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在文件系统中，有三大缓冲为了提升效率：inode缓冲区、dentry缓冲区、块缓冲。
(内核：2.4.37)
二、块buffer缓冲区
0、整体来说，Linux 文件缓冲区分为page cache和buffer cache，每一个 page cache 包含若干 buffer cache。
》 内存管理系统和 VFS 只与 page cache 交互，内存管理系统负责维护每项 page cache 的分配和回收，同时在使用“内存映射”方式访问时负责建立映射。
》 VFS 负责 page cache 与用户空间的数据交换。
》 而具体文件系统则一般只与 buffer cache 交互，它们负责在存储设备和 buffer cache 之间交换数据，具体的文件系统直接操作的就是disk部分，而具体的怎么被包装被用户使用是VFS的责任(VFS将buffer cache包装成page给用户)。
》 每一个page有N个buffer cache，struct buffer_head结构体中一个字段b_this_page就是将一个page中的buffer cache连接起来的结构
看一下这个结构：/include/linux/mm.h，对于struct buffer_head下面再看。
看到下面167行代码就懂了~
typedef struct page {156 struct list_head list; /* ->mapping has some page lists. */157 struct address_space *mapping; /* The inode (or ...) we belong to. */158 unsigned long index; /* Our offset within mapping. */159 struct page *next_hash; /* Next page sharing our hash bucket in160 the pagecache hash table. */161 atomic_t count; /* Usage count, see below. */162 unsigned long flags; /* atomic flags, some possibly163 updated asynchronously */164 struct list_head lru; /* Pageout list, eg. active_list;165 protected by pagemap_lru_lock !! */166 struct page **pprev_hash; /* Complement to *next_hash. */167 struct buffer_head * buffers; /* Buffer maps us to a disk block. */168 169 /*170 * On machines where all RAM is mapped into kernel address space,171 * we can simply calculate the virtual address. On machines with172 * highmem some memory is mapped into kernel virtual memory173 * dynamically, so we need a place to store that address.174 * Note that this field could be 16 bits on x86 ... ;)175 *176 * Architectures with slow multiplication can define177 * WANT_PAGE_VIRTUAL in asm/page.h178 */179 #if defined(CONFIG_HIGHMEM) || defined(WANT_PAGE_VIRTUAL)180 void *virtual; /* Kernel virtual address (NULL if181 not kmapped, ie. highmem) */182 #endif /* CONFIG_HIGMEM || WANT_PAGE_VIRTUAL */183 } mem_map_t;
关系图如下：
1、对于具体的Linux文件系统，会以block(磁盘块)的形式组织文件，为了减少对物理块设备的访问，在文件以块的形式调入内存后，使用块高速缓存进行管理。每个缓冲区由两部分组成，第一部分称为缓冲区首部，用数据结构buffer_head表示，第二部分是真正的存储的数据。由于缓冲区首部不与数据区域相连，数据区域独立存储。因而在缓冲区首部中，有一个指向数据的指针和一个缓冲区长度的字段。
Ps:内核同样有几种不同的链表来管理buffer cache，在fs/buffer.c中定义：
static struct buffer_head **hash_table;
static struct buffer_head *lru_list[NR_LIST];
static struct buffer_head * unused_list;
下面我们具体看看这个结构体struct buffer_head，这个版本中这个结构体在fs.h中，后面的一些版本，在buffer_head.h中。
246 struct buffer_head {247 /* First cache line: */248 struct buffer_head *b_next; /* Hash queue list */249 unsigned long b_blocknr; /* block number */250 unsigned short b_size; /* block size */251 unsigned short b_list; /* List that this buffer appears */252 kdev_t b_dev; /* device (B_FREE = free) */253 254 atomic_t b_count; /* users using this block */255 kdev_t b_rdev; /* Real device */256 unsigned long b_state; /* buffer state bitmap (see above) */257 unsigned long b_flushtime; /* Time when (dirty) buffer should be written */258 259 struct buffer_head *b_next_free;/* lru/free list linkage */260 struct buffer_head *b_prev_free;/* doubly linked list of buffers */261 struct buffer_head *b_this_page;/* circular list of buffers in one page */262 struct buffer_head *b_reqnext; /* request queue */263 264 struct buffer_head **b_pprev; /* doubly linked list of hash-queue */265 char * b_data; /* pointer to data block */266 struct page *b_page; /* the page this bh is mapped to */267 void (*b_end_io)(struct buffer_head *bh, int uptodate); /* I/O completion */268 void *b_private; /* reserved for b_end_io */269 270 unsigned long b_rsector; /* Real buffer location on disk */271 wait_queue_head_t b_wait;272 273 struct list_head b_inode_buffers; /* doubly linked list of inode dirty buffers */274 }; 解释一些上面的字段： b_next：用于链接到块缓冲区的hash表
b_blocknr：本block的块号
b_size：block的大小
b_list：表示当前的这个buffer在那个链表中
b_dev：虚拟设备标识
b_count：引用计数(几个人在使用这个buffer)
b_rdev：真实设备标识
b_state：状态位图，如下：
212 /* bh state bits */213 enum bh_state_bits {214 BH_Uptodate, /* 如果缓冲区包含有效数据则置1 */215 BH_Dirty, /* 如果buffer脏(存在数据被修改情况)，那么置1 */216 BH_Lock, /* 如果缓冲区被锁定，那么就置1 */217 BH_Req, /* 如果缓冲区无效就置0 */218 BH_Mapped, /* 如果缓冲区有一个磁盘映射就置1 */219 BH_New, /* 如果缓冲区是新的，而且没有被写出去，那么置1 */220 BH_Async, /* 如果缓冲区是进行end_buffer_io_async I/O 同步则置1 */221 BH_Wait_IO, /* 如果要将这个buffer写回，那么置1 */222 BH_Launder, /* 如果需要重置这个buffer，那么置1 */223 BH_Attached, /* 1 if b_inode_buffers is linked into a list */224 BH_JBD, /* 如果和 journal_head 关联置1 */225 BH_Sync, /* 如果buffer是同步读取置1 */226 BH_Delay, /* 如果buffer空间是延迟分配置1 */227 228 BH_PrivateStart,/* not a state bit, but the first bit available229 * for private allocation by other entities230 */231 };232 b_flushtime：脏buffer需要被写入的时间 b_next_free：指向lru链表中next元素
b_prev_free：指向链表上一个元素
b_this_page：连接到同一个page中的那个链表
b_reqnext：请求队列
b_pprev：hash队列双向链表 data：指向数据块的指针
b_page：这个buffer映射的页面
b_end_io：IO结束时候执行函数
b_private：保留
b_rsector：缓冲区在磁盘上的实际位置
b_inode_buffers：inode脏缓冲区循环链表
3、关于VFS怎么去管理几个buffer cache的链表，如下：
》 hash表：用于管理包含有效数据的buffer，在定位buffer的时候很快捷。哈希索引值由数据块号以及其所在的设备标识号计算（散列）得到。
关于这段hash代码如下：
539 /* After several hours of tedious analysis, the following hash540 * function won. Do not mess with it... -DaveM541 */542 #define _hashfn(dev,block) \543 ((((dev)<<(bh_hash_shift - 6)) ^ ((dev)<<(bh_hash_shift - 9))) ^ \544 (((block)<<(bh_hash_shift - 6)) ^ ((block) >> 13) ^ \545 ((block) << (bh_hash_shift - 12)))) 下面简单的看一下流程： 当我们在一个具有的文件系统中，当我们需要读取一块数据的时候，需要调用bread函数(面包？ヾ(｡｀Д´｡)，应该是buffer read的缩写吧。。。)。
如下：
1181 /**1182 * bread() - reads a specified block and returns the bh1183 * @block: number of block 块号1184 * @size: size (in bytes) to read 需要读取的size1185 * 1186 * Reads a specified block, and returns buffer head that1187 * contains it. It returns NULL if the block was unreadable. 返回一个包含这个block的buffer1188 */ 1189 struct buffer_head * bread(kdev_t dev, int block, int size)1190 {1191 struct buffer_head * bh;1192 1193 bh = getblk(dev, block, size); /* 找到这个buffer */1194 if (buffer_uptodate(bh)) /* 判断是否存在有效数据，如果存在那么直接返回即可 */1195 return bh;1196 set_bit(BH_Sync, &bh->b_state); /* 如果不存在有效数据，将这个buffer设置成同步状态 */1197 ll_rw_block(READ, 1, &bh); /* 如果没有，那么需要从磁盘中读取这个block到buffer中，这个是一个底层的读取操作 */1198 wait_on_buffer(bh); /* 等待buffer的锁打开 */1199 if (buffer_uptodate(bh)) /* 理论上这个时候应该是存在有效数据的了，直接返回就可以 */1200 return bh;1201 brelse(bh);1202 return NULL;1203 } 对于上面函数的分析，基本上分成两个步骤， 第一：通过dev号+block号找到相应的buffer，使用函数getblk，如下：
1013 struct buffer_head * getblk(kdev_t dev, int block, int size)1014 {1015 for (;;) {1016 struct buffer_head * bh;1017 1018 bh = get_hash_table(dev, block, size); /* 关键函数，得到hash表中的buffer */1019 if (bh) {1020 touch_buffer(bh);1021 return bh; /* 返回这个buffer */1022 }1023 /* 如果没有找到对应的buffer，那么试着去增加一个buffer，就是使用下面的grow_buffers函数 */1024 if (!grow_buffers(dev, block, size))1025 free_more_memory();1026 }1027 } 简单看一下这个查找buffer函数：get_hash_table
628 struct buffer_head * get_hash_table(kdev_t dev, int block, int size)629 {630 struct buffer_head *bh, **p = &hash(dev, block); /* 首先通过hash值得到对应的位置，这个函数h很easy */631 /* 其实就是 #define hash(dev,block) hash_table[(_hashfn(HASHDEV(dev),block) & bh_hash_mask)]。hashfn函数上面已经说过了，就是通过hash值得到buffer*/632 read_lock(&hash_table_lock);633 634 for (;;) { /* 下面就是判断这个得到的buffer数组中有没有我们需要的buffer */635 bh = *p;636 if (!bh)637 break;638 p = &bh->b_next;639 if (bh->b_blocknr != block)640 continue;641 if (bh->b_size != size)642 continue;643 if (bh->b_dev != dev)644 continue;645 get_bh(bh); /* 如果有那么直接执行这个函数，这个函数很easy，其实就是增加一个使用计数器而已： atomic_inc(&(bh)->b_count);*/646 break;647 }648 649 read_unlock(&hash_table_lock);650 return bh;651 } 如果没找到对应的buffer，那么使用grow_buffers函数增加一个新的buffer，看函数：
2596 /*2597 * Try to increase the number of buffers available: the size argument2598 * is used to determine what kind of buffers we want.2599 */2600 static int grow_buffers(kdev_t dev, unsigned long block, int size)2601 {2602 struct page * page;2603 struct block_device *bdev;2604 unsigned long index;2605 int sizebits;2606 2607 /* Size must be multiple of hard sectorsize */2608 if (size & (get_hardsect_size(dev)-1))2609 BUG();2610 /* Size must be within 512 bytes and PAGE_SIZE */2611 if (size < 512 || size > PAGE_SIZE)2612 BUG();2613 2614 sizebits = -1;2615 do {2616 sizebits++;2617 } while ((size << sizebits) < PAGE_SIZE);2618 2619 index = block >> sizebits;2620 block = index << sizebits;2621 2622 bdev = bdget(kdev_t_to_nr(dev));2623 if (!bdev) {2624 printk("No block device for %s\n", kdevname(dev));2625 BUG();2626 }2627 2628 /* Create a page with the proper size buffers.. */2629 page = grow_dev_page(bdev, index, size);2630 2631 /* This is "wrong" - talk to Al Viro */2632 atomic_dec(&bdev->bd_count);2633 if (!page)2634 return 0;2635 2636 /* Hash in the buffers on the hash list */2637 hash_page_buffers(page, dev, block, size);2638 UnlockPage(page);2639 page_cache_release(page);2640 2641 /* We hashed up this page, so increment buffermem */2642 atomic_inc(&buffermem_pages);2643 return 1;2644 }2645这个函数就是增加一个新的buffer，首先由grow_dev_page创建一个缓冲区包含这个block，然后将这个buffer链接到这个全局的hash缓冲区中使用函数hash_page_buffers。具体的代码很简单，不单看了。 第二：如果没有找到需要的buffer，那么执行底层读取函数ll_rw_block将数据从磁盘去读进来，这个函数在/source/drivers/block/ll_rw_blk.c中，具体的代码不看了。
OK，至此，寻找一个我们需要的buffer就结束了。
》 LRU链表
对于每一种不同缓冲区都会使用一个LRU来管理未使用的有效缓冲区
Ps：缓冲区类型如下：
1152 #define BUF_CLEAN 01153 #define BUF_LOCKED 1 /* Buffers scheduled for write */1154 #define BUF_DIRTY 2 /* Dirty buffers, not yet scheduled for write */分别是：未使用的干净的缓冲区；正在等待写入的缓冲区；脏缓冲区，还没有被写回磁盘。
这个三种链表怎么得到的呢，看代码也知道是吻合的，看LRU的声明：static struct buffer_head *lru_list[NR_LIST];
再看：#define NR_LIST 3，OK
当我们需要寻找一块buffer的时候，如果发现buffer在缓冲区中，且在LRU链表中，那么从LRU表中删除。
结合上面的一个hash链表，基本过程就是：
首先呢在hash表中寻找，如果找到，那就OK，如果没有找到，那么需要分配新的buffer，如果分到，那么加载数据进来，继续...如果没有足够的空间分配，那么， 需要将LRU中一个取出(LRU链首元素)，先看是否置了“脏”位，如已置，则将它的内容写回磁盘。然后清空内容，将它分配给新的数据块。
在缓冲区使用完了后，将它的b_count域减1，如果b_count变为0，则将它放在某个LRU链尾，表示该缓冲区已可以重新利用。
unused_list 用于辅助就不多说了~~~