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

R.wen

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。