Linux 2.4.30 内核文件关键数据结构
1. 概述
根据以前学习内核源码的经验，在学习文件系统实现之前，我大概定了个目标：
- 建立一个清晰的全局概念。为将来需要研究代码细节打下坚实基础。
- 只研究虚拟文件系统 VFS 的实现，不研究具体文件系统。
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。
1.1. 基本概念
1、 一块磁盘（块设备），首先要按照某种文件系统（如 NTFS）格式进行格式化，然后才能在其上进行创建目录、保存文件等操作。
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。
2、 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。
3、 “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：
struct file_operations {
struct module *owner;
loff_t (*llseek) (struct file *, loff_t, int);
ssize_t (*read) (struct file *, char *, size_t, loff_t *);
ssize_t (*write) (struct file *, const char *, size_t, loff_t *);
int (*readdir) (struct file *, void *, filldir_t);
unsigned int (*poll) (struct file *, struct poll_table_struct *);
int (*ioctl) (struct inode *, struct file *, unsigned int, unsigned long);
int (*mmap) (struct file *, struct vm_area_struct *);
int (*open) (struct inode *, struct file *);
int (*flush) (struct file *);
int (*release) (struct inode *, struct file *);
int (*fsync) (struct file *, struct dentry *, int datasync);
int (*fasync) (int, struct file *, int);
int (*lock) (struct file *, int, struct file_lock *);
ssize_t (*readv) (struct file *, const struct iovec *, unsigned long, loff_t *);
ssize_t (*writev) (struct file *, const struct iovec *, unsigned long, loff_t *);
ssize_t (*sendpage) (struct file *, struct page *, int, size_t, loff_t *, int);
unsigned long (*get_unmapped_area)(struct file *, unsigned long, unsigned long, unsigned long, unsigned long);
};
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。
本文中，“接口结构”有时简称“接口”。
1.2. 虚拟文件系统
Linux 通过虚拟文件系统 （VFS） 来支持不同的具体的文件系统，那么 VFS 到底是什么？
从程序员的角度看，我认为 VFS 就是一套代码框架（framework），它将用户与具体的文件系统隔离开来，使得用户能够通过这套框架，以统一的接口在不同的具体的文件系统上进行操作。
这套框架包括：
- 为用户提供统一的文件和目录的操作接口，如 open, read, write
- 抽象出文件系统共有的一些结构，包括“目录节点”inode、“超级块”super_block 等。
- 面向具体的文件系统，定义一系列统一的操作“接口”， 如 file_operations, inode_operations, dentry_operation，具体的文件系统必须提供它们的实现。
- 提供一套机制，让具体的文件系统融入 VFS 框架中，包括文件系统的“注册”和“安装”
- 实现这套框架逻辑的核心代码
我对文件系统的学习，实际上就是学习虚拟文件系统这套框架是如何实现的。
2. 核心数据结构
数据结构是代码的灵魂，要分析一个复杂的系统，关键是掌握那些核心的数据结构，这包括：
- 弄清数据结构的核心功能。一个数据结构通常具有比较复杂的成员，此外，还有一些成员用于建立数据结构之间的关系。如果要一个个去理解，就会陷入细节。
- 弄清数据结构之间的静态关系
- 弄清数据结构之间是如何建立起动态的关系的
本文重点分析文件系统中的关键数据结构以及它们之间的关系。
2.1. inode 和 file_operations
- 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
- file_operations 是“目录节点”提供的操作“接口”。它包括 open, read, wirte, ioctl, llseek, mmap 等操作。
- 一个 inode 通过成员 i_fop 对应一个 file_operations
- 打开文件的过程就是寻找 “目录节点”对应的 inode 的过程
- 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：
2.2. 目录节点入口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 中分开，放在一个专门的 dentry 结构中。这样：
- 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。
- 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：
2.3. super_block 和 super_operations
一个存放在磁盘上的文件系统如 EXT2 等，在它的格式中通常包括一个“超级块”或者“控制块”的部分，用于从整体上描述文件系统，例如文件系统的大小、是否可读可写等等。
虚拟文件系统中也通过“超级块”这种概念来描述文件系统整体的信息，对应的结构是 struct super_block。
super_block 除了要记录文件大小、访问权限等信息外，更重要的是提供一个操作“接口”super_operations。
struct super_operations {
struct inode *(*alloc_inode)(struct super_block *sb);
void (*destroy_inode)(struct inode *);
void (*read_inode) (struct inode *);
void (*read_inode2) (struct inode *, void *) ;
void (*dirty_inode) (struct inode *);
void (*write_inode) (struct inode *, int);
void (*put_inode) (struct inode *);
void (*delete_inode) (struct inode *);
void (*put_super) (struct super_block *);
void (*write_super) (struct super_block *);
int (*sync_fs) (struct super_block *);
void (*write_super_lockfs) (struct super_block *);
void (*unlockfs) (struct super_block *);
int (*statfs) (struct super_block *, struct statfs *);
int (*remount_fs) (struct super_block *, int *, char *);
void (*clear_inode) (struct inode *);
void (*umount_begin) (struct super_block *);
struct dentry * (*fh_to_dentry)(struct super_block *sb, __u32 *fh, int len, int fhtype, int parent);
int (*dentry_to_fh)(struct dentry *, __u32 *fh, int *lenp, int need_parent);
int (*show_options)(struct seq_file *, struct vfsmount *);
};
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：
- 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
- 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。
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。
static struct inode *alloc_inode(struct super_block *sb)
{
static struct address_space_operations empty_aops;
static struct inode_operations empty_iops;
static struct file_operations empty_fops;
struct inode *inode;
if (sb->s_op->alloc_inode)
inode = sb->s_op->alloc_inode(sb);
else {
inode = (struct inode *) kmem_cache_alloc(inode_cachep, SLAB_KERNEL);
if (inode)
memset(&inode->u, 0, sizeof(inode->u));
}
if (inode) {
struct address_space * const mapping = &inode->i_data;
inode->i_sb = sb;
inode->i_dev = sb->s_dev;
inode->i_blkbits = sb->s_blocksize_bits;
inode->i_flags = 0;
atomic_set(&inode->i_count, 1);
inode->i_sock = 0;
inode->i_op = &empty_iops;
inode->i_fop = &empty_fops;
inode->i_nlink = 1;
atomic_set(&inode->i_writecount, 0);
inode->i_size = 0;
inode->i_blocks = 0;
inode->i_bytes = 0;
inode->i_generation = 0;
memset(&inode->i_dquot, 0, sizeof(inode->i_dquot));
inode->i_pipe = NULL;
inode->i_bdev = NULL;
inode->i_cdev = NULL;
mapping->a_ops = &empty_aops;
mapping->host = inode;
mapping->gfp_mask = GFP_HIGHUSER;
inode->i_mapping = mapping;
}
return inode;
}
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。
3. 安装文件系统
- 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。
- 安装一个文件系统，必须指定一个目录作为安装点。
- 一个设备可以同时被安装到多个目录上。
- 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。
- 一个目录节点下可以同时安装多个设备。
3.1. “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，最顶层文件系统的时候是被安装在“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 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。
3.2. 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：
- 创建一个 vfsmount
- 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）
- 为被安装设备的根目录节点创建 dentry
- 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
- 将 super_block 与“被安装设备“根目录节点 dentry 关联起来
- 将 vfsmount 与“被安装设备”的根目录节点 dentry 关联起来
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
