Linux I/O子系統框架圖

I/O write 

I/O read:

 read系統調用的處理分爲用戶空間和內核空間處理兩部分。其中，用戶空間處理只是經過0x80中斷陷入內核，接着調用其中斷服務例程，即sys_read以進入內核處理流程。

對於read系統調用在內核的處理，如上圖所述，通過了VFS、具體文件系統，如ext二、頁高速緩衝存層、通用塊層、IO調度層、設備驅動層、和設備層。其中，VFS主要是用來屏蔽下層具體文件系統操做的差別，對上提供一個統一接口，正是由於有了這個層次，因此能夠把設備抽象成文件。具體文件系統，則定義了本身的塊大小、操做集合等。引入cache層的目的，是爲了提升IO效率。它緩存了磁盤上的部分數據，當請求到達時，若是在cache中存在該數據且是最新的，則直接將其傳遞給用戶程序，免除了對底層磁盤的操做。通用塊層的主要工做是，接收上層發出的磁盤請求，並最終發出IO請求（BIO）。IO調度層則試圖根據設置好的調度算法對通用塊層的bio請求合併和排序，回調驅動層提供的請求處理函數，以處理具體的IO請求。驅動層的驅動程序對應具體的物理設備，它從上層取出IO請求，並根據該IO請求中指定的信息，經過向具體塊設備的設備控制器發送命令的方式，來操縱設備傳輸數據。設備層都是具體的物理設備。

VFS層：

內核函數sys_read是read系統調用在該層的入口點。

它根據文件fd指定的索引，從當前進程描述符中取出相應的file對象，並調用vfs_read執行文件讀取操做。

vfs_read會調用與具體文件相關的read函數執行讀取操做，file->f_op.read。

而後，VFS將控制權交給了ext2文件系統。（ext2在此做爲示例，進行解析）

Ext2文件系統層的處理

經過ext2_file_operations結構知道，上述函數最終會調用到do_sync_read函數，它是系統通用的讀取函數。因此說，do_sync_read纔是ext2層的真實入口。

該層入口函數 do_sync_read 調用函數 generic_file_aio_read ，後者判斷本次讀請求的訪問方式，若是是直接 io （filp->f_flags 被設置了 O_DIRECT 標誌，即不通過 cache）的方式，則調用 generic_file_direct_IO 函數；若是是 page cache 的方式，則調用 do_generic_file_read 函數。它會判斷該頁是否在頁高速緩存，若是是，直接將數據拷貝到用戶空間。若是不在，則調用page_cache_sync_readahead函數執行預讀（檢查是否能夠預讀），它會調用mpage_readpages。若是仍然未能命中（可能不容許預讀或者其它緣由），則直接跳轉readpage，執行mpage_readpage，從磁盤讀取數據。

在mpage_readpages(一次讀多個頁)中，它會將連續的磁盤塊放入同一個BIO，並延緩BIO的提交，直到出現不連續的塊，則直接提交BIO，再繼續處理，以構造另外的BIO。

文件的 page cache 結構

圖5顯示了一個文件的 page cache 結構。文件被分割爲一個個以 page 大小爲單元的數據塊,這些數據塊（頁）被組織成一個多叉樹（稱爲 radix 樹）。樹中全部葉子節點爲一個個頁幀結構（struct page），表示了用於緩存該文件的每個頁。在葉子層最左端的第一個頁保存着該文件的前4096個字節（若是頁的大小爲4096字節），接下來的頁保存着文件第二個4096個字節，依次類推。樹中的全部中間節點爲組織節點，指示某一地址上的數據所在的頁。此樹的層次能夠從0層到6層，所支持的文件大小從0字節到16 T 個字節。樹的根節點指針能夠從和文件相關的 address_space 對象（該對象保存在和文件關聯的 inode 對象中）中取得。

mpage處理機制就是page cache層要處理的問題。

通用塊層

在緩存層處理末尾，執行mpage_submit_bio以後，會調用generic_make_request函數。這是通用塊層的入口函數。

它將bio傳送到IO調度層進行處理。

IO調度層

對bio進行合併、排序，以提升IO效率。而後，調用設備驅動層的回調函數，request_fn，轉到設備驅動層處理。

設備驅動層

request函數對請求隊列中每一個bio進行分別處理，根據bio中的信息向磁盤控制器發送命令。處理完成後，調用完成函數end_bio以通知上層完成。

塊設備驅動