注：所有清單中**均來自 linux2.6.11 核心原**
讀資料之前，必須先開啟檔案。處理 open 系統呼叫的核心函式為 sys_open 。
所以我們先來看一下該函式都作了哪些事。清單1顯示了 sys_open 的**（省略了部分內容，以後的程式清單同樣方式處理）
清單1 sys_open 函式**
asmlinkage long sys_open(const char __user * filename, int flags, int mode)
……return fd;……}
**解釋：
f->f_op = fops_get(inode->i_fop);
這個賦值語句把和具體檔案系統相關的，操作檔案的函式指標集合賦給了 file 物件的 f _op 變數（這個指標集合是儲存在 inode 物件中的），在接下來的 sys_read 函式中將會呼叫 file->f_op 中的成員 read 。
圖3顯示了 sys_open 函式返回後， file 物件和當前程序描述符之間的關聯關係，以及 file 物件中操作檔案的函式指標集合的**（inode 物件中的成員 i_fop）。
圖3 file 物件和當前程序描述符之間的關係
到此為止，所有的準備工作已經全部結束了，下面開始介紹 read 系統呼叫在圖1所示的各個層次中的處理過程。
虛擬檔案系統層的處理：
核心函式 sys_read() 是 read 系統呼叫在該層的入口點，清單2顯示了該函式的**。
清單2 sys_read 函式的**
asmlinkage ssize_t sys_read(unsigned int fd, char __user * buf, size_t count)
return ret;
}**解析：
if (file->f_op->read)
ret = file->f_op->read(file, buf, count, pos);
struct file_operations ext2_file_operations = ;
該成員 read 指向函式
generic_file_read 。所以， inode->i_fop.read 指向 generic_file_read 函式，進而
file->f_op.read 指向 generic_file_read 函式。最終得出結論： generic_file_read
函式才是 ext2 層的真實入口。
ext2 檔案系統層的處理
圖4 read 系統呼叫在 ext2 層中處理時函式呼叫關係
int mpage_readpage(struct page *page, get_block_t get_block)
該函式首先呼叫函式
do_mpage_readpage 函式建立了乙個 bio
請求，該請求指明了要讀取的資料塊所在磁碟的位置、資料塊的數量以及拷貝該資料的目標位置——快取區中 page 的資訊。然後呼叫
mpage_bio_submit 函式處理請求。 mpage_bio_submit 函式則呼叫 submit_bio
函式處理該請求，後者最終將請求傳遞給函式 generic_make_request ，並由 generic_make_request
函式將請求提交給通用塊層處理。
到此為止， page cache 層的處理結束。
通用塊層的處理
generic_make_request 函式是該層的入口點，該層只有這乙個函式處理請求。清單7顯示了函式的部分**
清單7 generic_make_request 函式部分**
void generic_make_request(struct bio *bio)
while (ret);
}主要操作：
到此為止，通用塊層的操作結束。
io 排程層的處理
對 make_request_fn 函式的呼叫可以認為是 io 排程層的入口，該函式用於向請求佇列中新增請求。該函式是在建立請求佇列時指定的，**如下（blk_init_queue 函式中）：
q->request_fn = rfn;
blk_queue_make_request(q, __make_request);
函式 blk_queue_make_request 將函式 __make_request 的位址賦予了請求佇列 q 的 make_request_fn 成員，那麼， __make_request 函式才是 io 排程層的真實入口。
__make_request 函式的主要工作為：
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