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Linux 的文件编制及文件缓存知识点清理
发布时间: 2020-10-26 来源:未知 点击次数:

原标题:Linux 的文件编制及文件缓存知识点清理

转自: luozhiyun

Linux的文件编制 文件编制的特点 文件编制要有厉格的结构形势,使得文件能够以块为单位进走存储。 文件编制中也要有索引区,用来方便查找一个文件分成的众个块都存放在了什么位置。 倘若文件编制中有的文件是炎点文件,近期频繁被读取和写入,文件编制答该有缓存层。 文件答该用文件夹的形势结构首来,方便管理和查询。 Linux内核要在本身的内存内里维护一套数据结构,来保存哪些文件被哪些进程掀开和行使。 总体来说,文件编制的主要功能梳理如下: ext系列的文件编制的格式 inode与块的存储

硬盘分成相通大幼的单元,吾们称为块(Block)。一块的大幼是扇区大幼的整数倍,默认是4K。在格式化的时候,这个值是能够设定的。

一大块硬盘被分成了一个个幼的块,用来存放文件的数据片面。如许一来,倘若吾们像存放一个文件,就不必给他分配一块不息的空间了。吾们能够松散成一个个幼块进走存放。如许就变通得众,也比较容易增补、删除和插入数据。

inode就是文件索引的有趣,吾们每个文件都会对答一个inode;一个文件夹就是一个文件,也对答一个inode。

inode数据结构如下:

structext4_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内里有文件的读写权限i_mode,属于哪个用户i_uid,哪个组i_gid,大幼是众少i_size_io,占用众少个块i_blocks_io,i_atime是access time,是近来一次访问文件的时间;i_ctime是change time,是近来一次更改inode的时间;i_mtime是modify time,是近来一次更改文件的时间等。

一切的文件都是保存在i_block内里。详细保存规则由EXT4_N_BLOCKS决定,EXT4_N_BLOCKS有如下的定义:

# defineEXT4_NDIR_BLOCKS 12# defineEXT4_IND_BLOCK EXT4_NDIR_BLOCKS# defineEXT4_DIND_BLOCK (EXT4_IND_BLOCK + 1)# defineEXT4_TIND_BLOCK (EXT4_DIND_BLOCK + 1)# defineEXT4_N_BLOCKS (EXT4_TIND_BLOCK + 1)

在ext2和ext3中,其中前12项直接保存了块的位置,也就是说,吾们能够始末i_block[0-11],直接得到保存文件内容的块。

但是,倘若一个文件比较大,12块放不下。当吾们用到i_block[12]的时候,就不及直接放数据块的位置了,要不然i_block很快就会用完了。

那么能够让i_block[12]指向一个块,这个块内里不放数据块,而是放数据块的位置,这个块吾们称为间接块。倘若文件再大一些,i_block[13]会指向一个块,吾们能够用二次间接块。二次间接块内里存放了间接块的位置,间接块内里存放了数据块的位置,数据块内里存放的是真实的数据。倘若文件再大点,那么i_block[14]同理。

这内里有一个专门隐微的题目,对于大文件来讲,吾们要众次读取硬盘才能找到响答的块,如许访问速度就会比较慢。

为晓畅决这个题目,ext4做了必定的转折。它引入了一个新的概念,叫作Extents。比方说,一个文件大幼为128M,倘若行使4k大幼的块进走存储,必要32k个块。倘若遵命ext2或者ext3那样散着放,数目太大了。但是Extents能够用于存放不息的块,也就是说,吾们能够把128M放在一个Extents内里。如许的话,对大文件的读写性能挑高了,文件碎片也缩短了。

Exents是一个树状结构:

每个节点都有一个头,ext4_extent_header能够用来描述某个节点。

structext4_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外示这个节点内里有众少项。这边的项分两栽,倘若是叶子节点,这一项会直接指向硬盘上的不息块的地址,吾们称为数据节点ext4_extent;倘若是分支节点,这一项会指向下一层的分支节点或者叶子节点,吾们称为索引节点ext4_extent_idx。这两栽类型的项的大幼都是12个byte。

/* * This is the extent on-disk structure. * It's used at the bottom of the tree. */ structext4_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. */ structext4_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; };倘若文件不大,inode内里的i_block中,能够放得下一个ext4_extent_header和 4项ext4_extent。因此这个时候,eh_depth为 0,也即inode内里的就是叶子节点,树高度为 0。

倘若文件比较大,4个extent放不下,就要破碎成为一棵树,eh_depth>0的节点就是索引节点,其中根节点深度最大,在inode中。最底层eh_depth=0的是叶子节点。

除了根节点,其他的节点都保存在一个块4k内里,4k扣除ext4_extent_header的12个byte,剩下的能够放340项,每个extent最大能外示128MB的数据,340个extent会使你的外示的文件达到42.5GB。

inode位图和块位图

inode的位图大幼为4k,每一位对答一个inode。倘若是1,外示这个inode已经被用了;倘若是0,则外示没被用。block的位图同理。

在Linux操作编制内里,想要创建一个新文件,会调用open函数,并且参数会有O_CREAT。这外示当文件找不到的时候,吾们就必要创建一个。那么open函数的调用过程大致是:要掀开一个文件,先要根据路径找到文件夹。倘若发现文件夹下面异国这个文件,同时又竖立了O_CREAT,就表明吾们要在这个文件夹下面创建一个文件。

创建一个文件,那么就必要创建一个inode,那么就会从文件编制内里读取inode位图,然后找到下一个为0的inode,就是余暇的inode。对于block位图,在写入文件的时候,也会有这个过程。

文件编制的格式

这个时候就必要用到块组,数据结构为ext4_group_desc,这内里对于一个块组里的inode位图bg_inode_bitmap_lo、块位图bg_block_bitmap_lo、inode列外bg_inode_table_lo,都有响答的成员变量。

如许一个个块组,就基本构成了吾们整个文件编制的结构。由于块组有众个,块组描述符也同样构成一个列外,吾们把这些称为块组描述符外。

吾们还必要有一个数据结构,对整个文件编制的情况进走描述,这个就是超级块ext4_super_block。内里有整个文件系同统统有众少inode,s_inodes_count;统统有众少块,s_blocks_count_lo,每个块组有众少inode,s_inodes_per_group,每个块组有众少块,s_blocks_per_group等。这些都是这类的全局新闻。

最后,整个文件编制格式就是下面这个样子。

默认情况下,超级块和块组描述符外都有副本保存在每一个块组内里。防止这些数据丢失了,导致整个文件编制都打不开了。

由于倘若每个块组内里都保存一份完善的块组描述符外,一方面很铺张空间;另一个方面,由于一个块组最大128M,而块组描述符外内里有众少项,这就局限了有众少个块组,128M * 块组的总数现在是整个文件编制的大幼,就被局限住了。

因此引入Meta Block Groups特性。

最先,块组描述符外不会保存一切块组的描述符了,而是将块组分成众个组,吾们称为元块组(Meta Block Group)。每个元块组内里的块组描述符外仅仅包括本身的,一个元块组包含64个块组,如许一个元块组中的块组描述符外最众64项。

吾们倘若统统有256个块组,正本是一个整的块组描述符外,内里有256项,要备份就全备份,现在分成4个元块组,每个元块组内里的块组描述符外就只有64项了,这就幼众了,而且四个元块组本身备份本身的。

根据图中,每一个元块组包含64个块组,块组描述符外也是64项,备份三份,在元块组的第一个,第二个和末了一个块组的最先处。

倘若开启了sparse_super特性,超级块和块组描述符外的副本只会保存在块组索引为0、3、5、7的整数幂里。因此上图的超级块只在索引为0、3、5、7等的整数幂里。

现在录的存储格式

其实现在录本身也是个文件,也有inode。inode内里也是指向一些块。和清淡文件分歧的是,清淡文件的块内里保存的是文件数据,而现在录文件的块内里保存的是现在录内里一项一项的文件新闻。这些新闻吾们称为ext4_dir_entry。

在现在录文件的块中,最浅易的保存格式是列外,每一项都会保存这个现在录的下优等的文件的文件名和对答的inode,始末这个inode,就能找到真实的文件。第一项是“.”,外示现在现在录,第二项是“…”,外示上优等现在录,接下来就是一项一项的文件名和inode。

倘若在inode中竖立EXT4_INDEX_FL标志,那么就外示根据索引查找文件。索引项会维护一个文件名的哈希值和数据块的一个映射有关。

倘若吾们要查找一个现在录下面的文件名,能够始末名称取哈希。倘若哈希能够匹配上,就表明这个文件的新闻在响答的块内里。然后掀开这个块,倘若内里不再是索引,而是索引树的叶子节点的话,那内里照样ext4_dir_entry的列外,吾们只要一项一项找文件名就走。始末索引树,吾们能够将一个现在录下面的N众的文件松散到许众的块内里,能够很快地进走查找。

Linux中的文件缓存ext4文件编制层

对于ext4文件编制来讲,内核定义了一个ext4_file_operations。

conststructfile_operationsext4_file_operations= {...... .read_iter = ext4_file_read_iter, .write_iter = ext4_file_write_iter, ...... }

ext4_file_read_iter会调用generic_file_read_iter,ext4_file_write_iter会调用__generic_file_write_iter。

ssize_t generic_file_read_iter( structkiocb *iocb, structiov_iter *iter ){ ...... if(iocb->ki_flags & IOCB_DIRECT) {...... structaddress_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( structkiocb *iocb, structiov_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有相通的逻辑,就是要区分是否用缓存。因此,根据是否行使内存做缓存,吾们能够把文件的I/O操作分为两栽类型。

第一栽类型是缓存I/O。大无数文件编制的默认I/O操作都是缓存I/O。对于读操作来讲,操作编制会先检查,内核的缓冲区有异国必要的数据。倘若已经缓存了,那就直接从缓存中返回;否则从磁盘中读取,然后缓存在操作编制的缓存中。对于写操作来讲, 操作编制会先将数据从用户空间复制到内核空间的缓存中。这时对用户程序来说,写操作就已经完善。至于什么时候再写到磁盘中由操作编制决定,除非显式地调用了sync同步命令。

第二栽类型是直接IO,就是行使程序直接访问磁盘数据,而不经过内核缓冲区,从而缩短了在内核缓存和用户程序之间数据复制。

倘若在写的逻辑__generic_file_write_iter内里,发现竖立了IOCB_DIRECT,则调用generic_file_direct_write,内里同样会调用address_space的direct_IO的函数,将数据直接写入硬盘。

带缓存的写入操作

吾们先来望带缓存写入的函数generic_perform_write。

ssize_tgeneric_perform_write(struct file *file, struct iov_iter *i, loff_tpos) {structaddress_space* mapping= file-> f_mapping; conststructaddress_space_operations* a_ops= mapping-> a_ops; do{ structpage* page; unsignedlongoffset; /* Offset into pagecache page */unsignedlongbytes; /* 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)); }

循环中主要做了这几件事:

对于每一页,先调用address_space的write_begin做一些准备; 调用iov_iter_copy_from_user_atomic,将写入的内容从用户态拷贝到内核态的页中; 调用address_space的write_end完善写操作; 调用balance_dirty_pages_ratelimited,望脏页是否太众,必要写回硬盘。所谓脏页,就是写入到缓存,但是还异国写入到硬盘的页面。

对于第一步,调用的是ext4_write_begin来说,主要做两件事:

第一做日志有关的做事。

ext4是一栽日志文件编制,是为了防止骤然断电的时候的数据丢失,引入了日志 (Journal)模式。日志文件编制比非日志文件编制众了一个Journal区域。文件在ext4平分两片面存储,一片面是文件的元数据,另一片面是数据。元数据和数据的操作日志Journal也是睁开管理的。你能够在挂载ext4的时候,选择Journal模式。这栽模式在将数据写入文件编制前,必须期待元数据和数据的日志已经落盘才能发挥作用。如许性能比较差,但是最坦然。

另一栽模式是order模式。这个模式不记录数据的日志,只记录元数据的日志,但是在写元数据的日志前,必须先确保数据已经落盘。这个折衷,是默认模式。

还有一栽模式是writeback,不记录数据的日志,仅记录元数据的日志,并且不保证数据比元数据先落盘。这个性能最益,但是最担心然。

第二调用grab_cache_page_write_begin来,得到答该写入的缓存页。

struct page * grab_cache_page_write_begin(struct address_space *mapping,pgoff_tindex, unsignedflags) {structpage* page; intfgp_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);returnpage; }

在内核中,缓存以页为单位放在内存内里,每一个掀开的文件都有一个struct file结构,每个struct file结构都有一个struct address_space用于有关文件和内存,就是在这个结构内里,有一棵树,用于保存一切与这个文件有关的的缓存页。

对于第二步,调用iov_iter_copy_from_user_atomic。先将分配益的页面调用kmap_atomic映射到内核内里的一个虚拟地址,然后将用户态的数据拷贝到内核态的页面的虚拟地址中,调用kunmap_atomic把内核内里的映射删除。

size_tiov_iter_copy_from_user_atomic(struct page *page, struct iov_iter *i, unsignedlongoffset, size_tbytes) {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);returnbytes; }

第三步中,调用ext4_write_end完善写入。这内里会调用ext4_journal_stop完善日志的写入,会调用block_write_end->__block_commit_write->mark_buffer_dirty,将修改过的缓存标记为脏页。能够望出,其实所谓的完善写入,并异国真实写入硬盘,仅仅是写入缓存后,标记为 脏页。

第四步,调用 balance_dirty_pages_ratelimited,是回写脏页。

/*** 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.*/voidbalance_dirty_pages_ratelimited(struct address_space *mapping){structinode* inode= mapping-> host; structbacking_dev_info* bdi= inode_to_bdi( inode); structbdi_writeback* wb= NULL; intratelimit; ......if(unlikely(current->nr_dirtied >= ratelimit)) balance_dirty_pages(mapping, wb, current->nr_dirtied);......}

在balance_dirty_pages_ratelimited内里,发现脏页的数现在超过了规定的数现在,就调用balance_dirty_pages->wb_start_background_writeback,启动一个背后线程最先回写。

另外还有几栽场景也会触发回写:

用户主动调用sync,将缓存刷到硬盘上往,最后会调用wakeup_flusher_threads,同步脏页; 当内存相等主要,以至于无法分配页面的时候,会调用free_more_memory,最后会调用wakeup_flusher_threads,开释脏页; 脏页已经更新了较长时间,时间上超过了设准时间,必要及时回写,保持内存和磁盘上数据相反性。 带缓存的读操作

望带缓存的读,对答的是函数generic_file_buffered_read。

staticssize_t generic_file_buffered_read(struct kiocb *iocb,struct iov_iter *iter, ssize_twritten) {structfile* filp= iocb-> ki_filp; structaddress_space* mapping= filp-> f_mapping; structinode* inode= mapping-> host; for(;;) { structpage* page; pgoff_tend_index; loff_tisize; page = find_get_page(mapping, index);if(!page) { if(iocb->ki_flags & IOCB_NOWAIT) gotowould_block; page_cache_sync_readahead(mapping,ra, filp,index, last_index - index);page = find_get_page(mapping, index);if(unlikely(page == NULL)) gotono_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函数中,吾们必要先找到page cache内里是否有缓存页。倘若异国找到,不光读取这一页,还要进走预读,这必要在page_cache_sync_readahead函数中实现。预读完了以后,再试一把查找缓存页。

倘若第一次找缓存页就找到了,吾们照样要判定,是不是答该不息预读;倘若必要,就调用page_cache_async_readahead发首一个异步预读。

末了,copy_page_to_iter会将内容从内核缓存页拷贝到用户内存空间。