Linux内核学习笔记之高速缓冲管理（五）

    上节我们已经介绍过高速缓冲区的一些内容，为了解决内存磁盘的数据交互效率问题，操作系统引入了高速缓冲块，其存储介质是内存，大小和磁盘盘块一样为1k。

• 六脉神剑残卷（一）------高速缓冲区初始化

    首先我们来看下高速缓冲区在内存中的位置

   然后我们来看下在调用buffer_init初始化后这段黄色内存的样子（其中缓冲区低端就是上面的end，缓冲区高端就是上面的4M位置，0.11是2M）

   下面我们就对着这幅图来解读buffer_init函数

void buffer_init(void)
{
	struct buffer_head * h = start_buffer;
	void * b = (void *) BUFFER_END;
	int i;

	while ( (b -= BLOCK_SIZE) >= ((void *) (h+1)) ) {
		h->b_dev = 0;
		h->b_dirt = 0;
		h->b_count = 0;
		h->b_lock = 0;
		h->b_uptodate = 0;
		h->b_wait = NULL;
		h->b_next = NULL;
		h->b_prev = NULL;
		h->b_data = (char *) b;
		h->b_prev_free = h-1;
		h->b_next_free = h+1;
		h++;
		NR_BUFFERS++;
		if (b == (void *) 0x100000)
			b = (void *) 0xA0000;
	}
	h--;
	free_list = start_buffer;
	free_list->b_prev_free = h;
	h->b_next_free = free_list;
	for (i=0;i<NR_HASH;i++)
		hash_table[i]=NULL;
}

    for循环之前的代码：首先将指向缓冲块头部的h指针指向内核代码尾部end，然后将高速缓冲块指针b指向高速缓冲末端（0.11是2M，这边图里面是4M），当高速缓冲块的起始地址大于缓冲块头部的结束地址（两个块没有交集），说明可以形成一对映射（上图一个粉红色块和一个淡绿色块为一对映射），第一对映射就是上图中最高最长的那条线，高速缓冲块头部数组元素相互之间形成双向链表（上图粉红色的部分），最后free_list指向高速缓冲块头部数组的第一个元素，并使双向链表变成循环双向链表。

    ①为什么要使用头部和数据区分开的结构设计呢？把缓冲区头部和缓冲数据区合并在一起不好吗？我觉得Linus是出于编程方便和执行效率考虑的（我在意淫作者的中心思想~），如果合并到一起，不仅没法使用h+1这种操作了，而每次都要判断下一个缓冲结构头部是不是在640K-1M之间，判断是否相等比判断大小速度是差很多的，而且原本1M-2M之间正好是整数倍个缓冲块数据区，如果和头部合并，那就不是整数倍，不仅前半段会有内存浪费，后半段也有浪费（上图绿色部分），所以这种划分是最节省内存的办法，而且管理信息放在一起，也比较好管理

    ②粉红色块已经是数组了，为什么还要用循环双向链表弄起来？注意这是初始化的情况，当从磁盘读入缓冲块后，就会出现一部分使用，一部分未使用状态的缓冲块，为了能快速索引到能使用的空闲块，所以需要对这些块进行排序，将占用态的放到队列末尾，但是数组实现这个操作效率太慢，而使用循环双向链表的话就简单多了。为什么不像i节点一样用位图？我觉得是由于能映射多少对高速缓冲结构一开始并不知道，无法预先设置好位图大小，所以这边没法用位图来指明空闲块情况，不过个人觉得还是可以设定一个大点的位图，然后在初始化的时候计算映射对的个数并保存起来。

    for循环实现的是高速缓冲块头部指针数组hash_table的初始化，它保存的是占用态的高速缓冲块头部，它的作用需要结合高速缓冲块的使用来理解，请看下文~

• 六脉神剑残卷（二）------如何获取一个空闲的高速缓冲块

    ①我们先看下buffer_init完成之后内存中的数据结构（上面的就是hash_table，它是指向缓冲块头部的指针数组，目前都是悬空的；下面就是缓冲块头部数组/双向链表，其中上面的双向指针是配合hash_table使用的，用于处理hash值相同的情况，下面的就是用于形成自身循环双向链表结构的指针，高速缓冲块头部结构我们已经在初始化 的while循环里面看过了，紫色的表示当前free_list指向的头部结构）

    这边我简要说下获取高速缓冲块的getblk函数流程，就是找到一个分红色结点，然后将其从hash_table的双向链表和头部数组的循环双向链表中取下来，然后在完成设置后，将已变为蓝色占用态的头部放回两个链表的过程，详细流程图见下面的残卷三，这边将图解其中最重要的两个步骤remove_from_queues和insert_into_queues

    ②为设备号为dev盘块号为block的磁盘盘块获取一个高速缓冲块过程，这里假设hash(dev,block)==0

    这是执行remove_from_queues后高速缓冲结构的样子，注意紫色已经移到下一个头部（free_list），数组的第一个元素已经变成了占用态

    这是执行insert_into_queues后高速缓冲结构的样子，我们会发现头部数组的第一个元素已经被放回循环双向队列中了，不过现在它不再是链首而是链尾了；我们发现hash_table[0]的指针已经指向了占用态头部（不过我觉得这部分源码好像有问题，最后不应该要先判断下next指针指向不为空才能使用其指向的结构的prev指针吗？）

    ②为设备号为dev2盘块号为block2的磁盘盘块获取一个高速缓冲块过程，这里假设hash(dev2,block2)==0，这边主要是为了演示高速缓冲块头部的上面的双向链表指针的作用，所以故意设置本次的hash值还是0

   这是执行remove_from_queues后高速缓冲结构的样子，和上面一样，就不多做解释了

   这是执行insert_into_queues后高速缓冲结构的样子，有木有看到头部结构上面的双向指针的变化，他们自己形成了一个双向链表，而hash_table[0]则指向链首了，之所以这边要用双链而不是单链，主要是高速缓冲块释放的顺序不同，所以要能支持任意位置的节点的删除操作，而双向链表最擅长处理删除操作了。

    对比起复杂的空闲缓冲块申请操作，缓冲块释放操作就简单多了，直接减少缓冲块的引用计数就可以了。那这些链表结构谁来清理？很简单，下次申请到此高速缓冲块的进程负责清理工作，而且如果缓冲块是脏的，还得负责写回磁盘，现在知道我们申请的时候为什么要先卸载下来节点，然后再放回链表里面吧？所以只有第一次用的才是爽的，后面的进程想用都要先帮前面的进程擦干净屁股~

• 六脉神剑残卷（三）------读取一个磁盘盘块bread

    这部分C代码用流程图解释起来比较清楚（个人觉得难理解的地方也加了评注），流程图下载传送门

    最后我们再看下内存磁盘数据交互的函数之间的层次关系为：
    <1>read()，write()
    <2>block_read()，block_write()，file_read()，file_write()，read_pipe()，write()
    <3>bread()或 breada()
    <4>getblk()
    <5>ll_rw_block()