文件系統(tǒng)。Unix文件系統(tǒng)主要有四個抽象概念：文件、目錄項、索引節(jié)點(diǎn)和安裝點(diǎn)。

(1)安裝點(diǎn)：當(dāng)我們運(yùn)行一個Linux操作系統(tǒng)時，我們可以發(fā)現(xiàn)整個操作系統(tǒng)看起來就是一棵目錄樹，最頂層的目錄為根目錄"/"，所有文件都組織在這個目錄樹中，這個最頂層的文件系統(tǒng)就稱為根文件系統(tǒng)，所有已安裝的文件系統(tǒng)都作為根文件系統(tǒng)樹的枝葉出現(xiàn)在系統(tǒng)中，當(dāng)我們新增一個設(shè)備（文件系統(tǒng)）時，需要將其掛載到目錄樹中的某個目錄中才能進(jìn)行訪問，這個目錄就稱為安裝點(diǎn)。

(2)文件：文件就是一個有序字節(jié)串，字節(jié)串中第一個字節(jié)就是文件的頭，最后一個字節(jié)就是文件的尾。

(3)目錄項：目錄也是文件，也是用索引節(jié)點(diǎn)唯一標(biāo)識，和普通文件不同的是，普通文件在磁盤里面保存的是文件數(shù)據(jù)，而目錄文件在磁盤里面保存子目錄或文件。

目錄項和目錄是一個東西嗎？

雖然名字很相近，但是它們不是一個東西，目錄是個文件，持久化存儲在磁盤，而目錄項是內(nèi)核一個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，緩存在內(nèi)存。

如果查詢目錄頻繁從磁盤讀，效率會很低，所以內(nèi)核會把已經(jīng)讀過的目錄用目錄項這個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)緩存在內(nèi)存，下次再次讀到相同的目錄時，只需從內(nèi)存讀就可以，大大提高了文件系統(tǒng)的效率。

(4)索引節(jié)點(diǎn)（inode)：Unix文件系統(tǒng)將文件的相關(guān)信息和文件本身這兩個概念加以區(qū)分，例如訪問控制權(quán)限、文件大小、擁有者和創(chuàng)建時間等就屬于文件相關(guān)信息，存儲在一個單獨(dú)的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)當(dāng)中，該結(jié)構(gòu)稱為索引節(jié)點(diǎn)

3.4文件系統(tǒng)特點(diǎn)

• 文件系統(tǒng)要有嚴(yán)格的組織形式，使得文件能夠以塊為單位進(jìn)行存儲。
• 文件系統(tǒng)中也要有索引區(qū)，用來方便查找一個文件分成的多個塊都存放在了什么位置。
• 如果文件系統(tǒng)中有的文件是熱點(diǎn)文件，近期經(jīng)常被讀取和寫入，文件系統(tǒng)應(yīng)該有緩存層。
• 文件應(yīng)該用文件夾的形式組織起來，方便管理和查詢。
• Linux內(nèi)核要在自己的內(nèi)存里面維護(hù)一套數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，來保存哪些文件被哪些進(jìn)程打開和使用。

總體來說，文件系統(tǒng)的主要功能梳理如下：

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3.5EXT系列的文件系統(tǒng)的格式

inode與塊的存儲

硬盤分成相同大小的單元，我們稱為塊（Block）。一塊的大小是扇區(qū)大小的整數(shù)倍，默認(rèn)是4K。在格式化的時候，這個值是可以設(shè)定的。

一大塊硬盤被分成了一個個小的塊，用來存放文件的數(shù)據(jù)部分。這樣一來，如果我們像存放一個文件，就不用給他分配一塊連續(xù)的空間了。我們可以分散成一個個小塊進(jìn)行存放。這樣就靈活得多，也比較容易添加、刪除和插入數(shù)據(jù)。

inode就是文件索引的意思，我們每個文件都會對應(yīng)一個inode；一個文件夾就是一個文件，也對應(yīng)一個inode。

inode數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)如下：

struct ext4_inode {
    __le16  i_mode;     /* File mode */
    __le16  i_uid;      /* Low 16 bits of Owner Uid */
    __le32  i_size_lo;  /* Size in bytes */
    __le32  i_atime;    /* Access time */
    __le32  i_ctime;    /* Inode Change time */
    __le32  i_mtime;    /* Modification time */
    __le32  i_dtime;    /* Deletion Time */
    __le16  i_gid;      /* Low 16 bits of Group Id */
    __le16  i_links_count;  /* Links count */
    __le32  i_blocks_lo;    /* Blocks count */
    __le32  i_flags;    /* File flags */
......
    __le32  i_block[EXT4_N_BLOCKS];/* Pointers to blocks */
    __le32  i_generation;   /* File version (for NFS) */
    __le32  i_file_acl_lo;  /* File ACL */
    __le32  i_size_high;
......
};

inode里面有文件的讀寫權(quán)限i_mode，屬于哪個用戶i_uid，哪個組i_gid，大小是多少i_size_io，占用多少個塊i_blocks_io，i_atime是access time，是最近一次訪問文件的時間；i_ctime是change time，是最近一次更改inode的時間；i_mtime是modify time，是最近一次更改文件的時間等。

所有的文件都是保存在i_block里面。具體保存規(guī)則由EXT4_N_BLOCKS決定，EXT4_N_BLOCKS有如下的定義：

#define    EXT4_NDIR_BLOCKS        12
#define    EXT4_IND_BLOCK          EXT4_NDIR_BLOCKS
#define    EXT4_DIND_BLOCK         (EXT4_IND_BLOCK + 1)
#define    EXT4_TIND_BLOCK         (EXT4_DIND_BLOCK + 1)
#define    EXT4_N_BLOCKS           (EXT4_TIND_BLOCK + 1)

在ext2和ext3中，其中前12項直接保存了塊的位置，也就是說，我們可以通過i_block[0-11]，直接得到保存文件內(nèi)容的塊。

圖片

但是，如果一個文件比較大，12塊放不下。當(dāng)我們用到i_block[12]的時候，就不能直接放數(shù)據(jù)塊的位置了，要不然i_block很快就會用完了。

那么可以讓i_block[12]指向一個塊，這個塊里面不放數(shù)據(jù)塊，而是放數(shù)據(jù)塊的位置，這個塊我們稱為間接塊。如果文件再大一些，i_block[13]會指向一個塊，我們可以用二次間接塊。二次間接塊里面存放了間接塊的位置，間接塊里面存放了數(shù)據(jù)塊的位置，數(shù)據(jù)塊里面存放的是真正的數(shù)據(jù)。如果文件再大點(diǎn)，那么i_block[14]同理。這里面有一個非常顯著的問題，對于大文件來講，我們要多次讀取硬盤才能找到相應(yīng)的塊，這樣訪問速度就會比較慢。

為了解決這個問題，ext4做了一定的改變。它引入了一個新的概念，叫作Extents。比方說，一個文件大小為128M，如果使用4k大小的塊進(jìn)行存儲，需要32k個塊。如果按照ext2或者ext3那樣散著放，數(shù)量太大了。但是Extents可以用于存放連續(xù)的塊，也就是說，我們可以把128M放在一個Extents里面。這樣的話，對大文件的讀寫性能提高了，文件碎片也減少了。

Exents是一個樹狀結(jié)構(gòu)：

圖片

每個節(jié)點(diǎn)都有一個頭，ext4_extent_header可以用來描述某個節(jié)點(diǎn)：

struct ext4_extent_header {
    __le16  eh_magic;   /* probably will support different formats */
    __le16  eh_entries; /* number of valid entries */
    __le16  eh_max;     /* capacity of store in entries */
    __le16  eh_depth;   /* has tree real underlying blocks? */
    __le32  eh_generation;  /* generation of the tree */
};

eh_entries表示這個節(jié)點(diǎn)里面有多少項。這里的項分兩種，如果是葉子節(jié)點(diǎn)，這一項會直接指向硬盤上的連續(xù)塊的地址，我們稱為數(shù)據(jù)節(jié)點(diǎn)ext4_extent；如果是分支節(jié)點(diǎn)，這一項會指向下一層的分支節(jié)點(diǎn)或者葉子節(jié)點(diǎn)，我們稱為索引節(jié)點(diǎn)ext4_extent_idx。這兩種類型的項的大小都是12個byte。

/*
 * This is the extent on-disk structure.
 * It's used at the bottom of the tree.
 */
struct ext4_extent {
    __le32  ee_block;   /* first logical block extent covers */
    __le16  ee_len;     /* number of blocks covered by extent */
    __le16  ee_start_hi;    /* high 16 bits of physical block */
    __le32  ee_start_lo;    /* low 32 bits of physical block */
};
/*
 * This is index on-disk structure.
 * It's used at all the levels except the bottom.
 */
struct ext4_extent_idx {
    __le32  ei_block;   /* index covers logical blocks from 'block' */
    __le32  ei_leaf_lo; /* pointer to the physical block of the next *
                 * level. leaf or next index could be there */
    __le16  ei_leaf_hi; /* high 16 bits of physical block */
    __u16   ei_unused;
};

如果文件不大，inode里面的i_block中，可以放得下一個ext4_extent_header和4項ext4_extent。所以這個時候，eh_depth為0，也即inode里面的就是葉子節(jié)點(diǎn)，樹高度為0。

如果文件比較大，4個extent放不下，就要分裂成為一棵樹，eh_depth>0的節(jié)點(diǎn)就是索引節(jié)點(diǎn)，其中根節(jié)點(diǎn)深度最大，在inode中。最底層eh_depth=0的是葉子節(jié)點(diǎn)。除了根節(jié)點(diǎn)，其他的節(jié)點(diǎn)都保存在一個塊4k里面，4k扣除ext4_extent_header的12個byte，剩下的能夠放340項，每個extent最大能表示128MB的數(shù)據(jù)，340個extent會使你的表示的文件達(dá)到42.5GB。

inode位圖和塊位圖

inode的位圖大小為4k，每一位對應(yīng)一個inode。如果是1，表示這個inode已經(jīng)被用了；如果是0，則表示沒被用。block的位圖同理。

在Linux操作系統(tǒng)里面，想要創(chuàng)建一個新文件，會調(diào)用open函數(shù)，并且參數(shù)會有O_CREAT。這表示當(dāng)文件找不到的時候，我們就需要創(chuàng)建一個。那么open函數(shù)的調(diào)用過程大致是：要打開一個文件，先要根據(jù)路徑找到文件夾。如果發(fā)現(xiàn)文件夾下面沒有這個文件，同時又設(shè)置了O_CREAT，就說明我們要在這個文件夾下面創(chuàng)建一個文件。

創(chuàng)建一個文件，那么就需要創(chuàng)建一個inode，那么就會從文件系統(tǒng)里面讀取inode位圖，然后找到下一個為0的inode，就是空閑的inode。對于block位圖，在寫入文件的時候，也會有這個過程。

3.6文件系統(tǒng)的格式

數(shù)據(jù)塊的位圖是放在一個塊里面的，共4k。這個時候就需要用到塊組，數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)為ext4_group_desc，這里面對于一個塊組里的inode位圖bg_inode_bitmap_lo、塊位圖bg_block_bitmap_lo、inode列表bg_inode_table_lo，都有相應(yīng)的成員變量。、

這樣一個個塊組，就基本構(gòu)成了我們整個文件系統(tǒng)的結(jié)構(gòu)。因為塊組有多個，塊組描述符也同樣組成一個列表，我們把這些稱為塊組描述符表。

我們還需要有一個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，對整個文件系統(tǒng)的情況進(jìn)行描述，這個就是超級塊ext4_super_block。里面有整個文件系統(tǒng)一共有多少inode，s_inodes_count；一共有多少塊，s_blocks_count_lo，每個塊組有多少inode，s_inodes_per_group，每個塊組有多少塊，s_blocks_per_group等。這些都是這類的全局信息。

最終，整個文件系統(tǒng)格式就是下面這個樣子，如下圖所示：

圖片

默認(rèn)情況下，超級塊和塊組描述符表都有副本保存在每一個塊組里面。防止這些數(shù)據(jù)丟失了，導(dǎo)致整個文件系統(tǒng)都打不開了。由于如果每個塊組里面都保存一份完整的塊組描述符表，一方面很浪費(fèi)空間；另一個方面，由于一個塊組最大128M，而塊組描述符表里面有多少項，這就限制了有多少個塊組，128M * 塊組的總數(shù)目是整個文件系統(tǒng)的大小，就被限制住了。

因此引入Meta Block Groups特性，首先，塊組描述符表不會保存所有塊組的描述符了，而是將塊組分成多個組，我們稱為元塊組（Meta Block Group）。每個元塊組里面的塊組描述符表僅僅包括自己的，一個元塊組包含64個塊組，這樣一個元塊組中的塊組描述符表最多64項。

我們假設(shè)一共有256個塊組，原來是一個整的塊組描述符表，里面有256項，要備份就全備份，現(xiàn)在分成4個元塊組，每個元塊組里面的塊組描述符表就只有64項了，這就小多了，而且四個元塊組自己備份自己的。根據(jù)圖中，每一個元塊組包含64個塊組，塊組描述符表也是64項，備份三份，在元塊組的第一個，第二個和最后一個塊組的開始處。

如果開啟了sparse_super特性，超級塊和塊組描述符表的副本只會保存在塊組索引為0、3、5、7的整數(shù)冪里。所以上圖的超級塊只在索引為0、3、5、7等的整數(shù)冪里。

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根據(jù)圖中，每一個元塊組包含64個塊組，塊組描述符表也是64項，備份三份，在元塊組的第一個，第二個和最后一個塊組的開始處。

如果開啟了sparse_super特性，超級塊和塊組描述符表的副本只會保存在塊組索引為0、3、5、7的整數(shù)冪里。所以上圖的超級塊只在索引為0、3、5、7等的整數(shù)冪里。

四、目錄的儲存格式

其實目錄本身也是個文件，也有inode。inode里面也是指向一些塊。和普通文件不同的是，普通文件的塊里面保存的是文件數(shù)據(jù)，而目錄文件的塊里面保存的是目錄里面一項一項的文件信息。這些信息我們稱為ext4_dir_entry。

在目錄文件的塊中，最簡單的保存格式是列表，每一項都會保存這個目錄的下一級的文件的文件名和對應(yīng)的inode，通過這個inode，就能找到真正的文件。第一項是“.”，表示當(dāng)前目錄，第二項是“…”，表示上一級目錄，接下來就是一項一項的文件名和inode。

如果在inode中設(shè)置EXT4_INDEX_FL標(biāo)志，那么就表示根據(jù)索引查找文件。索引項會維護(hù)一個文件名的哈希值和數(shù)據(jù)塊的一個映射關(guān)系。

如果我們要查找一個目錄下面的文件名，可以通過名稱取哈希。如果哈希能夠匹配上，就說明這個文件的信息在相應(yīng)的塊里面。然后打開這個塊，如果里面不再是索引，而是索引樹的葉子節(jié)點(diǎn)的話，那里面還是ext4_dir_entry的列表，我們只要一項一項找文件名就行。通過索引樹，我們可以將一個目錄下面的N多的文件分散到很多的塊里面，可以很快地進(jìn)行查找。

4.1ext4 文件系統(tǒng)

ext4 文件系統(tǒng)作為 Linux 中常用的文件系統(tǒng)之一，是 ext 文件系統(tǒng)的后續(xù)版本，有著諸多顯著優(yōu)勢。

在性能方面，它相比之前版本有了很大提升，例如支持更快的文件創(chuàng)建、刪除以及文件系統(tǒng)檢查等操作。其采用了 extents（連續(xù)的數(shù)據(jù)塊分配）特性，在處理大文件時效率更高，減少了元數(shù)據(jù)的碎片化，也讓大文件訪問速度得以加快。

對于文件支持大小上，ext4 有著強(qiáng)大的擴(kuò)展性，能夠支持最大達(dá)到 1 EB（1,048,576 TB）的文件系統(tǒng)大小，單個文件最大尺寸可達(dá) 16 TB，這相比于 ext3 等之前版本有了極大的擴(kuò)充，滿足了對大容量文件存儲的需求。

穩(wěn)定性上，ext4 保留了 EXT3 的日志功能，還增加了如延遲分配日志、多塊分配日志等更多的日志類型，以此確保了數(shù)據(jù)的一致性和完整性，即便遇到如斷電、系統(tǒng)崩潰等異常情況，也能夠借助日志功能快速恢復(fù)文件系統(tǒng)。

而且，ext4 還具備向下兼容性，可以兼容 ext2 和 ext3，如果磁盤之前是用 Ext3 格式化的，用戶能夠在不損失數(shù)據(jù)的情況下升級到 Ext4 文件系統(tǒng)，極大方便了老用戶的升級使用，避免了數(shù)據(jù)遷移帶來的風(fēng)險。

在擴(kuò)展性方面，它突破了 ext3 的 32,000 子目錄限制，支持無限數(shù)量的子目錄，為文件和目錄管理提供了更廣闊的空間。同時，它還增加了更多的文件系統(tǒng)級別的加密和壓縮功能，進(jìn)一步提高數(shù)據(jù)的安全性和存儲效率，并且支持在線文件系統(tǒng)檢查和在線文件系統(tǒng)碎片整理，可提高文件系統(tǒng)的可用性和性能。

ext4 文件系統(tǒng)憑借這些優(yōu)勢，在眾多應(yīng)用場景中被廣泛使用，特別適合對文件系統(tǒng)的性能、可靠性和擴(kuò)展性要求較高的場景，像數(shù)據(jù)庫服務(wù)器、郵件服務(wù)器、文件共享服務(wù)器等，在金融、醫(yī)療、政府等對數(shù)據(jù)安全和存儲效率要求嚴(yán)格的領(lǐng)域也表現(xiàn)出色，也適用于云計算、虛擬化等需要在線文件系統(tǒng)檢查和碎片整理的環(huán)境。

4.2Btrfs 文件系統(tǒng)

Btrfs 文件系統(tǒng)是 Linux 系統(tǒng)中較為先進(jìn)的文件系統(tǒng)，具備很多強(qiáng)大且實用的特性。

數(shù)據(jù)壓縮是其一大亮點(diǎn)，它支持透明的文件系統(tǒng)壓縮，壓縮后的文件對用戶來說就如同常規(guī)的未壓縮文件一樣，只是它們在硬盤上是以壓縮狀態(tài)存儲的。并且它提供了多個壓縮算法的選擇，例如 zstd、lz、zlib 等，用戶可按需選用，這種壓縮特性能夠有效節(jié)省存儲空間，尤其在存儲空間緊張時作用明顯。

寫時復(fù)制（Copy-on-Write，簡稱 CoW）是 Btrfs 的核心特性之一，采用這種策略，在對文件進(jìn)行復(fù)制、更新及替換操作時，并非傳統(tǒng)的 “就地” 更新，而是通過復(fù)制、更新指針的方式來完成，這有助于保證文件系統(tǒng)的一致性，特別是在面對系統(tǒng)出現(xiàn)不可預(yù)料的硬件故障等情況時，能夠很好地避免數(shù)據(jù)出現(xiàn)問題。

Btrfs 還支持快照功能，用戶可以方便地創(chuàng)建文件系統(tǒng)或者單個文件的快照，便于進(jìn)行備份或者系統(tǒng)恢復(fù)等操作，這在開發(fā)、測試環(huán)境中非常實用，比如可以快速創(chuàng)建某個項目文件的快照，方便在出現(xiàn)問題時回滾到之前的狀態(tài)。

此外，它還支持 RAID，能夠聯(lián)機(jī)添加、移除以及修改設(shè)備，方便管理多個物理設(shè)備，使得傳統(tǒng)的卷管理軟件變得多余，同時可以實現(xiàn)存儲池的靈活管理，能夠在線添加或移除磁盤，動態(tài)調(diào)整容量，滿足不同存儲規(guī)模的需求。

從參數(shù)方面來看，Btrfs 文件系統(tǒng)支持最大文件系統(tǒng)大小為 16 EB（18,446,744,073,709,551,616 字節(jié)），最大文件大小同樣為 16 EB，為處理海量數(shù)據(jù)提供了可能。

4.3XFS 文件系統(tǒng)

XFS 作為高性能日志文件系統(tǒng)，有著諸多獨(dú)特的特性使其在眾多文件系統(tǒng)中脫穎而出。

它具有強(qiáng)大的處理大容量文件系統(tǒng)和大文件的能力，最初由 SGI 公司開發(fā)，如今已成為 Linux 內(nèi)核的一部分，最大支持 16 EB（艾字節(jié)）的文件系統(tǒng)和最大 8 EB 的單個文件，特別適合大規(guī)模數(shù)據(jù)存儲的場景，像大規(guī)模數(shù)據(jù)庫、文件服務(wù)器等應(yīng)用場景中，XFS 都能很好地應(yīng)對大量數(shù)據(jù)的管理需求。

其日志功能十分出色，通過記錄文件系統(tǒng)的操作，在系統(tǒng)異常重啟后，可以依據(jù)日志快速恢復(fù)，提高了文件系統(tǒng)的可靠性和穩(wěn)定性，確保數(shù)據(jù)完整性不受太大影響。

動態(tài)增加文件系統(tǒng)大小這一特性也很實用，XFS 支持在線動態(tài)增加文件系統(tǒng)大小，無需卸載文件系統(tǒng)，這意味著在存儲需求不斷增長的過程中，能夠方便地對文件系統(tǒng)進(jìn)行擴(kuò)容，而不會影響到正在進(jìn)行的業(yè)務(wù)操作，極大地提高了系統(tǒng)的靈活性和可用性。

另外，XFS 使用延遲分配機(jī)制，在寫入文件時并不會馬上為其分配磁盤空間，而是先寫入頁緩存并做標(biāo)記，待特定條件滿足后再分配磁盤空間并將數(shù)據(jù)寫入磁盤，這種機(jī)制能夠?qū)㈦S機(jī) IO 盡量轉(zhuǎn)換為順序 IO，從而提高文件寫入性能。

五、Linux中的文件緩存

5.1ext4文件系統(tǒng)層

對于ext4文件系統(tǒng)來講，內(nèi)核定義了一個ext4_file_operations

const struct file_operations ext4_file_operations = {
......
    .read_iter  = ext4_file_read_iter,
    .write_iter = ext4_file_write_iter,
......
}

ext4_file_read_iter會調(diào)用generic_file_read_iter，ext4_file_write_iter會調(diào)用__generic_file_write_iter

ssize_t
generic_file_read_iter(struct kiocb *iocb, struct iov_iter *iter)
{
......
    if (iocb->ki_flags & IOCB_DIRECT) {
......
        struct address_space *mapping = file->f_mapping;
......
        retval = mapping->a_ops->direct_IO(iocb, iter);
    }
......
    retval = generic_file_buffered_read(iocb, iter, retval);
}


ssize_t __generic_file_write_iter(struct kiocb *iocb, struct iov_iter *from)
{
......
    if (iocb->ki_flags & IOCB_DIRECT) {
......
        written = generic_file_direct_write(iocb, from);
......
    } else {
......
        written = generic_perform_write(file, from, iocb->ki_pos);
......
    }
}

generic_file_read_iter和__generic_file_write_iter有相似的邏輯，就是要區(qū)分是否用緩存。因此，根據(jù)是否使用內(nèi)存做緩存，我們可以把文件的I/O操作分為兩種類型。

第一種類型是緩存I/O。大多數(shù)文件系統(tǒng)的默認(rèn)I/O操作都是緩存I/O。對于讀操作來講，操作系統(tǒng)會先檢查，內(nèi)核的緩沖區(qū)有沒有需要的數(shù)據(jù)。如果已經(jīng)緩存了，那就直接從緩存中返回；否則從磁盤中讀取，然后緩存在操作系統(tǒng)的緩存中。對于寫操作來講，操作系統(tǒng)會先將數(shù)據(jù)從用戶空間復(fù)制到內(nèi)核空間的緩存中。這時對用戶程序來說，寫操作就已經(jīng)完成。至于什么時候再寫到磁盤中由操作系統(tǒng)決定，除非顯式地調(diào)用了sync同步命令。

第二種類型是直接IO，就是應(yīng)用程序直接訪問磁盤數(shù)據(jù)，而不經(jīng)過內(nèi)核緩沖區(qū)，從而減少了在內(nèi)核緩存和用戶程序之間數(shù)據(jù)復(fù)制。

如果在寫的邏輯__generic_file_write_iter里面，發(fā)現(xiàn)設(shè)置了IOCB_DIRECT，則調(diào)用generic_file_direct_write，里面同樣會調(diào)用address_space的direct_IO的函數(shù)，將數(shù)據(jù)直接寫入硬盤。

帶緩存的寫入操作

我們先來看帶緩存寫入的函數(shù)generic_perform_write。

ssize_t generic_perform_write(struct file *file,
                struct iov_iter *i, loff_t pos)
{
    struct address_space *mapping = file->f_mapping;
    const struct address_space_operations *a_ops = mapping->a_ops;
    do {
        struct page *page;
        unsigned long offset;   /* Offset into pagecache page */
        unsigned long bytes;    /* Bytes to write to page */
        status = a_ops->write_begin(file, mapping, pos, bytes, flags,
                        &page, &fsdata);
        copied = iov_iter_copy_from_user_atomic(page, i, offset, bytes);
        flush_dcache_page(page);
        status = a_ops->write_end(file, mapping, pos, bytes, copied,
                        page, fsdata);
        pos += copied;
        written += copied;


        balance_dirty_pages_ratelimited(mapping);
    } while (iov_iter_count(i));
}

循環(huán)中主要做了這幾件事：

• 對于每一頁，先調(diào)用address_space的write_begin做一些準(zhǔn)備；
• 調(diào)用iov_iter_copy_from_user_atomic，將寫入的內(nèi)容從用戶態(tài)拷貝到內(nèi)核態(tài)的頁中；
• 調(diào)用address_space的write_end完成寫操作；
• 調(diào)用balance_dirty_pages_ratelimited，看臟頁是否太多，需要寫回硬盤。所謂臟頁，就是寫入到緩存，但是還沒有寫入到硬盤的頁面。

對于第一步，調(diào)用的是ext4_write_begin來說，主要做兩件事：

第一做日志相關(guān)的工作

ext4是一種日志文件系統(tǒng)，是為了防止突然斷電的時候的數(shù)據(jù)丟失，引入了日志（Journal）模式。日志文件系統(tǒng)比非日志文件系統(tǒng)多了一個Journal區(qū)域。文件在ext4中分兩部分存儲，一部分是文件的元數(shù)據(jù)，另一部分是數(shù)據(jù)。元數(shù)據(jù)和數(shù)據(jù)的操作日志Journal也是分開管理的。你可以在掛載ext4的時候，選擇Journal模式。這種模式在將數(shù)據(jù)寫入文件系統(tǒng)前，必須等待元數(shù)據(jù)和數(shù)據(jù)的日志已經(jīng)落盤才能發(fā)揮作用。這樣性能比較差，但是最安全。

另一種模式是order模式。這個模式不記錄數(shù)據(jù)的日志，只記錄元數(shù)據(jù)的日志，但是在寫元數(shù)據(jù)的日志前，必須先確保數(shù)據(jù)已經(jīng)落盤。這個折中，是默認(rèn)模式。

還有一種模式是writeback，不記錄數(shù)據(jù)的日志，僅記錄元數(shù)據(jù)的日志，并且不保證數(shù)據(jù)比元數(shù)據(jù)先落盤。這個性能最好，但是最不安全。

第二調(diào)用grab_cache_page_write_begin來，得到應(yīng)該寫入的緩存頁。

struct page *grab_cache_page_write_begin(struct address_space *mapping,
                    pgoff_t index, unsigned flags)
{
    struct page *page;
    int fgp_flags = FGP_LOCK|FGP_WRITE|FGP_CREAT;
    page = pagecache_get_page(mapping, index, fgp_flags,
            mapping_gfp_mask(mapping));
    if (page)
        wait_for_stable_page(page);
    return page;
}

在內(nèi)核中，緩存以頁為單位放在內(nèi)存里面，每一個打開的文件都有一個struct file結(jié)構(gòu)，每個struct file結(jié)構(gòu)都有一個struct address_space用于關(guān)聯(lián)文件和內(nèi)存，就是在這個結(jié)構(gòu)里面，有一棵樹，用于保存所有與這個文件相關(guān)的的緩存頁。

對于第二步，調(diào)用iov_iter_copy_from_user_atomic。先將分配好的頁面調(diào)用kmap_atomic映射到內(nèi)核里面的一個虛擬地址，然后將用戶態(tài)的數(shù)據(jù)拷貝到內(nèi)核態(tài)的頁面的虛擬地址中，調(diào)用kunmap_atomic把內(nèi)核里面的映射刪除。

size_t iov_iter_copy_from_user_atomic(struct page *page,
        struct iov_iter *i, unsigned long offset, size_t bytes)
{
    char *kaddr = kmap_atomic(page), *p = kaddr + offset;
    iterate_all_kinds(i, bytes, v,
        copyin((p += v.iov_len) - v.iov_len, v.iov_base, v.iov_len),
        memcpy_from_page((p += v.bv_len) - v.bv_len, v.bv_page,
                 v.bv_offset, v.bv_len),
        memcpy((p += v.iov_len) - v.iov_len, v.iov_base, v.iov_len)
    )
    kunmap_atomic(kaddr);
    return bytes;
}

第三步中，調(diào)用ext4_write_end完成寫入。這里面會調(diào)用ext4_journal_stop完成日志的寫入，會調(diào)用block_write_end->__block_commit_write->mark_buffer_dirty，將修改過的緩存標(biāo)記為臟頁。可以看出，其實所謂的完成寫入，并沒有真正寫入硬盤，僅僅是寫入緩存后，標(biāo)記為臟頁。

第四步，調(diào)用balance_dirty_pages_ratelimited，是回寫臟頁

/**
 * balance_dirty_pages_ratelimited - balance dirty memory state
 * @mapping: address_space which was dirtied
 *
 * Processes which are dirtying memory should call in here once for each page
 * which was newly dirtied.  The function will periodically check the system's
 * dirty state and will initiate writeback if needed.
  */
void balance_dirty_pages_ratelimited(struct address_space *mapping)
{
    struct inode *inode = mapping->host;
    struct backing_dev_info *bdi = inode_to_bdi(inode);
    struct bdi_writeback *wb = NULL;
    int ratelimit;
......
    if (unlikely(current->nr_dirtied >= ratelimit))
        balance_dirty_pages(mapping, wb, current->nr_dirtied);
......
}

在balance_dirty_pages_ratelimited里面，發(fā)現(xiàn)臟頁的數(shù)目超過了規(guī)定的數(shù)目，就調(diào)用balance_dirty_pages->wb_start_background_writeback，啟動一個背后線程開始回寫。

另外還有幾種場景也會觸發(fā)回寫：

• 用戶主動調(diào)用sync，將緩存刷到硬盤上去，最終會調(diào)用wakeup_flusher_threads，同步臟頁；
• 當(dāng)內(nèi)存十分緊張，以至于無法分配頁面的時候，會調(diào)用free_more_memory，最終會調(diào)用wakeup_flusher_threads，釋放臟頁；
• 臟頁已經(jīng)更新了較長時間，時間上超過了設(shè)定時間，需要及時回寫，保持內(nèi)存和磁盤上數(shù)據(jù)一致性。

5.2帶緩存的讀操作

看帶緩存的讀，對應(yīng)的是函數(shù)generic_file_buffered_read。

static ssize_t generic_file_buffered_read(struct kiocb *iocb,
        struct iov_iter *iter, ssize_t written)
{
    struct file *filp = iocb->ki_filp;
    struct address_space *mapping = filp->f_mapping;
    struct inode *inode = mapping->host;
    for (;;) {
        struct page *page;
        pgoff_t end_index;
        loff_t isize;
        page = find_get_page(mapping, index);
        if (!page) {
            if (iocb->ki_flags & IOCB_NOWAIT)
                goto would_block;
            page_cache_sync_readahead(mapping,
                    ra, filp,
                    index, last_index - index);
            page = find_get_page(mapping, index);
            if (unlikely(page == NULL))
                goto no_cached_page;
        }
        if (PageReadahead(page)) {
            page_cache_async_readahead(mapping,
                    ra, filp, page,
                    index, last_index - index);
        }
        /*
         * Ok, we have the page, and it's up-to-date, so
         * now we can copy it to user space...
         */
        ret = copy_page_to_iter(page, offset, nr, iter);
    }
}

在generic_file_buffered_read函數(shù)中，我們需要先找到page cache里面是否有緩存頁。如果沒有找到，不但讀取這一頁，還要進(jìn)行預(yù)讀，這需要在page_cache_sync_readahead函數(shù)中實現(xiàn)。預(yù)讀完了以后，再試一把查找緩存頁。

如果第一次找緩存頁就找到了，我們還是要判斷，是不是應(yīng)該繼續(xù)預(yù)讀；如果需要，就調(diào)用page_cache_async_readahead發(fā)起一個異步預(yù)讀。

最后，copy_page_to_iter會將內(nèi)容從內(nèi)核緩存頁拷貝到用戶內(nèi)存空間。

六、Linux應(yīng)用

標(biāo)準(zhǔn)的Linux系統(tǒng)一般都有一套都有稱為應(yīng)用程序的程序集，它包括文本編輯器、編程語言、X Window、辦公套件、Internet工具和數(shù)據(jù)庫等。

七、Linux內(nèi)核參數(shù)優(yōu)化

內(nèi)核參數(shù)是用戶和系統(tǒng)內(nèi)核之間交互的一個接口，通過這個接口，用戶可以在系統(tǒng)運(yùn)行的同時動態(tài)更新內(nèi)核配置，而這些內(nèi)核參數(shù)是通過Linux Proc文件系統(tǒng)存在的。因此，可以通過調(diào)整Proc文件系統(tǒng)達(dá)到優(yōu)化Linux性能的目的。