Linux下的文件系統2

2017-03-13

_{^{上文針對VFS的基本信息作了介紹，並簡單介紹了VFS涉及的幾個數據機構，本節結合LInux源碼，對各個結構之間的關係進行分析。}}

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1、整體架構圖

 

 

整體架構圖如上圖所示，結合進程訪問文件的實際狀況，根據上圖進行細節化的描述。進程經過其結構中的files_struct結構和文件創建聯繫，看戲files_struct結構

struct files_struct {
  /*
   * read mostly part
   */
    atomic_t count;
    struct fdtable __rcu *fdt;
    struct fdtable fdtab;
  /*
   * written part on a separate cache line in SMP
   */
    spinlock_t file_lock ____cacheline_aligned_in_smp;
    int next_fd;
    unsigned long close_on_exec_init[1];
    unsigned long open_fds_init[1];
    struct file __rcu * fd_array[NR_OPEN_DEFAULT];
};

首先是一個原子變量，記錄打開文件的個數，注意這裏不僅是普通文件，還包括設備文件等其餘文件。next_fd記錄當前下一個可用的文件描述符，用於在下次進程打開文件時快速分配。而close_on_exec_init和open_fds_init是位圖。fd_array是初始化狀態的文件描述符數組，而fdtab是真正管理文件描述符的結構。看下fdtable結構

struct fdtable {
    unsigned int max_fds;
    struct file __rcu **fd;      /* current fd array */
    unsigned long *close_on_exec;
    unsigned long *open_fds;
    struct rcu_head rcu;
};

max_fds表示最大的打開文件數，能夠更改。fd是一個指向文件描述符數組的指針，初始化爲files_struct結構中fd_array數組的地址，close_on_exec指向files_struct結構中的位域。open_fds是一個指向位域的指針，管理着當前打開的全部描述符，若是位域中的對應位被置位表示該描述符在使用中。

 關於描述符表擴展的狀況，最後進行解釋。上面的描述符表中，都是指向file結構的指針。進程每打開一個文件，就會有一個file結構與之對應。換句話說，file結構記錄的某次進程對文件的某一次操做信息。看下file結構

struct file {
    /*
     * fu_list becomes invalid after file_free is called and queued via
     * fu_rcuhead for RCU freeing
     */
    union {
        struct list_head    fu_list;
        struct rcu_head     fu_rcuhead;
    } f_u;
    struct path        f_path;
#define f_dentry    f_path.dentry
    struct inode        *f_inode;    /* cached value */
    const struct file_operations    *f_op;

    /*
     * Protects f_ep_links, f_flags, f_pos vs i_size in lseek SEEK_CUR.
     * Must not be taken from IRQ context.
     */
    spinlock_t        f_lock;
#ifdef CONFIG_SMP
    int            f_sb_list_cpu;
#endif
    atomic_long_t        f_count;
    unsigned int         f_flags;
    fmode_t            f_mode;
    loff_t            f_pos;
    struct fown_struct    f_owner;
    const struct cred    *f_cred;
    struct file_ra_state    f_ra;

    u64            f_version;
#ifdef CONFIG_SECURITY
    void            *f_security;
#endif
    /* needed for tty driver, and maybe others */
    void            *private_data;

#ifdef CONFIG_EPOLL
    /* Used by fs/eventpoll.c to link all the hooks to this file */
    struct list_head    f_ep_links;
    struct list_head    f_tfile_llink;
#endif /* #ifdef CONFIG_EPOLL */
    struct address_space    *f_mapping;
#ifdef CONFIG_DEBUG_WRITECOUNT
    unsigned long f_mnt_write_state;
#endif
};

 

 同一個超級塊下打開的全部文件都會經過雙鏈錶鏈接起來。另外，file結構中主要由對應文件的inode緩存，在下次訪問不須要經過dentry查找inode了。還有一個path結構，該結構記錄當前文件的emulation項和vfsmount結構。其他記錄文件的權限模式、讀寫位置等信息，還有一個重要的函數表，保存操做文件的一些函數的指針。關鍵是一個進程在這裏能夠根據dentry查找到inode。到底是如何查找的呢？看下dentry的結構:

struct dentry {
    /* RCU lookup touched fields */
    unsigned int d_flags;        /* protected by d_lock */
    seqcount_t d_seq;        /* per dentry seqlock */
    struct hlist_bl_node d_hash;    /* lookup hash list */
    struct dentry *d_parent;    /* parent directory */
    struct qstr d_name;
    struct inode *d_inode;        /* Where the name belongs to - NULL is
                     * negative */
    unsigned char d_iname[DNAME_INLINE_LEN];    /* small names */

    /* Ref lookup also touches following */
    unsigned int d_count;        /* protected by d_lock */
    spinlock_t d_lock;        /* per dentry lock */
    const struct dentry_operations *d_op;
    struct super_block *d_sb;    /* The root of the dentry tree */
    unsigned long d_time;        /* used by d_revalidate */
    void *d_fsdata;            /* fs-specific data */

    struct list_head d_lru;        /* LRU list */
    /*
     * d_child and d_rcu can share memory
     */
    union {
        struct list_head d_child;    /* child of parent list */
         struct rcu_head d_rcu;
    } d_u;
    struct list_head d_subdirs;    /* our children */
    struct hlist_node d_alias;    /* inode alias list */
};

 

dentry結構中有指向當前操做文件的inode指針，父目錄的dentry，,固然還包括文件名信息。注意這裏文件名並無做爲屬性保存在inode節點中，而是保存在dentry結構中。由於文件名對於系統來說主要來查找inode，而經過dentry能夠查找到inode，因此這裏其實dentry以後就不須要文件名了。經過dentry還能夠定位所屬 的超級塊。該結構中也有個函數表dentry_operations，主要是針對dentry的操做，如增長、刪除dentry。一個目錄下的全部子目錄會造成一個鏈表，d_subdirs是鏈表頭。而d_child做爲一個節點，鏈接到父目錄的子鏈表中。上節已經提到，系統中全部的dentry經過一個hash表維護起來，以便於查找。表頭是全局變量dentry_hashtable.而對於未使用的dentry，內核使用dentry_unused全局鏈表來組織。由於每一個父目錄均會有一條本身子目錄的鏈表，因此係統中還存在一個dentry樹。

到目前爲止已經找到了具體的inode，inode記錄文件的真實屬性信息，修改時間，是不是髒，以及在內存中的映射信息。看下inode結構

struct inode {
    umode_t            i_mode;
    unsigned short        i_opflags;
    kuid_t            i_uid;
    kgid_t            i_gid;
    unsigned int        i_flags;

#ifdef CONFIG_FS_POSIX_ACL
    struct posix_acl    *i_acl;
    struct posix_acl    *i_default_acl;
#endif

    const struct inode_operations    *i_op;
    struct super_block    *i_sb;
    struct address_space    *i_mapping;

#ifdef CONFIG_SECURITY
    void            *i_security;
#endif

    /* Stat data, not accessed from path walking */
    unsigned long        i_ino;
    /*
     * Filesystems may only read i_nlink directly.  They shall use the
     * following functions for modification:
     *
     *    (set|clear|inc|drop)_nlink
     *    inode_(inc|dec)_link_count
     */
    union {
        const unsigned int i_nlink;
        unsigned int __i_nlink;
    };
    dev_t            i_rdev;
    loff_t            i_size;
    struct timespec        i_atime;
    struct timespec        i_mtime;
    struct timespec        i_ctime;
    spinlock_t        i_lock;    /* i_blocks, i_bytes, maybe i_size */
    unsigned short          i_bytes;
    unsigned int        i_blkbits;
    blkcnt_t        i_blocks;

#ifdef __NEED_I_SIZE_ORDERED
    seqcount_t        i_size_seqcount;
#endif

    /* Misc */
    unsigned long        i_state;
    struct mutex        i_mutex;

    unsigned long        dirtied_when;    /* jiffies of first dirtying */

    struct hlist_node    i_hash;
    struct list_head    i_wb_list;    /* backing dev IO list */
    struct list_head    i_lru;        /* inode LRU list */
    struct list_head    i_sb_list;
    union {
        struct hlist_head    i_dentry;
        struct rcu_head        i_rcu;
    };
    u64            i_version;
    atomic_t        i_count;
    atomic_t        i_dio_count;
    atomic_t        i_writecount;
    const struct file_operations    *i_fop;    /* former ->i_op->default_file_ops */
    struct file_lock    *i_flock;
    struct address_space    i_data;
#ifdef CONFIG_QUOTA
    struct dquot        *i_dquot[MAXQUOTAS];
#endif
    struct list_head    i_devices;
    union {
        struct pipe_inode_info    *i_pipe;
        struct block_device    *i_bdev;
        struct cdev        *i_cdev;
    };

    __u32            i_generation;

#ifdef CONFIG_FSNOTIFY
    __u32            i_fsnotify_mask; /* all events this inode cares about */
    struct hlist_head    i_fsnotify_marks;
#endif

#ifdef CONFIG_IMA
    atomic_t        i_readcount; /* struct files open RO */
#endif
    void            *i_private; /* fs or device private pointer */
};

 

inode是一個比較龐大的結構，開頭記錄了文件的權限信息，如用戶、用戶組等。該結構中有個函數表inode_operations，記錄針對inode的一些操做。inode中還有指向當前文件所屬文件系統的超級塊結構。固然一個相當重要的就是address_space 類型的i_mapping指針了。其指向一個address_space 結構，記錄當前文件在內存中的映射狀況。這點等會在分析。除此以外，記錄文件的一些時間信息。前文說過，inode在內存中有三種類型：位於內存中但未使用的；位於內存中正在使用的；位於內存中已經發生變化即須要寫會到磁盤的，前兩種都是全局鏈表，第三種特定於超級塊結構。除此以外，inode還在一個hash表中出現，表頭是inode_hashtable,支持根據inode編號和超級塊快速訪問inode。

 到此進程已經找到了具體的inode節點，後來又是如何把文件映射到內存中呢？一個核心結構就是address_space,先看下該結構

struct address_space {
    struct inode        *host;        /* owner: inode, block_device */
    struct radix_tree_root    page_tree;    /* radix tree of all pages */
    spinlock_t        tree_lock;    /* and lock protecting it */
    unsigned int        i_mmap_writable;/* count VM_SHARED mappings */
    struct rb_root        i_mmap;        /* tree of private and shared mappings */
    struct list_head    i_mmap_nonlinear;/*list VM_NONLINEAR mappings */
    struct mutex        i_mmap_mutex;    /* protect tree, count, list */
    /* Protected by tree_lock together with the radix tree */
    unsigned long        nrpages;    /* number of total pages */
    pgoff_t            writeback_index;/* writeback starts here */
    const struct address_space_operations *a_ops;    /* methods */
    unsigned long        flags;        /* error bits/gfp mask */
    struct backing_dev_info *backing_dev_info; /* device readahead, etc */
    spinlock_t        private_lock;    /* for use by the address_space */
    struct list_head    private_list;    /* ditto */
    void            *private_data;    /* ditto */
} __attribute__((aligned(sizeof(long))));

 

該結構特定於inode節點存在，多個進程能夠共享同一個文件，因此在特定於進程的file結構中，有一個指向該inode address_space的指針f_mapping。具體的訪問位置記錄在file結構中。address_space僅僅負責對文件的映射，該結構管理了對應文件映射的全部內存區域vm_area_struct實例。上面的i_map做爲一個紅黑樹根，關聯全部的vm_area_struct,而i_mmap_nonliner是一個雙向鏈表，關聯全部非線性映射的vm_area_struct實例。該結構中還記錄了所屬inode節點的指針host,區域包含的虛擬頁面的數量nrpages,固然還有一組操做函數，用於和設備交互，如讀取一個頁或者寫入一個頁，設置頁面爲髒等。關於進程虛擬內存的管理，參考另外一篇文章：