转自:http://rstevens.iteye.com/blog/849413

一、概述

Linux 文件系统是相当复杂的,本文只分析虚拟文件系统的实现,对具体的文件系统不涉及。

即使是虚拟文件系统,要在一篇文章中讲清楚也是不可能的,况且我自己的理解也不够透彻。

为什么选择 Linux 2.4.30?因为可以参考《Linux 源码情景分析》一书,减少学习难度。

二、基本概念

先介绍一些文件系统的基本概念:

1、一块磁盘(块设备),首先要按照某种文件系统格式(如 NTFS、EXT2)进行格式化,然后才能在其上进行创建目录、保存文件等操作。

2、 在 Linux
中,有“安装”文件系统和“卸载”文件系统的概念。一块经过格式化的“块设备”(不管是刚刚格式化完的,没有创建任何名录和文件;还是已经创建了目录和文
件),只有先被“安装”,才能融入 Linux 的文件系统中,用户才可以在它上面进行正常的文件操作。

3、  Linux 把目录或普通文件,统一看成“目录节点”。通常一个“目录节点”具有两个重要属性:名称以及磁盘上实际对应的数据。本文中,“目录节点”有时简称为“节点”

“符号链接”是一种特殊的目录节点,它只有一个名称,没有实际数据。这个名称指向一个实际的目录节点。

4、  “接口结构”:在 内核代码中,经常可以看到一种结构,其成员全部是函数指针,例如:

  1. struct file_operations {
  2. struct module *owner;
  3. loff_t (*llseek) (struct file *, loff_t, int);
  4. ssize_t (*read) (struct file *, char *, size_t, loff_t *);
  5. ssize_t (*write) (struct file *, const char *, size_t, loff_t *);
  6. int (*readdir) (struct file *, void *, filldir_t);
  7. unsigned int (*poll) (struct file *, struct poll_table_struct *);
  8. int (*ioctl) (struct inode *, struct file *, unsigned int, unsigned long);
  9. int (*mmap) (struct file *, struct vm_area_struct *);
  10. int (*open) (struct inode *, struct file *);
  11. int (*flush) (struct file *);
  12. int (*release) (struct inode *, struct file *);
  13. int (*fsync) (struct file *, struct dentry *, int datasync);
  14. int (*fasync) (int, struct file *, int);
  15. int (*lock) (struct file *, int, struct file_lock *);
  16. ssize_t (*readv) (struct file *, const struct iovec *, unsigned long, loff_t *);
  17. ssize_t (*writev) (struct file *, const struct iovec *, unsigned long, loff_t *);
  18. ssize_t (*sendpage) (struct file *, struct page *, int, size_t, loff_t *, int);
  19. unsigned long (*get_unmapped_area)(struct file *, unsigned long, unsigned long, unsigned long, unsigned long);
  20. };

这种结构的作用类似与 C++ 中的“接口类”,它是用 C 语言进行软件抽象设计时最重要的工具。通过它,将一组通用的操作抽象出来,核心的代码只针对这种“接口结构”进行操作,而这些函数的具体实现由不同的“子类”去完成。

以这个 file_operations“接口”为例,它是“目录节点”提供的操作接口。不同的文件系统需要提供这些函数的具体实现。

三、虚拟文件系统

什么是虚拟文件系统(后文简称VFS)?

Linux 支持很多种文件系统,如 NTFS、EXT2、EXT3 等等,这些都是某种具体的文件系统的实现。

VFS
是一套代码框架(framework),它处于文件系统的使用者与具体的文件系统之间,将两者隔离开来。这种引入一个抽象层次的设计思想,即“上层不依赖
于具体实现,而依赖于接口;下层不依赖于具体实现,而依赖于接口”,就是著名的“依赖反转”,它在 Linux内核中随处可见。

VFS框架的设计,需要满足如下需求:

1、  为上层的用户提供统一的文件和目录的操作接口,如  open, read, write

2、  为下层的具体的文件系统,定义一系列统一的操作“接口”, 如 file_operations, inode_operations, dentry_operation,而具体的文件系统必须实现这些接口,才能融入VFS框架中。

为此,VFS 需要:

1、 定义一套文件系统的统一概念

2、 在这套概念基础上,实现提供给上层用户的操作接口,如 open, read, write 等

3、 提供一套机制,让下层的具体的文件系统可融入 VFS 框架中,如文件系统的“注册”和“安装”

本文重点就是学习VFS的重要概念以及在此基础上的重要操作。

四、VFS核心概念

1、 VFS 通过树状结构来管理文件系统,树状结构的任何一个节点都是“目录节点”

2、 树状结构具有一个“根节点”

3、 VFS 通过“超级块”来了解一个具体文件系统的所有需要的信息。具体文件系统必须先向VFS注册,注册后,VFS就可以获得该文件系统的“超级块”。

4、 具体文件系统可被安装到某个“目录节点”上,安装后,具体文件系统才可以被使用

5、 用户对文件的操作,就是通过VFS 的接口,找到对应文件的“目录节点”,然后调用该“目录节点”对应的操作接口。

例如下图:

1、 绿色代表“根文件系统”

2、 黄色代表某一个文件系统 XXFS

3、 根文件系统安装到“根目录节点”上

4、 XXFS 安装到目录节点B上

五、目录节点

1、inode 和 file_operations

1、  inode 用以描述“目录节点” ,它描述了一个目录节点物理上的属性,例如大小,创建时间,修改时间、uid、gid 等

2、  file_operations 是“目录节点”提供的操作接口。包括 open, read, wirte, ioctl, llseek, mmap 等操作的实现。

3、  inode 通过成员 i_fop 对应一个 file_operations

4、  打开文件的过程就是寻找 “目录节点”对应的 inode 的过程

5、  文件被打开后,inode 和 file_operation 都已经在内存中建立,file_operations 的指针也已经指向了具体文件系统提供的函数,此后都文件的操作,都由这些函数来完成。

例如打开了一个普通文件 /root/file,其所在文件系统格式是 ext2,那么,内存中结构如下:

2、dentry

本来,inode 中应该包括“目录节点”的名称,但由于符号链接的存在,导致一个物理文件可能有多个文件名,因此把和“目录节点”名称相关的部分从 inode 结构中分开,放在一个专门的 dentry 结构中。这样:

1、  一个dentry 通过成员 d_inode 对应到一个 inode上,寻找 inode 的过程变成了寻找 dentry
的过程。因此,dentry 变得更加关键,inode 常常被 dentry 所遮掩。可以说, dentry
是文件系统中最核心的数据结构,它的身影无处不在。

2、  由于符号链接的存在,导致多个 dentry 可能对应到同一个 inode 上

例如,有一个符号链接 /tmp/abc 指向一个普通文件 /root/file,那么 dentry 与 inode 之间的关系大致如下:

六、超级块

1、super_block 和 super_operations

super_block 保存了文件系统的整体信息,如访问权限;

super_operations 则是“超级块”提供的操作接口

  1. struct super_operations {
  2. struct inode *(*alloc_inode)(struct super_block *sb);
  3. void (*destroy_inode)(struct inode *);
  4. void (*read_inode) (struct inode *);
  5. void (*read_inode2) (struct inode *, void *) ;
  6. void (*dirty_inode) (struct inode *);
  7. void (*write_inode) (struct inode *, int);
  8. void (*put_inode) (struct inode *);
  9. void (*delete_inode) (struct inode *);
  10. void (*put_super) (struct super_block *);
  11. void (*write_super) (struct super_block *);
  12. int (*sync_fs) (struct super_block *);
  13. void (*write_super_lockfs) (struct super_block *);
  14. void (*unlockfs) (struct super_block *);
  15. int (*statfs) (struct super_block *, struct statfs *);
  16. int (*remount_fs) (struct super_block *, int *, char *);
  17. void (*clear_inode) (struct inode *);
  18. void (*umount_begin) (struct super_block *);
  19. struct dentry * (*fh_to_dentry)(struct super_block *sb, __u32 *fh, int len, int fhtype, int parent);
  20. int (*dentry_to_fh)(struct dentry *, __u32 *fh, int *lenp, int need_parent);
  21. int (*show_options)(struct seq_file *, struct vfsmount *);
  22. };

我们通过分析“获取一个 inode ”的过程来只理解这个“接口”中两个成员  alloc_inode  和 read_inode 的作用。

在文件系统的操作中,经常需要获得一个“目录节点”对应的 inode,这个 inode 有可能已经存在于内存中了,也可能还没有,需要创建一个新的 inode,并从磁盘上读取相应的信息来填充。

对应的代码是 iget()   (inlcude/linux/fs.h),过程如下:

1、  通过 iget4_locked() 获取 inode。如果 inode 在内存中已经存在,则直接返回;否则创建一个新的 inode

2、  如果是新创建的 inode,通过 super_block->s_op->read_inode() 来填充它。也就是说,如何填充一个新创建的 inode, 是由具体文件系统提供的函数实现的。

  1. static inline struct inode *iget(struct super_block *sb, unsigned long ino)
  2. {
  3. struct inode *inode = iget4_locked(sb, ino, NULL, NULL);
  4. if (inode && (inode->i_state & I_NEW)) {
  5. sb->s_op->read_inode(inode);
  6. unlock_new_inode(inode);
  7. }
  8. return inode;
  9. }

iget4_locked()  首先在全局的 inode hash table 中寻找,如果找不到,则调用 get_new_inode() ,进而调用 alloc_inode() 来创建一个新的 inode

在 alloc_inode() 中可以看到,如果具体文件系统提供了创建 inode 的方法,则由具体文件系统来负责创建,否则采用系统默认的的创建方法。

  1. static struct inode *alloc_inode(struct super_block *sb)
  2. {
  3. static struct address_space_operations empty_aops;
  4. static struct inode_operations empty_iops;
  5. static struct file_operations empty_fops;
  6. struct inode *inode;
  7. if (sb->s_op->alloc_inode)
  8. inode = sb->s_op->alloc_inode(sb);
  9. else {
  10. inode = (struct inode *) kmem_cache_alloc(inode_cachep, SLAB_KERNEL);
  11. if (inode)
  12. memset(&inode->u, 0, sizeof(inode->u));
  13. }
  14. if (inode) {
  15. struct address_space * const mapping = &inode->i_data;
  16. inode->i_sb = sb;
  17. inode->i_dev = sb->s_dev;
  18. inode->i_blkbits = sb->s_blocksize_bits;
  19. inode->i_flags = 0;
  20. atomic_set(&inode->i_count, 1);
  21. inode->i_sock = 0;
  22. inode->i_op = &empty_iops;
  23. inode->i_fop = &empty_fops;
  24. inode->i_nlink = 1;
  25. atomic_set(&inode->i_writecount, 0);
  26. inode->i_size = 0;
  27. inode->i_blocks = 0;
  28. inode->i_bytes = 0;
  29. inode->i_generation = 0;
  30. memset(&inode->i_dquot, 0, sizeof(inode->i_dquot));
  31. inode->i_pipe = NULL;
  32. inode->i_bdev = NULL;
  33. inode->i_cdev = NULL;
  34. mapping->a_ops = &empty_aops;
  35. mapping->host = inode;
  36. mapping->gfp_mask = GFP_HIGHUSER;
  37. inode->i_mapping = mapping;
  38. }
  39. return inode;
  40. }

super_block 是在安装文件系统的时候创建的,后面会看到它和其它结构之间的关系。

七、 注册文件系统

一个具体的文件系统,必须首先向VFS注册,才能被使用。

通过register_filesystem() ,可以将一个“文件系统类型”结构 file_system_type注册到内核中一个全局的链表file_systems 上。

文件系统注册的主要目的,就是让 VFS 创建该文件系统的“超级块”结构。

  1. struct file_system_type {
  2. const char *name;
  3. int fs_flags;
  4. struct super_block *(*read_super) (struct super_block *, void *, int);
  5. struct module *owner;
  6. struct file_system_type * next;
  7. struct list_head fs_supers;
  8. };
  9. int register_filesystem(struct file_system_type * fs)
  10. {
  11. int res = 0;
  12. struct file_system_type ** p;
  13. if (!fs)
  14. return -EINVAL;
  15. if (fs->next)
  16. return -EBUSY;
  17. INIT_LIST_HEAD(&fs->fs_supers);
  18. write_lock(&file_systems_lock);
  19. p = find_filesystem(fs->name);
  20. if (*p)
  21. res = -EBUSY;
  22. else
  23. *p = fs;
  24. write_unlock(&file_systems_lock);
  25. return res;
  26. }

这个结构中最关键的就是 read_super() 这个函数指针,它就是用于创建并设置 super_block 的目的的。

因为安装一个文件系统的关键一步就是要为“被安装设备”创建和设置一个 super_block,而不同的具体的文件系统的 super_block 有自己特定的信息,因此要求具体的文件系统首先向内核注册,并提供 read_super() 的实现。

八、 安装文件系统

1、  一个经过格式化的块设备,只有安装后,才能融入 Linux 的 VFS 之中。

2、  安装一个文件系统,必须指定一个目录作为安装点。

3、  一个设备可以同时被安装到多个目录上。

4、  如果某个目录下原来有一些文件和子目录,一旦将一个设备安装到目录下后,则原有的文件和子目录消失。因为这个目录已经变成了一个安装点。

5、  一个目录节点下可以同时安装多个设备。

1、“根安装点”、“根设备”和“根文件系统”

安装一个文件系统,除了需要“被安装设备”外,还要指定一个“安装点”。“安装点”是已经存在的一个目录节点。例如把 /dev/sda1 安装到 /mnt/win 下,那么 /mnt/win 就是“安装点”。

可是文件系统要先安装后使用。因此,要使用 /mnt/win 这个“安装点”,必然要求它所在文件系统已也经被安装。

也就是说,安装一个文件系统,需要另外一个文件系统已经被安装。

这是一个鸡生蛋,蛋生鸡的问题:最顶层的文件系统是如何被安装的?

答案是,最顶层文件系统在内核初始化的时候被安装在“根安装点”上的,而根安装点不属于任何文件系统,它对应的 dentry 、inode 等结构是由内核在初始化阶段凭空构造出来的。

最顶层的文件系统叫做“根文件系统”。Linux 在启动的时候,要求用户必须指定一个“根设备”,内核在初始化阶段,将“根设备”安装到“根安装点”上,从而有了根文件系统。这样,文件系统才算准备就绪。此后,用户就可以通过 mount 命令来安装新的设备。

 

2、安装连接件 vfsmount

“安装”一个文件系统涉及“被安装设备”和“安装点”两个部分,安装的过程就是把“安装点”和“被安装设备”关联起来,这是通过一个“安装连接件”结构 vfsmount 来完成的。

vfsmount  将“安装点”dentry 和“被安装设备”的根目录节点 dentry 关联起来。

每安装一次文件系统,会导致:

1、  创建一个 vfsmount

2、  为“被安装设备”创建一个 super_block,并由具体的文件系统来设置这个 super_block。(我们在“注册文件系统”一节将再来分析这一步)

3、  为被安装设备的根目录节点创建 dentry

4、  为被安装设备的根目录节点创建 inode, 并由 super_operations->read_inode() 来设置此 inode

5、  将 super_block 与“被安装设备“根目录节点 dentry 关联起来

6、  将 vfsmount 与“被安装设备”的根目录节点 dentry 关联起来

在内核将根设备安装到“根安装点”上后,内存中有如下结构关系:

现在假设我们在 /mnt/win 下安装了 /dev/sda1, /dev/sda1 下有 dir1,然后又在 dir1 下安装了 /dev/sda2,那么内存中就有了如下的结构关系

九、寻找目标节点

VFS 中一个最关键以及最频繁的操作,就是根据路径名寻找目标节点的 dentry 以及 inode 。

例如要打开 /mnt/win/dir1/abc 这个文件,就是根据这个路径,找到‘abc’ 对应的 dentry ,进而得到 inode 的过程。

1、 寻找过程

寻找过程大致如下:

1、  首先找到根文件系统的根目录节点 dentry 和 inode

2、  由这个 inode 提供的操作接口 i_op->lookup(),找到下一层节点 ‘mnt’ 的 dentry 和 inode

3、  由 ‘mnt’ 的 inode 找到 ‘win’ 的 dentry 和 inode

4、  由于 ‘win’ 是个“安装点”,因此需要找到“被安装设备”/dev/sda1 根目录节点的 dentry 和 inode,只要找到 vfsmount B,就可以完成这个任务。

5、  然后由 /dev/sda1 根目录节点的 inode 负责找到下一层节点 ‘dir1’ 的 dentry 和 inode

6、  由于 dir1 是个“安装点”,因此需要借助 vfsmount C 找到 /dev/sda2 的根目录节点 dentry 和 inode

7、  最后由这个 inode 负责找到 ‘abc’ 的 dentry 和 inode

可以看到,整个寻找过程是一个递归的过程。

完成寻找后,内存中结构如下,其中红色线条是寻找目标节点的路径

现在有两个问题:

1、在寻找过程的第一步,如何得到“根文件系统”的根目录节点的 dentry?

答案是这个 dentry 是被保存在进程的 task_struct 中的。后面分析进程与文件系统关系的时候再说这个。

2、如何寻找 vfsmount B 和 C?

这是接下来要分析的。

2、vfsmount 之间的关系

我们知道, vfsmount A、B、C 之间形成了一种父子关系,为什么不根据 A 来找到 B ,根据 B 找到 C 了?

这是因为一个文件系统可能同时被安装到不同的“安装点”上。

假设把 /dev/sda1 同时安装到 /mnt/win 和 /mnt/linux 下

现在 /mnt/win/dir1 和 /mnt/linux/dir1 对应的是同一个 dentry!!!

然后,又把 /dev/sda2 分别安装到 /mnt/win/dir1 和 /mnt/linux/dir1 下

现在, vfsmount 与 dentry 之间的关系大致如下。可以看到:

1、  现在有四个 vfsmount A, B, C, D

2、  A 和B对应着不同的安装点 ‘win’ 和 ‘linux’,但是都指向 /dev/sda1 根目录的 dentry

3、  C 和D 对应着这相同的安装点 ‘dir1’,也都指向 /dev/sda2 根目录的 dentry

4、  C 是 A 的 child, A是 C 的 parent

5、  D 是 B 的 child, B 是 D 的 parent

3、 搜索辅助结构 nameidata

在递归寻找目标节点的过程中,需要借助一个搜索辅助结构 nameidata,这是一个临时结构,仅仅用在寻找目标节点的过程中。

  1. struct nameidata {
  2. struct dentry *dentry;
  3. struct vfsmount *mnt;
  4. struct qstr last;
  5. unsigned int flags;
  6. int last_type;
  7. };

在搜索初始化时,创建 nameidata,其中 mnt 指向 current->fs->rootmnt,dentry 指向 current->fs->root

dentry 随着目录节点的深入而不断变化;

而 mnt 则在每进入一个新的文件系统后发生变化

以寻找 /mnt/win/dir1/abc 为例

开始的时候, mnt 指向 vfsmount A,dentry 指向根设备的根目录

随后,dentry  先后指向 ‘mnt’ 和 ‘win’ 对应的 dentry

然后当寻找到 vfsmount B 后,mnt 指向了它,而 dentry 则指向了 /dev/sda1 根目录的 dentry

有了这个结构,上一节的问题就可以得到解决了:

在寻找 /mnt/win/dir1/abc 的过程中,首先找到 A,接下来在要决定选 C 还是 D,因为是从 A 搜索下来的, C 是 A
的 child,因此选择 C 而不是 D;同样,如果是寻找 /mnt/linux/dir1/abc,则会依次选择 B 和D。这就是为什么
nameidata 中要带着一个 vfsmount 的原因。

十、文件的打开与读写

1、 “打开文件”结构 file

一个文件每被打开一次,就对应着一个 file 结构。

我们知道,每个文件对应着一个 dentry 和 inode,每打开一个文件,只要找到对应的 dentry 和 inode 不就可以了么?为什么还要引入这个 file 结构?

这是因为一个文件可以被同时打开多次,每次打开的方式也可以不一样。

而dentry 和 inode 只能描述一个物理的文件,无法描述“打开”这个概念。

因此有必要引入 file 结构,来描述一个“被打开的文件”。每打开一个文件,就创建一个 file 结构。

file 结构中包含以下信息:

打开这个文件的进程的 uid,pid

打开的方式

读写的方式

当前在文件中的位置

实际上,打开文件的过程正是建立file, dentry, inode 之间的关联的过程。

2、文件的读写

文件一旦被打开,数据结构之间的关系已经建立,后面对文件的读写以及其它操作都变得很简单。就是根据 fd 找到 file 结构,然后找到 dentry 和 inode,最后通过 inode->i_fop 中对应的函数进行具体的读写等操作即可。

 

十一、进程与文件系统的关联

最后,来了解一下一个进程,与文件系统有哪些关联。

1、 “打开文件”表和 files_struct结构

一个进程可以打开多个文件,每打开一个文件,创建一个 file 结构。所有的 file 结构的指针保存在一个数组中。而文件描述符正是这个数组的下标。

我记得以前刚开始学习编程的时候,怎么都无法理解这个“文件描述符”的概念。现在从内核的角度去看,就很容易明白“文件描述符”是怎么回事了。用户仅仅看到一个“整数”,实际底层对应着的是 file, dentry, inode 等复杂的数据结构。

files_struct 用于管理这个“打开文件”表。

  1. struct files_struct {
  2. atomic_t count;
  3. rwlock_t file_lock;    /* Protects all the below members.  Nests inside tsk->alloc_lock */
  4. int max_fds;
  5. int max_fdset;
  6. int next_fd;
  7. struct file ** fd;    /* current fd array */
  8. fd_set *close_on_exec;
  9. fd_set *open_fds;
  10. fd_set close_on_exec_init;
  11. fd_set open_fds_init;
  12. struct file * fd_array[NR_OPEN_DEFAULT];
  13. };

其中的 fd_arrar[] 就是“打开文件”表。

task_struct 中通过成员 files 与 files_struct 关联起来。

2、  struct  fs_struct

task_struct 中与文件系统相关的还有另外一个成员 fs,它指向一个 fs_struct 。

  1. struct fs_struct {
  2. atomic_t count;
  3. rwlock_t lock;
  4. int umask;
  5. struct dentry * root, * pwd, * altroot;
  6. struct vfsmount * rootmnt, * pwdmnt, * altrootmnt;
  7. };

其中:

root 指向此进程的“根目录”,通常就是“根文件系统”的根目录 dentry

pwd 指向此进程当前所在目录的 dentry

因此,通过 task_struct->fs->root,就可以找到“根文件系统”的根目录 dentry,这就回答了 5.1 小节的第一个问题。

rootmnt :指向“安装”根文件系统时创建的那个 vfsmount

pwdmnt:指向“安装”当前工作目录所在文件系统时创建的那个 vfsmount

这两个域用于初始化 nameidata 结构。

3、 进程与文件系统的结构关系图

下图描述了进程与文件系统之间的结构关系图:

十二、参考资料

1、《Linux 源码情景分析》上册

2、Linux 2.4.30 源码

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