linux下文件的append是原子的(线程安全的)

具体的理由可以参考这个文章:http://www.pagefault.info/?p=139
下面是这个文章的全文:

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。

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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。

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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);
.................................................
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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。

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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：

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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。

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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：

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* 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。

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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。

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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;
            }
        }
    }
.............................................................
}