版权声明：此随笔是参考CSDN博主「wdfk_prog」的原创文章mm/filemap.c，遵循CC 4.0 BY-SA版权协议，转载请附上原文出处链接及本声明。
原文链接：https://blog.csdn.net/qq_39665253/article/details/150440385
1. 用户态层
应用进程调用 read(fd, buffer, len)→ glibc 库封装为 syscall(SYS_read, fd, buffer, len)，触发系统调用陷入
2.进入内核态
软中断进入内核态，触发 sys_read() 系统调用，解析fd
3. VFS 虚拟文件系统层
sys_read() 调用 vfs_read()
解析 fd → 找到进程文件描述符表 → 拿到 struct file 和 struct inode（fd 是文件打开之后返回的文件ID号）
打开 /dev/my_device（字符设备） → 走 my_read
打开 /home/1.txt（ext4 磁盘文件） → 走 generic_file_read_iter
3.1 识别该文件是/dev/my_device 字符设备（自己写的驱动）
匹配该设备绑定的 file_operations 驱动操作集
// `file_operations` 结构体（自己写的）
static struct file_operations fops = {.owner = THIS_MODULE,.read = my_read,
};
设备驱动层（Driver Layer）
VFS 调用自定义驱动提供的读接口：my_read()
- 驱动从硬件寄存器 / FIFO / 内核缓冲区读取数据；
- 通过 copy_to_user() 将内核数据拷贝到用户态 buffer；
- 逐层返回读取字节数，切回用户态，read() 调用返回
read() 设备文件的完整流程解析
- 用户调用 read(fd, buffer, len)
- glibc 通过 syscall(SYS_read, fd, buffer, len) 进入内核
- 内核中的 sys_read() 解析 fd
- VFS 发现 fd 关联 /dev/my_device
- 内核调用 file_operations.read，即 my_read()
- copy_to_user() 把数据拷贝到用户空间
- read() 返回读取的字节数，数据已存入 buffer
3.2 调用文件操作集的迭代读方法(磁盘文件)
回到刚刚那部分，若调用vfs_read()解析出来的fd对应的是磁盘文件，就要到Pagecache中去读数据了
sys_read（）→ vfs_read（） → file->f_op->read_iter() → ext4_read()到 Ext4 的文件操作集
Ext4 普通文件的 f_op 是这么注册的：
const struct file_operations ext4_fops = {.read_iter = generic_file_read_iter, // 内核通用函数！
};
file->f_op->read_iter 直接就是 generic_file_read_iter，简单来说，VFS 直接调用到了 vfs_read() → generic_file_read_iter（）
generic_file_read_iter（）循环处理用户请求的字节范围，处理一页的数据
Linux 内核通用文件读迭代器，所有磁盘文件系统共用，只管页缓存逻辑，不关心具体文件系统、不直接操作磁盘。
步骤 1：解析迭代器 iov_iter
把用户传的 buffer、len、偏移pos 封装成 iov_iter，知道要把数据读到用户态哪个地址、读多少。
步骤 2：优先走 PageCache 页缓存命中
generic_file_read_iter（）→ pagecache_get_page(inode->i_mapping,页偏移)确定缓存页
（1）若找到缓存页：
1.uptodate=1，物理页已经缓存有效数据，直接调用copy_to_read()将数据拷贝到用户态
2.uptidate=0
- 调用 inode->i_mapping->a_ops->readpage(file, page)或者是readpages(),
- ext4 等文件系统收到请求，调用ext4_readpage(),根据inode和页索引（页偏移）计算出文件 offset 0 对应的磁盘逻辑块地址，
- 然后构建 bio IO 提交给块设备层，发起磁盘读操作。通过DMA将数据从磁盘读到物理页(存在虚拟空间映射，因为进程访问的是虚拟地址空间，后边会讲到物理地址和虚拟地址是如何映射的)，同时更新uptodate=1，
- 当 DMA 操作（中断结束）完成，数据从磁盘读入到 page 对应的物理内存后，块设备层通过回调函数通知上层(应用层)。
- 唤醒等待IO的应用进程，generic_file_read_iter 确认页面已 uptodate，然后调用 copy_to_user() 将 page 中的数据拷贝到应用程序的缓冲区
在这里可以引入零拷贝的概念
以上述读磁盘文件，再通过套接字把数据发出去为例（普通 4 次拷贝 + 2 次态切换）
- 磁盘 → 内核 PageCache（DMA 硬件拷贝，无 CPU 参与，必要）
- 内核 PageCache → 用户态 buffer（CPU 拷贝，多余拷贝 1）
- 用户态 buffer → 内核 Socket 缓冲区（CPU 拷贝，多余拷贝 2）
- 内核 Socket 缓冲区 → 网卡（DMA 硬件拷贝，必要）
中间两次都是在用户态和内核态之间来回复制数据，白白浪费 CPU；还伴随两次状态切换，开销大、效率低，这就是普通 IO 的性能瓶颈
所以就引入了零拷贝的概念，不让数据踏进用户态缓冲区，数据全程只待在内核 PageCache里，CPU只发指令，不搬数据。常见的两种零拷贝
1. sendfile() 零拷贝
全程数据不进用户态，完全在内核里流转，应用只告诉内核，从哪个文件读、发到哪个套接字，不碰数据本身 - 磁盘 DMA → 内核 PageCache（必要）
- 内核直接把 PageCache 数据 DMA / 直接流转 → 内核 Socket 缓冲区（无 CPU memcpy，只有 DMA 硬件搬运）
- 内核 Socket 缓冲区 DMA → 套接字发送出去
全程只有一次内核态到用户态的转换，三次DMA硬件的数据搬运，不用CPU进行拷贝，节省效率和资源
2. mmap() 零拷贝
把内核 PageCache 直接映射到用户态虚拟地址，应用不用再把内核数据拷贝到用户缓冲区，直接读写内核那页内存。 - 磁盘 DMA → 内核 PageCache（必要）
- 内核 PageCache 内存映射（mmap）到用户态，无 CPU 拷贝(memcpy)，用物理地址到虚拟地址的映射，避免将数据拷贝到用户buffer
- 用户直接操作映射地址，调用 send/write
- 映射的页数据 CPU 拷贝 → 内核 Socket 缓冲区(CPU拷贝)
- 内核 Socket 缓冲区 DMA → 套接字发送出去（必要)
还是两次内核态到数据态的转换，两次DMA硬件的数据搬运，一次CPU的拷贝
二者对比：
| 对比维度 | mmap | sendfile |
|---|---|---|
| 数据是否进用户态 | 映射到用户态地址，可直接访问 | 完全不进用户态 |
| CPU 多余拷贝 | 省 1 次，还剩 1 次（映射的页数据 → 内核 Socket 缓冲区） | 省 2 次，无多余 CPU 拷贝 |
| 上下文切换 | 2 次 | 1 次，开销更低 |
| 能否修改文件数据 | 可以，用户直接改映射内存 | 不可以，只能原样转发 |
| 访问方式 | 支持随机读写、频繁访问 | 只能顺序流式转发 |
| 适用场景 | 大文件随机读、可编辑文件 | 文件静态转发、文件服务器、流媒体 |
| 缺页开销 | 有缺页异常开销，访问未缓存页会触发缺页、读磁盘 | 无用户态缺页开销 |
（2）未找到缓存页（Cache Miss）：
内核分配(alloc_page())一个新的空白物理页 stuct page，然后将此page插入到inode->i_mapping->page_tree基数树对应页索引的位置（此时uptodate=0）,
调用文件系统底层回调:inode->i_mapping->a_ops->readpage(page),去磁盘中读数据。ext4_readpage（）→ ext4 换算磁盘块 → 构建 BIO 下发块设备 → DMA 磁盘读入内核页 → 标记 Uptodate → 拷贝到用户态（copy_to_user）回到上述找到缓存页（uptodate=0的情况，这里不再赘述）。
总结：
用户read
→ 系统调用 sys_read() → vfs_read()
→ f_op->read_iter() 触发 generic_file_read_iter()→ 查PageCache页缓存命中：直接拷贝到用户态，结束未命中：分配空页调用 a_ops->readpage() → ext4_readpage()读磁盘数据进PageCache页拷贝页缓存数据到用户buffer
→ 返回用户态
read () 读取磁盘文件的完整流程
1.用户调用 read(fd, buffer, len)
2.glibc 通过 syscall(SYS_read, fd, buffer, len) 进入内核
3.内核中的 sys_read() 解析 fd
4.VFS 发现 fd 关联磁盘普通文件（ext4）
5.内核调用 file_operations.read_iter，即 generic_file_read_iter()
6.generic_file_read_iter() 根据偏移计算页索引
查找 PageCache：命中 → 直接拿到物理页未命中 → 分配新页 → 调用 a_ops->readpage → ext4_readpage() → 发起磁盘IO → DMA读取 → 页面标记为Uptodate
确认页面是 Uptodate 后
调用 copy_to_user() 把数据从 PageCache 拷贝到用户空间 buffer
read() 返回读取的字节数，数据已存入 buffer
关于物理地址到虚拟地址的映射，会在下一篇随笔写下。
小结：此随笔是笔者学了read()调用之后，对其的简单理解，写下只是作为学习笔记以及思路整理，若想深入学习mm/filemap.c，请参考https://blog.csdn.net/qq_39665253/article/details/150440385
后续会继续补充内容（作者菜鸡一枚，若有问题还请各位大佬指正，谢谢大家！）