博客阅读笔记
http://hi.baidu.com/_kouu/item/4e9db87580328244ef1e53d0
文件读写浅析笔记
1.VFS.
how f_op->read/f_op->write被掉用，见http://hi.baidu.com/_kouu/item/6bfca5cc5d9778d4964452d0
2.Disk Caches 磁盘高速缓存
磁盘上数据缓存在内存中，加速读写。一般，read/write只与缓存打交道。
how实现：每个文件的inode内嵌了一个address_space结构，通过inode->i_mapping访问。address_space结构维护了一颗radix树，高速缓存的内存页面就挂在该树上。故磁盘高速缓存与inode相关，打开文件的每一个进程共用一份缓存。
inode刚被载入内存时，对应的radix树为空，随着读写进行，radix树逐渐有了内容。
当需要读写的内容未载入radix树，read/write与底层的“通用块层”发起读请求，将数据读入。
若打开文件指定了O_DIRCET,则绕开磁盘高速缓存，直接与“通用块层”打交道
内核线程pdflush定期将每个inode上的脏页更新到磁盘，同时将radix页面回收。
3.Generic Block Layer 通用块层
linux内核把块设备抽象成统一的模型，即由扇区组成的数据空间。扇区是磁盘设备读写的最小单位。
上层的读写请求在通用块层被构造成了一个或多个bio结构。
上层的一次请求可能跨多个扇区，形成非连续扇区段。每个扇区段，对应一个bio结构。
接下来拓展讨论内存的组织。上层的一次请求肯能跨扇区，故它页可能跨磁盘高速缓存上的多个页。故一个bio可能对应一组内存页。内存页单独分配，故内存地址可能不连续。块设备访问能一组连续扇区，关于是否能访问不连续的内存地址，这与DMA有关。
块设备一般通过DMA,将开设备上的一组连续扇区的数据拷贝到一组连续的内存页面。这里不扩展了。结论是，支持io-mmu体系，则可以在一次DMA中完成。若不支持，则一个bio在设备驱动程序中被拆分为多个设备请求。
每个bio都会提交到IO调度器中
4 I/O SchedulerLayer I/O调度器层
IO调度器要做的是，在完成所有任务的前提下，让磁头尽量少移动，从而提高磁盘读写效率。
在IO调度器中，上层提交的bio构造成request，一个request结构中包含了一组顺序的bio，每一个物理设备对应一个request_queue,里面顺序放着request。
新的bio可能被合并request_queue中已有的request结构中（甚至合并到已有的bio中），也可能生成新的request插入到request_queue对应位置。这取决于IO调度算法。
IO调度器除了重排请求顺序，还可能延迟触发队请求的处理。因为在请求队列有一定数目，才用调度算法，否则，先来先服务
延迟请求是对request_queue的plug/unplug实现的。plug停用，unplug恢复。请求少时request_queue停用，请求到达一定数目或者超市，request_queue才恢复，恢复时，驱动程序提供的回调函数被调用，于是程序开始处理request_queue。
一般来说，read/write系统调用到这里就返回了。
5.Device Driver 设备驱动程序
设备驱动层从request_queue中取出请求，操作硬件设别，逐个执行这些请求。
设备驱动程序有权选择IO调度算法。甚至可将IO调度层屏蔽，直接对bio处理。即，IO调度器是内核提供给设备驱动程序的一组方法，使用与否，是否使用，选择权在于设备驱动程序。
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