Linux 直接I/O 原理与实现-轻识

缓存I/O

一般来说，当调用 open() 系统调用打开文件时，如果不指定 O_DIRECT 标志，那么就是使用缓存I/O来对文件进行读写操作。我们先来看看 open() 系统调用的定义：

int open(const char *pathname, int flags, ... /*, mode_t mode */ );

下面说明一下各个参数的作用：

pathname：指定要打开的文件路径。
flags：指定打开文件的标志。
mode：可选，指定打开文件的权限。

其中 flags 参数可选值如下表：

标志	说明
O_RDONLY	以只读的方式打开文件
O_WRONLY	以只写的方式打开文件
O_RDWR	以读写的方式打开文件
O_CREAT	若文件不存在，则创建该文件
O_EXCL	以独占模式打开文件；若同时设置 O_EXCL 和 O_CREATE, 那么若文件已经存在，则打开操作会失败
O_NOCTTY	若设置该描述符，则该文件不可以被当成终端处理
O_TRUNC	截断文件，若文件存在，则删除该文件
O_APPEND	若设置了该描述符，则在写文件之前，文件指针会被设置到文件的底部
O_NONBLOCK	以非阻塞的方式打开文件
O_NELAY	同 O_NELAY，若同时设置 O_NELAY 和 O_NONBLOCK，O_NONBLOCK 优先起作用
FASYNC	若设置该描述符，则 I/O 事件通知是通过信号发出的
O_SYNC	该描述符会对普通文件的写操作产生影响，若设置了该描述符，则对该文件的写操作会等到数据被写到磁盘上才算结束
O_DIRECT	该描述符提供对直接 I/O 的支持
O_LARGEFILE	该描述符提供对超过 2GB 大文件的支持
O_DIRECTORY	该描述符表明所打开的文件必须是目录，否则打开操作失败
O_NOFOLLOW	若设置该描述符，则不解析路径名尾部的符号链接

flags 参数用于指定打开文件的标志，比如指定 O_RDONLY，那么就只能以只读方式对文件进行读写。这些标志都能通过 位或 (|) 操作来设置多个标志如：

open("/path/to/file", O_RDONLY|O_APPEND|O_DIRECT);

但 O_RDONLY、O_WRONLY 和 O_RDWR 这三个标志是互斥的，也就是说这三个标志不能同时设置，只能设置其中一个。

当打开文件不指定 O_DIRECT 标志时，那么就默认使用 缓存I/O 方式打开。我们可以通过下图来了解 缓存I/O 处于文件系统的什么位置：

上图中红色框部分就是 缓存I/O 所在位置，位于 虚拟文件系统 与 真实文件系统 中间。

也就是说，当虚拟文件系统读文件时，首先从缓存中查找要读取的文件内容是否存在缓存中，如果存在就直接从缓存中读取。对文件进行写操作时也一样，首先写入到缓存中，然后由操作系统同步到块设备（如磁盘）中。

缓存I/O 的优缺点

缓存I/O 的引入是为了减少对块设备的 I/O 操作，但是由于读写操作都先要经过缓存，然后再从缓存复制到用户空间，所以多了一次内存复制操作。如下图所示：

所以 缓存I/O 的优点是减少对块设备的 I/O 操作，而缺点就是需要多一次的内存复制。另外，有些应用程序需要自己管理 I/O 缓存的（如数据库系统），那么就需要使用 直接I/O 了。

直接I/O

直接I/O 就是对用户进行的 I/O 操作直接与块设备进行交互，而不进行缓存。

直接I/O 的优点是：由于不对 I/O 数据块进行缓存，所以可以直接跟用户数据进行交互，减少一次内存的拷贝。
直接I/O 的缺点是：每次 I/O 操作都直接与块设备进行交互，增加了对块设备的读写操作。

但由于应用程序可以自行对数据块进行缓存，所以更加灵活，适合一些对 I/O 操作比较敏感的应用，如数据库系统。

直接I/O 实现

当调用 open() 系统调用时，在 flags 参数指定 O_DIRECT 标志即可使用 直接I/O。我们从 虚拟文件系统 开始跟踪 Linux 对 直接I/O 的处理过程。

当调用 open() 系统调用时，会触发调用 sys_open() 系统调用，我们先来看看 sys_open() 函数的实现：

asmlinkage long sys_open(const char *filename, int flags, int mode){    char *tmp;    int fd, error;    ...    tmp = getname(filename); // 把文件名从用户空间拷贝到内核空间    fd = PTR_ERR(tmp);    if (!IS_ERR(tmp)) {        fd = get_unused_fd(); // 申请一个还没有使用的文件描述符        if (fd >= 0) {            // 根据文件路径打开文件, 并获取文件对象            struct file *f = filp_open(tmp, flags, mode);            error = PTR_ERR(f);            if (IS_ERR(f))                goto out_error;            fd_install(fd, f); // 把文件对象与文件描述符关联起来        }out:        putname(tmp);    }    return fd;    ...}

打开文件的整个流程比较复杂，但对我们分析 直接I/O 并没有太大关系，之前在虚拟文件系统一章已经分析过，这里就不再重复了，可以参考之前的文章：虚拟文件系统

我们主要关注的是，sys_open() 函数最后会调用 dentry_open() 把 flags 参数保存到文件对象的 f_flags 字段中，调用链：sys_open() -> filp_open() -> dentry_open()：

struct file *dentry_open(struct dentry *dentry, struct vfsmount *mnt, int flags){    struct file *f;    ...    f = get_empty_filp();    f->f_flags = flags;    ...}

也就是说，sys_open() 函数会打开文件，然后把 flags 参数保存到文件对象的 f_flgas 字段中。接下来，我们分析一下读文件操作时，是怎么对 直接I/O 进行处理的。读文件操作使用 read() 系统调用，而 read() 最终会调用内核的 sys_read() 函数，代码如下：

asmlinkage ssize_t sys_read(unsigned int fd, char *buf, size_t count){    ssize_t ret;    struct file *file;
    file = fget(fd);    if (file) {        ...            if (!ret) {                ssize_t (*read)(struct file *, char *, size_t, loff_t *);                ret = -EINVAL;                // ext2文件系统对应的是: generic_file_read() 函数                if (file->f_op && (read = file->f_op->read) != NULL)                    ret = read(file, buf, count, &file->f_pos);            }        ...    }    return ret;}

由于 sys_read() 函数属于虚拟文件系统范畴，所以其最终会调用真实文件系统的 file->f_op->read() 函数，ext2文件系统 对应的是 generic_file_read() 函数，我们来分析下 generic_file_read() 函数：

ssize_t generic_file_read(struct file *filp, char * buf, size_t count, loff_t *ppos){    ssize_t retval;    ...    if (filp->f_flags & O_DIRECT) // 如果标记了使用直接IO        goto o_direct;    ... o_direct:    {        loff_t pos = *ppos, size;        struct address_space *mapping = filp->f_dentry->d_inode->i_mapping;        struct inode *inode = mapping->host;        ...        size = inode->i_size;        if (pos < size) {            if (pos + count > size)                count = size - pos;            retval = generic_file_direct_IO(READ, filp, buf, count, pos);            if (retval > 0)                *ppos = pos + retval;        }        UPDATE_ATIME(filp->f_dentry->d_inode);        goto out;    }}

从上面代码可以看出，如果在调用 open() 时指定了 O_DIRECT 标志，那么 generic_file_read() 函数就会调用 generic_file_direct_IO() 函数对 I/O 操作进行处理。由于 generic_file_direct_IO() 函数的实现曲折迂回，所以下面主要分析重要部分：

static ssize_t generic_file_direct_IO(int rw, struct file *filp, char *buf, size_t count, loff_t offset){    ...    while (count > 0) {        iosize = count;        if (iosize > chunk_size)            iosize = chunk_size;
        // 为用户虚拟内存空间申请物理内存页        retval = map_user_kiobuf(rw, iobuf, (unsigned long)buf, iosize);        if (retval)            break;
        // ext2 文件系统对应 ext2_direct_IO() 函数,        // 而 ext2_direct_IO() 函数直接调用了 generic_direct_IO() 函数        retval = mapping->a_ops->direct_IO(rw, inode, iobuf, (offset+progress) >> blocksize_bits, blocksize);        ...    }    ...}

generic_file_direct_IO() 函数主要的处理有两部分：

调用 map_user_kiobuf() 函数为用户虚拟内存空间申请物理内存页。
调用真实文件系统的 direct_IO() 接口对 直接I/O 进行处理。

map_user_kiobuf() 函数属于内存管理部分，可以参考之前的内存管理相关的文章进行分析，这里就不重复了。

generic_file_direct_IO() 函数最终会调用真实文件系统的 direct_IO() 接口，对于 ext2文件系统，direct_IO() 接口对应的是 ext2_direct_IO() 函数，而 ext2_direct_IO() 函数只是简单的封装了 generic_direct_IO() 函数，所以我们来分析下 generic_direct_IO() 函数的实现：

int generic_direct_IO(int rw, struct inode *inode, struct kiobuf *iobuf,        unsigned long blocknr, int blocksize, get_block_t *get_block){    int i, nr_blocks, retval;    unsigned long *blocks = iobuf->blocks;
    nr_blocks = iobuf->length / blocksize;    // 获取要读取的数据块号列表    for (i = 0; i < nr_blocks; i++, blocknr++) {        struct buffer_head bh;
        bh.b_state = 0;        bh.b_dev = inode->i_dev;        bh.b_size = blocksize;
        retval = get_block(inode, blocknr, &bh, rw == READ ? 0 : 1);        ...        blocks[i] = bh.b_blocknr;    }
    // 开始进行I/O操作    retval = brw_kiovec(rw, 1, &iobuf, inode->i_dev, iobuf->blocks, blocksize);
 out:    return retval;}

generic_direct_IO() 函数的逻辑也比较简单，首先调用 get_block() 获取要读取的数据块号列表，然后调用 brw_kiovec() 函数进行 I/O 操作。所以 brw_kiovec() 函数才是 I/O 操作的最终触发点。我们继续分析：

int brw_kiovec(int rw, int nr, struct kiobuf *iovec[],           kdev_t dev, unsigned long b[], int size){    ...    for (i = 0; i < nr; i++) {        ...        for (pageind = 0; pageind < iobuf->nr_pages; pageind++) {            map  = iobuf->maplist[pageind];            ...            while (length > 0) {                blocknr = b[bufind++];                ...                tmp = bhs[bhind++];
                tmp->b_size = size;                set_bh_page(tmp, map, offset); // 设置保存I/O操作后的数据的内存地址 (用户空间的内存)                tmp->b_this_page = tmp;
                init_buffer(tmp, end_buffer_io_kiobuf, iobuf); // 设置完成I/O后的收尾工作回调函数为: end_buffer_io_kiobuf()                tmp->b_dev = dev;                tmp->b_blocknr = blocknr;                tmp->b_state = (1 << BH_Mapped) | (1 << BH_Lock) | (1 << BH_Req);                ...                submit_bh(rw, tmp); // 提交 I/O 操作 (通用块I/O层)
                if (bhind >= KIO_MAX_SECTORS) {                    kiobuf_wait_for_io(iobuf);                    err = wait_kio(rw, bhind, bhs, size);                    ...                }
            skip_block:                length -= size;                offset += size;
                if (offset >= PAGE_SIZE) {                    offset = 0;                    break;                }            } /* End of block loop */        } /* End of page loop */    } /* End of iovec loop */    ...    return err;}

brw_kiovec() 函数主要完成 3 个工作：

设置用于保存 I/O 操作后的数据的内存地址 (用户申请的内存)。
设置 I/O 操作完成后的收尾回调函数为: end_buffer_io_kiobuf()。
提交 I/O 操作到通用块层。

可以看出，对于 I/O 操作后的数据会直接保存到用户空间的内存，而没有通过内核缓存作为中转，从而达到 直接I/O 的目的。