2017-03-13
上文针对VFS的基本信息做了介绍，并简单介绍了VFS涉及的几个数据机构，本节结合LInux源码，对各个结构之间的关系进行分析。
一、总体架构图
总体架构图如上图所示，结合进程访问文件的实际情况，根据上图进行细节化的描述。进程通过其结构中的files_struct结构和文件建立联系，看戏files_struct结构
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]; };
首先是一个原子变量，记录打开文件的个数，注意这里不只是普通文件，还包括设备文件等其他文件。next_fd记录当前下一个可用的文件描述符，用于在下次进程打开文件时快速分配。而close_on_exec_init和open_fds_init是位图。fd_array是初始化状态的文件描述符数组，而fdtab是真正管理文件描述符的结构。看下fdtable结构
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表示最大的打开文件数，可以更改。fd是一个指向文件描述符数组的指针，初始化为files_struct结构中fd_array数组的地址，close_on_exec指向files_struct结构中的位域。open_fds是一个指向位域的指针，管理着当前打开的所有描述符，如果位域中的对应位被置位表示该描述符在使用中。
关于描述符表扩展的情况，最后进行解释。上面的描述符表中，都是指向file结构的指针。进程每打开一个文件，就会有一个file结构与之对应。换句话说，file结构记录的某次进程对文件的某一次操作信息。看下file结构
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 };
同一个超级块下打开的所有文件都会通过双链表连接起来。另外，file结构中主要由对应文件的inode缓存，在下次访问不需要通过dentry查找inode了。还有一个path结构，该结构记录当前文件的emulation项和vfsmount结构。其余记录文件的权限模式、读写位置等信息，还有一个重要的函数表，保存操作文件的一些函数的指针。关键是一个进程在这里可以根据dentry查找到inode。究竟是如何查找的呢？看下dentry的结构:
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结构中有指向当前操作文件的inode指针，父目录的dentry，,当然还包括文件名信息。注意这里文件名并没有作为属性保存在inode节点中，而是保存在dentry结构中。因为文件名对于系统来讲主要来查找inode，而通过dentry可以查找到inode，所以这里其实dentry之后就不需要文件名了。通过dentry还可以定位所属 的超级块。该结构中也有个函数表dentry_operations，主要是针对dentry的操作，如增加、删除dentry。一个目录下的所有子目录会形成一个链表，d_subdirs是链表头。而d_child作为一个节点，连接到父目录的子链表中。上节已经提到，系统中所有的dentry通过一个hash表维护起来，以便于查找。表头是全局变量dentry_hashtable.而对于未使用的dentry，内核使用dentry_unused全局链表来组织。因为每个父目录均会有一条自己子目录的链表，所以系统中还存在一个dentry树。
到目前为止已经找到了具体的inode，inode记录文件的真实属性信息，修改时间，是否是脏，以及在内存中的映射信息。看下inode结构
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是一个比较庞大的结构，开头记录了文件的权限信息，如用户、用户组等。该结构中有个函数表inode_operations，记录针对inode的一些操作。inode中还有指向当前文件所属文件系统的超级块结构。当然一个至关重要的就是address_space 类型的i_mapping指针了。其指向一个address_space 结构，记录当前文件在内存中的映射情况。这点等会在分析。除此之外，记录文件的一些时间信息。前文说过，inode在内存中有三种类型：位于内存中但未使用的；位于内存中正在使用的；位于内存中已经发生变化即需要写会到磁盘的，前两种都是全局链表，第三种特定于超级块结构。除此之外，inode还在一个hash表中出现，表头是inode_hashtable,支持根据inode编号和超级块快速访问inode。
到此进程已经找到了具体的inode节点，后来又是如何把文件映射到内存中呢？一个核心结构就是address_space,先看下该结构
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))));
该结构特定于inode节点存在，多个进程可以共享同一个文件，所以在特定于进程的file结构中，有一个指向该inode address_space的指针f_mapping。具体的访问位置记录在file结构中。address_space仅仅负责对文件的映射，该结构管理了对应文件映射的所有内存区域vm_area_struct实例。上面的i_map作为一个红黑树根，关联所有的vm_area_struct,而i_mmap_nonliner是一个双向链表，关联所有非线性映射的vm_area_struct实例。该结构中还记录了所属inode节点的指针host,区域包含的虚拟页面的数量nrpages,当然还有一组操作函数，用于和设备交互，如读取一个页或者写入一个页，设置页面为脏等。关于进程虚拟内存的管理，参考另一篇文章：