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I/O write
I/O read:
read 系统调用的处理分为用户空间和内核空间处理两部分。其中，用户空间处理只是通过 0x80 中断陷入内核，接着调用其中断服务例程，即 sys_read 以进入内核处理流程。
对于 read 系统调用在内核的处理，如上图所述，经过了 VFS、具体文件系统，如 ext2、页高速缓冲存层、通用块层、IO 调度层、设备驱动层、和设备层。其中，VFS 主要是用来屏蔽下层具体文件系统操作的差异，对上提供一个统一接口，正是因为有了这个层次，所以可以把设备抽象成文件。具体文件系统，则定义了自己的块大小、操作集合等。引入 cache 层的目的，是为了提高 IO 效率。它缓存了磁盘上的部分数据，当请求到达时，如果在 cache 中存在该数据且是最新的，则直接将其传递给用户程序，免除了对底层磁盘的操作。通用块层的主要工作是，接收上层发出的磁盘请求，并最终发出 IO 请求（BIO）。IO 调度层则试图根据设置好的调度算法对通用块层的 bio 请求合并和排序，回调驱动层提供的请求处理函数，以处理具体的 IO 请求。驱动层的驱动程序对应具体的物理设备，它从上层取出 IO 请求，并根据该 IO 请求中指定的信息，通过向具体块设备的设备控制器发送命令的方式，来操纵设备传输数据。设备层都是具体的物理设备。
VFS 层：
内核函数 sys_read 是 read 系统调用在该层的入口点。
它根据文件 fd 指定的索引，从当前进程描述符中取出相应的 file 对象，并调用 vfs_read 执行文件读取操作。
vfs_read 会调用与具体文件相关的 read 函数执行读取操作，file- f_op.read。
然后，VFS 将控制权交给了 ext2 文件系统。（ext2 在此作为示例，进行解析）
Ext2 文件系统层的处理
通过 ext2_file_operations 结构知道，上述函数最终会调用到 do_sync_read 函数，它是系统通用的读取函数。所以说，do_sync_read 才是 ext2 层的真实入口。
该层入口函数 do_sync_read 调用函数 generic_file_aio_read，后者判断本次读请求的访问方式，如果是直接 io（filp- f_flags 被设置了 O_DIRECT 标志，即不经过 cache）的方式，则调用 generic_file_direct_IO 函数；如果是 page cache 的方式，则调用 do_generic_file_read 函数。它会判断该页是否在页高速缓存，如果是，直接将数据拷贝到用户空间。如果不在，则调用 page_cache_sync_readahead 函数执行预读（检查是否可以预读），它会调用 mpage_readpages。如果仍然未能命中（可能不允许预读或者其它原因），则直接跳转 readpage，执行 mpage_readpage，从磁盘读取数据。
在 mpage_readpages(一次读多个页) 中，它会将连续的磁盘块放入同一个 BIO，并延缓 BIO 的提交，直到出现不连续的块，则直接提交 BIO，再继续处理，以构造另外的 BIO。
文件的 page cache 结构
图 5 显示了一个文件的 page cache 结构。文件被分割为一个个以 page 大小为单元的数据块, 这些数据块（页）被组织成一个多叉树（称为 radix 树）。树中所有叶子节点为一个个页帧结构（struct page），表示了用于缓存该文件的每一个页。在叶子层最左端的第一个页保存着该文件的前 4096 个字节（如果页的大小为 4096 字节），接下来的页保存着文件第二个 4096 个字节，依次类推。树中的所有中间节点为组织节点，指示某一地址上的数据所在的页。此树的层次可以从 0 层到 6 层，所支持的文件大小从 0 字节到 16 T 个字节。树的根节点指针可以从和文件相关的 address_space 对象（该对象保存在和文件关联的 inode 对象中）中取得。
mpage 处理机制就是 page cache 层要处理的问题。
通用块层
在缓存层处理末尾，执行 mpage_submit_bio 之后，会调用 generic_make_request 函数。这是通用块层的入口函数。
它将 bio 传送到 IO 调度层进行处理。
IO 调度层
对 bio 进行合并、排序，以提高 IO 效率。然后，调用设备驱动层的回调函数，request_fn，转到设备驱动层处理。
设备驱动层
request 函数对请求队列中每个 bio 进行分别处理，根据 bio 中的信息向磁盘控制器发送命令。处理完成后，调用完成函数 end_bio 以通知上层完成。
块设备驱动
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