Linux内核源码分析--文件系统（三、buffer.c）

        前面已经大概的分析了下高速缓存区相关知识，这里再来分析下几个重要的函数；

        1、清缓存：把缓存区数据和设备进行同步

        sys_sync(void)函数：首先把i节点从内存中写入到缓存块中（ 把i节点写入缓存块函数：sync_inodes(void)，从内存inode_table[]  i节点数组中扫描修改过的i节点，然后根据i节点号把所处的整块逻辑块都读取到缓存块中，接着把内存中修改过的i节点存放到缓存块相应位置）；扫描缓存区中所有缓存头结构，如果已经修改过就发出设备写请求，就会把修改过的缓存块写入到设备磁盘块中；

        sync_dev(int dev)函数是对指定的块设备进行数据同步，而上面的是对所有缓存区进行数据同步，因为两个清缓存函数类似，所以就挑一个具有代表性的分析下：

//对指定设备进行高速缓存区数据和设备上数据进行同步
//这里采用先让修改的缓存数据和设备块数据同步，
//然后把i节点写入到高速缓存区中，最后再次让缓存区和设备块数据同步。
//这样做是，第一次同步，可以把脏块同步干净，然后把i节点写入高速缓存区中，
//这时候同步i节点就变的简单了。最后同步i节点和因为i节点写入而变脏的块
int sync_dev(int dev)
{
	int i;
	struct buffer_head * bh;

	bh = start_buffer;//得到缓存区开始地址
	for (i=0 ; i		if (bh->b_dev != dev)//判断是否为指定的设备
			continue;
		wait_on_buffer(bh);//检查是否有锁
		if (bh->b_dev == dev && bh->b_dirt)//因为上一步很可能要等待解锁，在这期间缓存块可能被修改，所以最好要再次判断
			ll_rw_block(WRITE,bh);//调用写请求函数
	}
	sync_inodes();//把内存中改变过的i节点写入到缓存区中
	bh = start_buffer;//步骤和上面一样
	for (i=0 ; i		if (bh->b_dev != dev)
			continue;
		wait_on_buffer(bh);
		if (bh->b_dev == dev && bh->b_dirt)
			ll_rw_block(WRITE,bh);
	}
	return 0;
}

        2、缓存块插入到双链表/hash链表中，从双链表/hash链表中删除缓存块

        static inline void remove_from_queues(struct buffer_head * bh)；从链表中删除缓存块，这没有什么技巧，都是些简单的链表操作；重点看下插入链表，先调整双链表，这里把插入的缓存块放到链表最后，所以会有：越靠近free_list指针的缓存头就越久没有使用（到时候查找空闲缓存头时就更有效率）；然后再调整下hash链表，这个hash链表不是一一映射的，而是hash链表（或者说hash数组表），可以查看下：http://blog.csdn.net/yuzhihui_no1/article/details/43677663

//将指定缓冲区插入空闲链表尾并放入hash队列中
static inline void insert_into_queues(struct buffer_head * bh)
{
/* put at end of free list；  放到空闲链表尾部，free_list是头指针*/
	bh->b_next_free = free_list;
	bh->b_prev_free = free_list->b_prev_free;
	free_list->b_prev_free->b_next_free = bh;
	free_list->b_prev_free = bh;
/* put the buffer in new hash-queue if it has a device */
//如果他是个块设备，那么插入新hash队列中
	bh->b_prev = NULL;
	bh->b_next = NULL;
	if (!bh->b_dev)//判断是否是块设备
		return;
	//这个hash队列的插入是从头开始插入的；如果要从尾部插入，则要循环判断到位null
	bh->b_next = hash(bh->b_dev,bh->b_blocknr);//插入到得到的hash值队列的第一块，也就是首地址
	hash(bh->b_dev,bh->b_blocknr) = bh;//hash组指针要指向对应hash值队列
	bh->b_next->b_prev = bh;//处理bh第一个hash项的前指针
}

        3、查找缓存块号

        查找缓存块号基本是使用hash方法来得到的，因为hash方法就像查字典一样，经过几个步骤后就能很快的查找到；而双链表必须要一个个的去匹配，就像从字典的第一页开始一样一页一页的查看，效率明显低很多；

        注：find_buffer(int dev, int block)和get_hash_table(int dev, int block)这两个函数都是在查找已经存在的缓存块（根据设备号和逻辑块号可以查找到），而getblk(int dev, int block)函数是先查找是否已经存放，如果不存在就会从双链表中获取个空闲缓存块，然后进行设置，并且放入到hash链表中；

        find_buffer(int dev, int block)函数，这个函数主要是让设备号dev和逻辑块号block通过hash()函数来得到hash链表头节点，然后遍历整个链表来得到具体的某个缓存块。注意hash()函数得到的是一类缓存块，而不是具体的某个缓存块，也所以是hash链表而不是hash表，这是个基础函数（所谓基础函数就是用来被其他函数包装调用的），只负责查找到具体的缓存块，而不管该缓存块是否被使用，或者上锁。

        get_hash_table(int dev, int block)函数，是包装了上面的find_buffer()函数得到的。先通过find_buff()函数得到缓存头，然后对缓存块引用，再等待该缓存块解锁，再次判断是否是想要的缓存块（因为等待解锁期间，可能会有进程对缓存块修改），如果缓存头结构没变，那返回缓存头结构；如果变了，递减引用，重新再查找。函数中用了一个死循环（搞不懂用死循环为什么不用while(1)，而是用for(;;)，个人感觉用while(1)通俗易懂），把上面一系列操作都放在死循环中，“要么死掉，要么找到” 这函数太执著了。

        下面才是终极查找缓存块号函数（《爱情公寓》中吕子乔的经典台词：终极.....）getblk(int dev, int block)，这个函数设计的非常好，多次判断，最后得到一个干净的空闲缓存块。还有个我觉得很好的就是他设计了权重：锁的权重为1，修改标志的权重为2，如果上锁了就等待下所以花的时间少；但如果修改过了，那得和设备数据同步（向块设备上写数据是比较慢的），完了后还得再判断下是否上锁；所以最后再没有完全干净（引用为0，干净，不上锁）的情况下，找到一个综合权重小的也是个不错选择。

 //同时判断缓存区的修改标志和锁定标志，并且定义修改标志权重比锁标志大
#define BADNESS(bh) (((bh)->b_dirt<<1)+(bh)->b_lock)

//获取高速缓存中指定的缓存块
//检查指定设备号和缓存块号的缓存区是否已经存在高速缓存中，如果存在返回相应缓存区头指针退出；
//如果不存在就需要在缓存中设置一个对应设备号和块号的新项，返回对应指针
struct buffer_head * getblk(int dev,int block)
{
	struct buffer_head * tmp, * bh;

repeat:
	if (bh = get_hash_table(dev,block))
		return bh;//如果在hash链表中幸运的查找到了缓存块，谢天谢地可以不用走下面的漫长道路了

// 如果上面没有查找到，那么就意味着所需要的缓存块压根就没有在hash链表中
// 这里就需要注意了：在初始化时，所有的缓存头结构都用循环双链表串起来了，所以叫做空闲双链表
// 但是hash链表中初始化时全部置为null，当需要的时候才把缓存头加到hash链表中

        //因此 下面是在循环双链表中找一个空闲缓存头，加入到hash表中使用
	tmp = free_list;//从链表头开始，因为这是一条LRU链表
	//空闲块条件  引用计数为0，干净块，没上锁
	do {
		if (tmp->b_count)//这是硬条件，如果有别的进程使用，则换下一个
			continue;
		//其实下面是寻找干净块，没上锁
//下面这个刚还是我是没有理解透彻，后来反复看了下才看懂其中奥妙（也许聪明的你一下子就看懂了我所谓的奥妙）
//if()中的!bh是为bh = NULL，做处理的；BADNESS(tmp)//其实不然，if (!BADNESS(tmp))这一步如果能够退出，那再好不过了，表示没有上锁，也没有修改过的空闲块；
//而如果上面的那一步没有退出，这个BADNESS(tmp)
		if (!bh || BADNESS(tmp)			bh = tmp;
			if (!BADNESS(tmp))
				break;
		}
/* and repeat until we find something good */
	} while ((tmp = tmp->b_next_free) != free_list);
	if (!bh) {//如果发现所有缓存区都在使用，那么任务将会睡眠在buffer_wait队列上
		sleep_on(&buffer_wait);
		goto repeat;//有wake_up()唤醒后再查找空闲缓存区
	}
	//这里已经获取到合适的空闲缓存块，但要检查下是否被上锁
	wait_on_buffer(bh);
	if (bh->b_count)//如果被其他进程占用，那么又得重新找一块缓存块
		goto repeat;
	while (bh->b_dirt) {//如果该缓存区有修改数据，
		sync_dev(bh->b_dev);//同步到指定的设备上
		wait_on_buffer(bh);//等待解锁
		if (bh->b_count)
			goto repeat;//又被占用，则再次查找一个合适的空闲缓存块
	}
/* NOTE!! While we slept waiting for this block, somebody else might */
/* already have added "this" block to the cache. check it */
//检查在进程睡眠时，是否有其他进程把该空闲的缓存块放入到使用中
	if (find_buffer(dev,block))
		goto repeat;//重新查找
/* OK, FINALLY we know that this buffer is the only one of it's kind, */
/* and that it's unused (b_count=0), unlocked (b_lock=0), and clean */
    //对最后查找到的空闲缓存块进行设置
	bh->b_count=1;
	bh->b_dirt=0;
	bh->b_uptodate=0;
	remove_from_queues(bh);//把该缓存头拿出来，因为要改变设备号和缓存块号，所以在hash队列中位置要改变
	bh->b_dev=dev;
	bh->b_blocknr=block;
	insert_into_queues(bh);//修改完dev和block后再次插入到正确的地方
	return bh;
}

        4、从设备上读取数据到缓存中

         bread(int dev,int block)函数是从设备上读取一个逻辑块内容到缓存块上，其操作过程大概就是通过 getblk(dev, block)函数得到一个缓存块，如果这个缓存块数据是有效的就直接返回缓存块。其实通过get_hash_table(dev, block)函数得到的缓存块会和dev设备上的block号逻辑块一一对应的，就算没找到也会从free链表中申请一个和它一一对应的缓存块；如果缓存块上的数据是无效的，那么就要向设备发送读数据请求，把逻辑块上的数据读取到缓存块上，返回缓存块；

        bread_page(unsigned long address, int dev, int b[4])函数是一次性读取四块逻辑块数据到缓存块中，然后再从缓存块中拷贝到指定内存中；

 //同时读取四块缓存块数据到指定内存中，每一块是1024，一个页就是4096，所以就是4块缓存块内容
 //参数:address是内存地址；dev设备号；b[4]4个设备数据块号
void bread_page(unsigned long address,int dev,int b[4])
{
	struct buffer_head * bh[4];
	int i;
	for (i=0 ; i<4 ; i++)
		if (b[i]) {
			if (bh[i] = getblk(dev,b[i]))//获取到指定设备和有效块号的缓存块
				if (!bh[i]->b_uptodate)//如果缓存块中数据无效，则发读设备请求
					ll_rw_block(READ,bh[i]);
		} else
			bh[i] = NULL;//块号无效则不需要管，把对应的缓存块置为null
			//下面是将4块缓存区的内容复制到指定内存位置上
	for (i=0 ; i<4 ; i++,address += BLOCK_SIZE)
		if (bh[i]) {//缓存块有效
			wait_on_buffer(bh[i]);//等待解锁
			if (bh[i]->b_uptodate)//如果数据有效
				COPYBLK((unsigned long) bh[i]->b_data,address);//复制内容到address上
			brelse(bh[i]);//释放掉缓存区
		}
}

        struct buffer_head * breada(int dev,int first, ...)函数会预先读取几个数据块到缓存块中，但其实现的原理和上面两个函数类似，唯一不同的就是该函数使用了，可变参数列表技术，巧妙的实现预读取多个数据块数据；

//和bread函数类似，但是该函数会预先读取一些块，可变参数列表  最后一个参数要为负数
 //函数参数是个可变参数，是一系列指定的块号，成功返回第一块的缓存块头指针，否则返回null
struct buffer_head * breada(int dev,int first, ...)
{
	va_list args;
	struct buffer_head * bh, *tmp;

	va_start(args,first);
	if (!(bh=getblk(dev,first)))//查看第一块设备号和块号指定的缓存块
		panic("bread: getblk returned NULL\n");
	if (!bh->b_uptodate)
		ll_rw_block(READ,bh);//如果缓存块的数据无效则发送读数据请求

		//顺序获取到其他数据块，和上面一样操作，但是退化掉引用
	while ((first=va_arg(args,int))>=0) {
		tmp=getblk(dev,first);
		if (tmp) {
			if (!tmp->b_uptodate)
				ll_rw_block(READA,bh);
			tmp->b_count--;
		}
	}
	va_end(args);
	wait_on_buffer(bh);//等待第一个缓存块解锁
	if (bh->b_uptodate)//如果数据有效则返回第一个缓存块头指针
		return bh;
	brelse(bh);//否则释放缓存块，返回null
	return (NULL);
}

        5、缓存区初始化函数

        虽然在前面一篇blog中分析了缓存区初始化的代码，但是这里还是得看下他，因为这个函数设计的真的很好。

//缓存区初始化函数
//参数:buffer_end指向缓存区内存的末端；对于系统有16MB内存，缓存为4MB；8MB--2MB
void buffer_init(long buffer_end)
{
	struct buffer_head * h = start_buffer;
	void * b;
	int i;

	if (buffer_end == 1<<20)//640k~1M用于显存和BIOS ROM；高端地址应该设置为b=640kb
		b = (void *) (640*1024);
	else
		b = (void *) buffer_end;//否则高地址还是设置buffer_end

	//下面代码用来初始化缓存区，建立空闲缓存区环链表，并获取系统中缓存块的数目
	//高端划分1k大小的缓存块，低端设置相应的缓存块头部结果指向高端缓存块
	while ( (b -= BLOCK_SIZE) >= ((void *) (h+1)) ) {
		h->b_dev = 0;//使用该缓存区的设备号
		h->b_dirt = 0;//修改标志
		h->b_count = 0;//引用计数
		h->b_lock = 0;//锁标志
		h->b_uptodate = 0;//有效标志
		h->b_wait = NULL;
		h->b_next = NULL;
		h->b_prev = NULL;
		h->b_data = (char *) b;//指向末尾的缓存块
		h->b_prev_free = h-1;
		h->b_next_free = h+1;
		h++;	//接着到下一个缓存头
		NR_BUFFERS++;//缓存块计数
		if (b == (void *) 0x100000)//如果地址b递减到了1M，则跳到640kb处，因为这段地址被BIOS ROM和显存使用
			b = (void *) 0xA0000;
	}
	h--;//指向最后一个有效缓存头结构
	free_list = start_buffer;//空闲指针指向第一个头结构
	free_list->b_prev_free = h;//做个循环链表
	h->b_next_free = free_list;
	for (i=0;i		hash_table[i]=NULL;
}