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linux kernel中如何保证append写的原子性

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先来描述一下,write系统调用的大体流程,首先内核会取得对应的文件偏移,然后调用vfs的write操作,而在vfs层的write操作的时候会调用对应文件系统的write方法,而在对应文件系统的write方法中aio_write方法,最终会调用底层驱动。这里有一个需要注意的就是内核在写文件的时候会加一把锁(有些设备不会加锁,比如块设备以及裸设备).这样也就是说一个文件只可能同时只有一个进程在写。而且快设备是不支持append写的。

而这里append的原子操作的实现很简单,由于每次写文件只可能是一个进程操作(计算文件偏移并不包含在锁里面),而append操作是每次写到末尾(其他类型的写是先取得pos才进入临界区,而这个时间内有可能pos已经被其他进程改变,而append的pos的计算是包含在锁里面的),因此自然append就是原子的了.

ok,接下来来看代码。

首先来看write的系统调用,函数很简单,就是取得当前文件的偏移,然后调用vfs的写方法。最后更改文件的偏移。这里要注意,取得文件偏移的方法并没有加锁,也就是说这里存在竞争。

这里有个要注意的就是POS,如果是append写的话,后面的代码会修改这个值,这里先跳过,后面遇到我们会说明。

SYSCALL_DEFINE3(write, unsigned int, fd, const char __user *, buf,
		size_t, count)
{
	struct file *file;
	ssize_t ret = -EBADF;
	int fput_needed;

	file = fget_light(fd, &fput_needed);
	if (file) {
//取得文件句柄的偏移
		loff_t pos = file_pos_read(file);
//写文件。传递偏移量。
		ret = vfs_write(file, buf, count, &pos);
//更新偏移
		file_pos_write(file, pos);
		fput_light(file, fput_needed);
	}

	return ret;
}

接下来就是vfs_write,这个函数主要就是进行一些合法性判断,然后调用具体文件系统的write方法,这里要注意,write方法不一定会调用到文件系统的write方法,比如块设备以及裸设备都会调用到blkdev_aio_write。

而file op的初始化在ext3_iget中的,也就是获取超级块的方法,可以看到如果是一般文件,则会被初始化为ext3_file_inode_operations。

struct inode *ext3_iget(struct super_block *sb, unsigned long ino)
................................................................................
	if (S_ISREG(inode->i_mode)) {
//初始化
		inode->i_op = &ext3_file_inode_operations;
		inode->i_fop = &ext3_file_operations;
		ext3_set_aops(inode);
.................................................
ssize_t vfs_write(struct file *file, const char __user *buf, size_t count, loff_t *pos)
{
.........................................................................
	ret = rw_verify_area(WRITE, file, pos, count);
	if (ret >= 0) {
		count = ret;
//调用具体的文件系统的方法。
		if (file->f_op->write)
			ret = file->f_op->write(file, buf, count, pos);
		else
			ret = do_sync_write(file, buf, count, pos);
..................................................................................
	}

	return ret;
}

我们主要来看ext3的实现,其他的文件系统基本差不多。下面就是ext3文件系统对应回调操作函数。

const struct file_operations ext3_file_operations = {
	.llseek		= generic_file_llseek,
//主要是下面4个
	.read		= do_sync_read,
	.write		= do_sync_write,
	.aio_read	= generic_file_aio_read,
	.aio_write	= generic_file_aio_write,
	.unlocked_ioctl	= ext3_ioctl,
#ifdef CONFIG_COMPAT
	.compat_ioctl	= ext3_compat_ioctl,
#endif
	.mmap		= generic_file_mmap,
	.open		= dquot_file_open,
	.release	= ext3_release_file,
	.fsync		= ext3_sync_file,
	.splice_read	= generic_file_splice_read,
	.splice_write	= generic_file_splice_write,
};

可以看到它的write方法就是do_sync_write,在do_sync_write中会调用它自己的aio_write方法:

ssize_t do_sync_write(struct file *filp, const char __user *buf, size_t len, loff_t *ppos)
{
...............................................
//如果不是块设备才进入下面的处理
	if (!isblk) {
		/* FIXME: this is for backwards compatibility with 2.4 */
//调用i_size_read得到文件大小,从而定位append的位置。
		if (file->f_flags & O_APPEND)
                        *pos = i_size_read(inode);

		if (limit != RLIM_INFINITY) {
			if (*pos >= limit) {
				send_sig(SIGXFSZ, current, 0);
				return -EFBIG;
			}
			if (*count > limit - (typeof(limit))*pos) {
				*count = limit - (typeof(limit))*pos;
			}
		}
	}
...................................................
	return ret;
}

因此可以看到最关键的操作都是放在aio_write中,也就是generic_file_aio_write,这个函数我们可以看到在调用具体的实现__generic_file_aio_write之前会加一把锁(i_mutex),这样就保证了一个文件同时只会有一个进程来写。

ssize_t generic_file_aio_write(struct kiocb *iocb, const struct iovec *iov,
		unsigned long nr_segs, loff_t pos)
{
	struct file *file = iocb->ki_filp;
	struct inode *inode = file->f_mapping->host;
	ssize_t ret;

	BUG_ON(iocb->ki_pos != pos);
//加锁
	mutex_lock(&inode->i_mutex);
//调用具体的实现
	ret = __generic_file_aio_write(iocb, iov, nr_segs, &iocb->ki_pos);
//释放锁
	mutex_unlock(&inode->i_mutex);

	if (ret > 0 || ret == -EIOCBQUEUED) {
		ssize_t err;

		err = generic_write_sync(file, pos, ret);
		if (err < 0 && ret > 0)
			ret = err;
	}
	return ret;
}

上面可以看到先加锁然后调用__generic_file_aio_write,而对应的blkdev_aio_write则是直接调用__generic_file_aio_write,也就是不用加锁,下面就是内核里面的注释:

 * It expects i_mutex to be grabbed unless we work on a block device or similar
 * object which does not need locking at all.

然后来看__generic_file_aio_write的实现,这里它调用了generic_write_checks,这个函数主要用来执行写之前的一些检测。

ssize_t __generic_file_aio_write(struct kiocb *iocb, const struct iovec *iov,
				 unsigned long nr_segs, loff_t *ppos)
{
...................................................................

	err = generic_write_checks(file, &pos, &count, S_ISBLK(inode->i_mode));
......................................................................
}

然后是generic_write_checks,这个函数就是做一些检测,并且APPEND写的原子性也是由这个函数进行控制的。

这里会修改对应的pos,调用i_size_read来得到文件的大小,从而进行append操作。

inline int generic_write_checks(struct file *file, loff_t *pos, size_t *count, int isblk)
{
	struct inode *inode = file->f_mapping->host;
	unsigned long limit = rlimit(RLIMIT_FSIZE);

        if (unlikely(*pos < 0))
                return -EINVAL;

	if (!isblk) {
		/* FIXME: this is for backwards compatibility with 2.4 */
//如果是append操作,则调用i_size_read得到文件大小,然后得到文件该写的位置,这里更改了pos的值.
		if (file->f_flags & O_APPEND)
//更改pos
                        *pos = i_size_read(inode);

		if (limit != RLIM_INFINITY) {
			if (*pos >= limit) {
				send_sig(SIGXFSZ, current, 0);
				return -EFBIG;
			}
			if (*count > limit - (typeof(limit))*pos) {
				*count = limit - (typeof(limit))*pos;
			}
		}
	}
.............................................................
}
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