本来想看驱动的，但发现要对驱动有底，那还得全方位的了解文件系统。
1 inode 简介
inode 是 UNIX/Linux 操作系统中的一种数据结构,其本质是结构体,它包含了与文件系统中各个文件相关的一些重要信息,例如文件及目录的基本信息,包含时间、档名、使用者及群组等。在 UNIX/Linux中创建文件系统时,同时将会创建大量的 inode 。通常,文件系统磁盘空间中大约百分之一空间分配给了 inode 表。在Linux系统中,内核为每一个新创建的文件分配一个Inode(索引结点),每个文件都有一个惟一的inode号,我们可以将inode简单理解成一个指针,它永远指向本文件的具体存储位置。文件属性保存在索引结点里,在访问文件时,索引结点被复制到内存在,从而实现文件的快速访问。系统是通过索引节点(而不是文件名)来定位每一个文件。
Block 是记录文件内容数据的区域,至于 inode 则是记录"该文件的相关属性,以及文件内容放置在哪一个 Block 之内"的信息,换句说, inode 除了记录文件的属性外,同时还必须要具有指向( pointer )的功能,亦即指向文件内容放置的区块之中,好让操作系统可以正确的去取得文件的内容,底下几个是 inode 记录的信息(当然不止这些):
该文件的拥有者与群组(owner/group); 该文件的存取模式(read/write/excute); 该文件的类型(type);该文件建立或状态改变的时间(ctime)、最近一次的读取时间(atime)、最近修改的时间(mtime);该文件的容量;定义文件特性的旗标(flag),如 SetUID...;该文件真正内容的指向 (pointer); 文件所使用的磁盘块的实际数目;
struct inode {
struct hlist_node i_hash; /* 哈希表 */
struct list_head i_list; /* 索引节点链表 */
struct list_head i_dentry; /* 目录项链表 */
unsigned long i_ino; /* 节点号 */
atomic_t i_count; /* 引用记数 */
umode_t i_mode; /* 访问权限控制 */
unsigned int i_nlink; /* 硬链接数 */
uid_t i_uid; /* 使用者id */
gid_t i_gid; /* 使用者id组 */
kdev_t i_rdev; /* 实设备标识符 */
loff_t i_size; /* 以字节为单位的文件大小 */
struct timespec i_atime; /* 最后访问时间 */
struct timespec i_mtime; /* 最后修改(modify)时间 */
struct timespec i_ctime; /* 最后改变(change)时间 */
unsigned int i_blkbits; /* 以位为单位的块大小 */
unsigned long i_blksize; /* 以字节为单位的块大小 */
unsigned long i_version; /* 版本号 */
unsigned long i_blocks; /* 文件的块数 */
unsigned short i_bytes; /* 使用的字节数 */
spinlock_t i_lock; /* 自旋锁 */
struct rw_semaphore i_alloc_sem; /* 索引节点信号量 */
struct inode_operations *i_op; /* 索引节点操作表 */
struct file_operations *i_fop; /* 默认的索引节点操作 */
struct super_block *i_sb; /* 相关的超级块 */
struct file_lock *i_flock; /* 文件锁链表 */
struct address_space *i_mapping; /* 相关的地址映射 */
struct address_space i_data; /* 设备地址映射 */
struct dquot *i_dquot[MAXQUOTAS]; /* 节点的磁盘限额 */
struct list_head i_devices; /* 块设备链表 */
struct pipe_inode_info *i_pipe; /* 管道信息 */
struct block_device *i_bdev; /* 块设备驱动 */
unsigned long i_dnotify_mask; /* 目录通知掩码 */
struct dnotify_struct *i_dnotify; /* 目录通知 */
unsigned long i_state; /* 状态标志 */
unsigned long dirtied_when; /* 首次修改时间 */
unsigned int i_flags; /* 文件系统标志 */
unsigned char i_sock; /* 可能是个套接字吧 */
atomic_t i_writecount; /* 写者记数 */
void *i_security; /* 安全模块 */
__u32 i_generation; /* 索引节点版本号 */
union {
void *generic_ip; /* 文件特殊信息 */
} u;
};2 dentry简介
dentry是Linux文件系统中某个索引节点(inode)的链接,每个dentry代表路径中的一个特定部分。这个索引节点可以是文件,也可以是目录。inode(可理解为ext2 inode)对应于物理磁盘上的具体对象,dentry是一个内存实体,没有对应的磁盘数据结构,VFS根据字符串形式的路径名现场创建他,在dentry中,d_inode成员指向对应的inode。也就是说,一个inode可以在运行的时候链接多个dentry,而d_count记录了这个链接的数量。另外dentry对象有三种状态:被使用,未被使用和负状态。
目录项是描述文件的逻辑属性，只存在于内存中，并没有实际对应的磁盘上的描述，更确切的说是存在于内存的目录项缓存，为了提高查找性能而设计，所以它是动态生成的，这不同于inode，inode的数据并不会随进程的消亡而消失。注意不管是文件夹还是最终的文件，都是属于目录项，所有的目录项在一起构成一颗庞大的目录树。例如：open一个文件/home/xxx/yyy.txt，那么/、home、xxx、yyy.txt都是一个目录项，VFS在查找的时候，根据一层一层的目录项找到对应的每个目录项的inode，那么沿着目录项进行操作就可以找到最终的文件。
注意：目录也是一种文件(所以也存在对应的inode)。打开目录，实际上就是打开目录文件。
一个有效的dentry结构必定有一个inode结构,这是因为一个目录项要么代表着一个文件,要么代表着一个目录,而目录实际上也是文件。所以,只要dentry结构是有效的,则其指针d_inode必定指向一个inode结构。可是,反过来则不然,一个inode却可能对应着不止一个dentry结构;也就是说,一个文件可以有不止一个文件名或路径名。这是因为一个已经建立的文件可以被连接(link)到其他文件名。所以在inode结构中有一个队列i_dentry,凡是代表着同一个文件的所有目录项都通过其dentry结构中的d_alias域挂入相应inode结构中的i_dentry队列。
在内核中有一个哈希表dentry_hashtable ,是一个list_head的指针数组。一旦在内存中建立起一个目录节点的dentry 结构,该dentry结构就通过其d_hash域链入哈希表中的某个队列中。
内核中还有一个队列dentry_unused,凡是已经没有用户(count域为0)使用的dentry结构就通过其d_lru域挂入这个队列。
Dentry结构中除了d_alias 、d_hash、d_lru三个队列外,还有d_vfsmnt、d_child及d_subdir三个队列。其中d_vfsmnt仅在该dentry为一个安装点时才使用。另外,当该目录节点有父目录时,则其dentry结构就通过d_child挂入其父节点的d_subdirs队列中,同时又通过指针d_parent指向其父目录的dentry结构,而它自己各个子目录的dentry结构则挂在其d_subdirs域指向的队列中。
从上面的叙述可以看出,一个文件系统中所有目录项结构或组织为一个哈希表,或组织为一颗树,或按照某种需要组织为一个链表,这将为文件访问和文件路径搜索奠定下良好的基础。
struct dentry {
unsigned int d_flags;
seqcount_t d_seq;
struct hlist_bl_node d_hash;
struct dentry *d_parent;
struct qstr d_name;
struct inode *d_inode;
unsigned char d_iname[DNAME_INLINE_LEN];
/* Ref lookup also touches following */
unsigned int d_count; 引用计数
spinlock_t d_lock;
const struct dentry_operations *d_op;
struct super_block *d_sb;
unsigned long d_time;
void *d_fsdata;
struct list_head d_lru;
/*
* 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 list_head d_alias; /* inode alias list */
};
d_count：引用计数
d_flags：目录项缓存标识，可取DCACHE_UNUSED、DCACHE_REFERENCED等
d_inode：与该目录项关联的inode
d_parent：父目录的目录项
d_hash：内核使用dentry_hashtable对dentry进行管理，dentry_hashtable是由list_head组成的链表，一个dentry创建之后，就通过
d_hash链接进入对应的hash值的链表中。
d_lru：最近未使用的目录项的链表
d_child：目录项通过这个加入到父目录的d_subdirs中
d_subdirs：本目录的所有孩子目录链表头
d_alias：一个有效的dentry必然与一个inode关联，但是一个inode可以对应多个dentry，因为一个文件可以被链接到其他文件，所以，这个dentry就是通过这个字段链接到属于自己的inode结构中的i_dentry链表中的。(inode中讲过)
d_mounted：安装在该目录的文件系统的数量！注意一个文件目录下可以有不同的文件系统！
d_name：目录项名称
d_time：重新变为有效的时间！注意只要操作成功这个dentry就是有效的，否则无效。
d_op：目录项操作
d_sb：这个目录项所属的文件系统的超级块
d_vfs_flags：一些标志
d_fsdata：文件系统私有数据
d_iname：存放短的文件名
struct dentry {
atomic_t d_count; //目录项对象使用计数器,可以有未使用态,使用态和负状态
unsigned int d_flags; //目录项标志
struct inode *d_inode; //与文件名关联的索引节点
struct dentry *d_parent; //父目录的目录项对象
struct list_head d_hash; //散列表表项的指针
struct list_head d_lru; //未使用链表的指针
struct list_head d_child; //父目录中目录项对象的链表的指针
struct list_head d_subdirs; //对目录而言,表示子目录目录项对象的链表
struct list_head d_alias; //相关索引节点(别名)的链表
int d_mounted; //对于安装点而言,表示被安装文件系统根项
struct qstr d_name; //文件名
unsigned long d_time; /* used by d_revalidate */
struct dentry_operations *d_op; //目录项方法
struct super_block *d_sb; //文件的超级块对象
vunsigned long d_vfs_flags;
void *d_fsdata; //与文件系统相关的数据
unsigned char d_iname [DNAME_INLINE_LEN]; //存放短文件名
};3 file简介(文件记录表)
文件对象表示进程已打开的文件,该对象file(不是物理文件)由相应的open()系统调用创建,有close()系统调用销毁,因为多个进程可以同时打开和操作一个文件,所以同一个文件也可能存在多个对应的文件对象。文件对象仅仅在进程观点上代表已打开文件,它反过来指向目录项对象(反过来指向索引节点),其实只有目录项对象才表示已打开的实际文件,虽然一个文件对应的文件对象不是是唯一的,但对应的索引节点和目录项对象无疑是唯一的,另外类似于目录项对象,文件对象实际上没有对应的磁盘数据。
一个文件对象是由一个文件结构体表示的,文件结构体代表一个打开的文件,系统中的每个打开的文件在内核空间都有一个关联的 struct file。它由内核在打开文件时创建,并传递给在文件上进行操作的任何函数。在文件的所有实例都关闭后,内核释放这个数据结构。
struct file {
union { struct list_head fu_list; //文件对象链表指针linux/include/linux/list.h struct rcu_head fu_rcuhead; //RCU(Read-Copy Update)是Linux 2.6内核中新的锁机制 }
f_u; struct path f_path; //包含dentry和mnt两个成员,用于确定文件路径
#define f_dentry f_path.dentry //f_path的成员之一,当前文件的dentry结构
#define f_vfsmnt f_path.mnt //表示当前文件所在文件系统的挂载根目录
const struct file_operations *f_op; //与该文件相关联的操作函数
atomic_t f_count; //文件的引用计数(有多少进程打开该文件)
unsigned int f_flags; //对应于open时指定的
flag mode_t f_mode; //读写模式:open的mod_t mode参数
off_t f_pos; //该文件在当前进程中的文件偏移量
struct fown_struct f_owner; //该结构的作用是通过信号进行I/O时间通知的数据。
unsigned int f_uid, f_gid; //文件所有者id,所有者组id
struct file_ra_state f_ra; //在linux/include/linux/fs.h中定义,文件预读相关
unsigned long f_version; //记录文件的版本号,每次使用后都自动递增。
#ifdef
CONFIG_SECURITY void *f_security; //用来描述安全措施或者是记录与安全有关的信息。
#endif /* needed for tty driver, and maybe others */
void *private_data; //可以用字段指向已分配的数据
#ifdef CONFIG_EPOLL /* Used by fs/eventpoll.c to link all the hooks to this file */
struct list_head f_ep_links; 文件的事件轮询等待者链表的头,
spinlock_t f_ep_lock;
f_ep_lock是保护f_ep_links链表的自旋锁。
#endif /* #ifdef CONFIG_EPOLL */
struct address_space *f_mapping; 文件地址空间的指针}; 4 files_struct简介
struct files_struct {
atomic_t count; /* 共享该表的进程数 */
rwlock_t file_lock; /* 保护该结构体的锁*/
int max_fds; /*当前文件对象的最大数*/
int max_fdset; /*当前文件描述符的最大数*/
int next_fd; /*已分配的文件描述符加1*/
struct file ** fd; /* 指向文件对象指针数组的指针 */
fd_set *close_on_exec; /*指向执行exec()时需要关闭的文件描述符*/
fd_set *open_fds; /*指向打开文件描述符的指针*/
fd_set close_on_exec_init; /* 执行exec()时关闭的初始文件*/
fd_set open_fds_init; /*文件描述符的初值集合*/
struct file * fd_array[32]; /* 文件对象指针的初始化数组*/}; fd域指向文件对象的指针数组。该数组的长度存放在max_fds域中。通常,fd域指向files_struct结构的fd_array域,该域包括32个文件对象指针。如果进程打开的文件数目多于32,内核就分配一个新的、更大的文件指针数组,并将其地址存放在fd域中;内核同时也更新max_fds域的值。
对于在fd数组中有入口地址的每个文件来说,数组的索引就是文件描述符(file descriptor)。通常,数组的第一个元素(索引为0)是进程的标准输入文件,数组的第二个元素(索引为1)是进程的标准输出文件,数组的第三个元素(索引为2)是进程的标准错误文件。请注意,借助于dup()、dup2()和
fcntl ) 系统调用,两个文件描述符就可以指向同一个打开的文件,也就是说,数组的两个元素可能指向同一个文件对象。当用户使用shell结构(如2>&;1)将标准错误文件重定向到标准输出文件上时,用户总能看到这一点。
open_fds域包含open_fds_init域的地址,open_fds_init域表示当前已打开文件的文件描述符的位图。max_fdset域存放位图中的位数。由于数据结构fd_set有1024位,通常不需要扩大位图的大小。不过,如果确实必须的话,内核仍能动态增加位图的大小,这非常类似文件对象的数组的情形。
当开始使用一个文件对象时调用内核提供的fget()函数。这个函数接收文件描述符fd作为参数,返回在current->files->fd[fd]中的地址,即对应文件对象的地址,如果没有任何文件与fd对应,则返回NULL。在第一种情况下,fget()使文件对象引用计数器f_count的值增1。
用户打开文件表files_structs是由进程描述符task_struct中的file域指向,所有与进程相关的信息如打开的文件及文件描述符都包含其中,又从前面可以看出,files_struct通过**file保持对文件对象file的访问,于此相似文件对象file的结构体内成员中包含目录项dentry,目录项dentry将文件名与inode相连,最终通过inode中的指针可以访问存储实际的数据的地方Data Area.
so他们管理层次关系关系如下:进程->task_struct->files_struct->file->dentry->inode->Data Area