一文讀懂｜Linux 虛擬文件系統(tǒng)（VFS）

前言

虛擬文件系統(tǒng)是一個(gè)很龐大的架構(gòu)，如果要分析的面面俱到，會(huì)顯得特別復(fù)雜而笨拙，讓人看著看著，就不知所云了（當(dāng)然主要還是筆者太菜），所以這篇博客，以 open() 函數(shù)為切入點(diǎn)，來(lái)試著分析分析VFS文件系統(tǒng)的運(yùn)轉(zhuǎn)機(jī)理,本文的代碼來(lái)源于 linux3.4.2。

基礎(chǔ)知識(shí)

首先我們來(lái)看一張圖：

(圖1)

從這張圖中，我們可以看出，系統(tǒng)調(diào)用函數(shù)并不是直接操作真正的文件系統(tǒng)，而是通過(guò)一層中間層，也就是我們說(shuō)的虛擬文件系統(tǒng)，為什么要有虛擬文件系統(tǒng)？

linux中常見(jiàn)的文件系統(tǒng)有三類：基于磁盤的文件系統(tǒng)；基于內(nèi)存的文件系統(tǒng)；網(wǎng)絡(luò)文件系統(tǒng)，（這三類文件系統(tǒng)是共存于文件系統(tǒng)層，為不同類型的數(shù)據(jù)提供存儲(chǔ)服務(wù)，這三類文件系統(tǒng)格式是不一樣的，也就是說(shuō)如果不通過(guò)虛擬文件系統(tǒng)，直接對(duì)真正的文件系統(tǒng)進(jìn)行讀取，有種類型的文件系統(tǒng)，你就得寫幾種相對(duì)應(yīng)的讀取函數(shù)），所以說(shuō)虛擬文件的出現(xiàn)（VFS）就是為了通過(guò)使用同一套文件 I/O 系統(tǒng) 調(diào)用即可對(duì) Linux 中的任意文件進(jìn)行操作而無(wú)需考慮其所在的具體文件系統(tǒng)格式。

VFS的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)

VFS依靠四個(gè)主要的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)和一些輔助的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)來(lái)描述其結(jié)構(gòu)信息，這些數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)表現(xiàn)得就像是對(duì)象；每個(gè)主要對(duì)象中都包含由操作函數(shù)表構(gòu)成的操作對(duì)象，這些操作對(duì)象描述了內(nèi)核針對(duì)這幾個(gè)主要的對(duì)象可以進(jìn)行的操作。

1、超級(jí)塊對(duì)象

存儲(chǔ)一個(gè)已安裝的文件系統(tǒng)的控制信息，代表一個(gè)已安裝的文件系統(tǒng)；每次一個(gè)實(shí)際的文件系統(tǒng)被安裝時(shí)， 內(nèi)核會(huì)從磁盤的特定位置讀取一些控制信息來(lái)填充內(nèi)存中的超級(jí)塊對(duì)象。一個(gè)安裝實(shí)例和一個(gè)超級(jí)塊對(duì)象一一對(duì)應(yīng)。超級(jí)塊通過(guò)其結(jié)構(gòu)中的一個(gè)域s_type記錄它所屬的文件系統(tǒng)類型。

struct super_block { //超級(jí)塊數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)
        struct list_head s_list;                /*指向超級(jí)塊鏈表的指針*/
        ……
        struct file_system_type  *s_type;       /*文件系統(tǒng)類型*/
       struct super_operations  *s_op;         /*超級(jí)塊方法*/
        ……
        struct list_head         s_instances;   /*該類型文件系統(tǒng)*/
        ……
};

struct super_operations { //超級(jí)塊方法
        ……
        //該函數(shù)在給定的超級(jí)塊下創(chuàng)建并初始化一個(gè)新的索引節(jié)點(diǎn)對(duì)象
        struct inode *(*alloc_inode)(struct super_block *sb);
       ……
        //該函數(shù)從磁盤上讀取索引節(jié)點(diǎn)，并動(dòng)態(tài)填充內(nèi)存中對(duì)應(yīng)的索引節(jié)點(diǎn)對(duì)象的剩余部分
        void (*read_inode) (struct inode *);
       ……
};

2、索引節(jié)點(diǎn)對(duì)象

索引節(jié)點(diǎn)對(duì)象存儲(chǔ)了文件的相關(guān)信息，代表了存儲(chǔ)設(shè)備上的一個(gè)實(shí)際的物理文件。當(dāng)一個(gè) 文件首次被訪問(wèn)時(shí)，內(nèi)核會(huì)在內(nèi)存中組裝相應(yīng)的索引節(jié)點(diǎn)對(duì)象，以便向內(nèi)核提供對(duì)一個(gè)文件進(jìn)行操 作時(shí)所必需的全部信息；這些信息一部分存儲(chǔ)在磁盤特定位置，另外一部分是在加載時(shí)動(dòng)態(tài)填充的。

struct inode {//索引節(jié)點(diǎn)結(jié)構(gòu)
      ……
      struct inode_operations  *i_op;     /*索引節(jié)點(diǎn)操作表*/
     struct file_operations   *i_fop;  /*該索引節(jié)點(diǎn)對(duì)應(yīng)文件的文件操作集*/
     struct super_block       *i_sb;     /*相關(guān)的超級(jí)塊*/
     ……
};

struct inode_operations { //索引節(jié)點(diǎn)方法
     ……
     //該函數(shù)為dentry對(duì)象所對(duì)應(yīng)的文件創(chuàng)建一個(gè)新的索引節(jié)點(diǎn)，主要是由open()系統(tǒng)調(diào)用來(lái)調(diào)用
     int (*create) (struct inode *,struct dentry *,int, struct nameidata *);

     //在特定目錄中尋找dentry對(duì)象所對(duì)應(yīng)的索引節(jié)點(diǎn)
     struct dentry * (*lookup) (struct inode *,struct dentry *, struct nameidata *);
     ……
};

3、目錄項(xiàng)對(duì)象

引入目錄項(xiàng)的概念主要是出于方便查找文件的目的。一個(gè)路徑的各個(gè)組成部分，不管是目錄還是 普通的文件，都是一個(gè)目錄項(xiàng)對(duì)象。如：在路徑 /home/source/test.c 中，目錄 /、home、source 和文件 test.c都對(duì)應(yīng)一個(gè)目錄項(xiàng)對(duì)象。不同于前面的兩個(gè)對(duì)象，目錄項(xiàng)對(duì)象沒(méi)有對(duì)應(yīng)的磁盤數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，VFS 在遍歷路徑名的過(guò)程中現(xiàn)場(chǎng)將它們逐個(gè)地解析成目錄項(xiàng)對(duì)象。

struct dentry {//目錄項(xiàng)結(jié)構(gòu)
     ……
     struct inode *d_inode;           /*相關(guān)的索引節(jié)點(diǎn)*/
    struct dentry *d_parent;         /*父目錄的目錄項(xiàng)對(duì)象*/
    struct qstr d_name;              /*目錄項(xiàng)的名字*/
    ……
     struct list_head d_subdirs;      /*子目錄*/
    ……
     struct dentry_operations *d_op;  /*目錄項(xiàng)操作表*/
    struct super_block *d_sb;        /*文件超級(jí)塊*/
    ……
};

struct dentry_operations {
    //判斷目錄項(xiàng)是否有效;
    int (*d_revalidate)(struct dentry *, struct nameidata *);
    //為目錄項(xiàng)生成散列值;
    int (*d_hash) (struct dentry *, struct qstr *);
    ……
};

4、文件對(duì)象

文件對(duì)象是已打開(kāi)的文件在內(nèi)存中的表示，主要用于建立進(jìn)程和磁盤上的文件的對(duì)應(yīng)關(guān)系。它由 sys_open() 現(xiàn)場(chǎng)創(chuàng)建，由 sys_close() 銷毀。文件對(duì)象和物理文件的關(guān)系有點(diǎn)像進(jìn)程和程序的關(guān)系一樣。

當(dāng)我們站在用戶空間來(lái)看待 VFS，我們像是只需與文件對(duì)象打交道，而無(wú)須關(guān)心超級(jí)塊，索引節(jié)點(diǎn)或目錄項(xiàng)。因?yàn)槎鄠€(gè)進(jìn)程可以同時(shí)打開(kāi)和操作 同一個(gè)文件，所以同一個(gè)文件也可能存在多個(gè)對(duì)應(yīng)的文件對(duì)象。

文件對(duì)象僅僅在進(jìn)程觀點(diǎn)上代表已經(jīng)打開(kāi)的文件，它 反過(guò)來(lái)指向目錄項(xiàng)對(duì)象（反過(guò)來(lái)指向索引節(jié)點(diǎn)）。一個(gè)文件對(duì)應(yīng)的文件對(duì)象可能不是惟一的，但是其對(duì)應(yīng)的索引節(jié)點(diǎn)和 目錄項(xiàng)對(duì)象無(wú)疑是惟一的。

struct file {
    ……
     struct list_head        f_list;        /*文件對(duì)象鏈表*/
    struct dentry          *f_dentry;       /*相關(guān)目錄項(xiàng)對(duì)象*/
    struct vfsmount        *f_vfsmnt;       /*相關(guān)的安裝文件系統(tǒng)*/
    struct file_operations *f_op;           /*文件操作表*/
    ……
};

struct file_operations {
    ……
    //文件讀操作
    ssize_t (*read) (struct file *, char __user *, size_t, loff_t *);
    ……
    //文件寫操作
    ssize_t (*write) (struct file *, const char __user *, size_t, loff_t *);
    ……
    int (*readdir) (struct file *, void *, filldir_t);
    ……
    //文件打開(kāi)操作
    int (*open) (struct inode *, struct file *);
    ……
};

正篇

經(jīng)過(guò)基礎(chǔ)知識(shí)點(diǎn)的介紹后，我們開(kāi)始來(lái)探究，當(dāng)我們通 open() 嘗試去打開(kāi)一個(gè)文件的時(shí)候，Linux 內(nèi)部是如何找到對(duì)應(yīng)的存儲(chǔ)在硬件上的該文件的數(shù)據(jù)。

(圖2)

(圖3)

首先我們來(lái)看看上面這兩張圖，files_struct 主要就是一個(gè) file 指針數(shù)組，我們通常說(shuō)的文件描述符是一個(gè)整數(shù)，而這個(gè)整數(shù)正好可以作為下標(biāo)，從而從 files_struct 中獲得 file 結(jié)構(gòu)。

task_struct 為進(jìn)程描述符，代表的是打開(kāi)文件的這么一個(gè)動(dòng)作，這里我想表達(dá)的知識(shí)點(diǎn)：當(dāng)文件第一次被打開(kāi)時(shí)（打開(kāi)成功），會(huì)建立起如上圖所示的聯(lián)系，返回 fd 文件描述符就這樣和底層的存儲(chǔ)結(jié)構(gòu)聯(lián)系在了一起，fd 作為文件描述符，文件作為數(shù)據(jù)的載體，我們可以將它們理解為密碼和保險(xiǎn)柜之間的關(guān)系，第一打開(kāi)文件就是相當(dāng)初始化時(shí)設(shè)置密碼（建立起了密碼和保險(xiǎn)柜的聯(lián)系），當(dāng)我們以后再需要拿取保險(xiǎn)柜中的東西時(shí)，只需要通過(guò)第一次設(shè)置的密碼就可以對(duì)保險(xiǎn)柜進(jìn)程操作。

內(nèi)核中，對(duì)應(yīng)于每個(gè)進(jìn)程都有一個(gè)文件描述符表，表示這個(gè)進(jìn)程打開(kāi)的所有文件。文件描述表中每一項(xiàng)都是一個(gè)指針，指向一個(gè)用于描述打開(kāi)的文件的數(shù)據(jù)塊 ——— file 對(duì)象，file 對(duì)象中描述了文件的打開(kāi)模式，讀寫位置等重要信息，當(dāng)進(jìn)程打開(kāi)一個(gè)文件時(shí)，內(nèi)核就會(huì)創(chuàng)建一個(gè)新的 file 對(duì)象。

需要注意的是，file 對(duì)象不是專屬于某個(gè)進(jìn)程的，不同進(jìn)程的文件描述符表中的指針可以指向相同的 file 對(duì)象，從而共享這個(gè)打開(kāi)的文件。 file 對(duì)象有引用計(jì)數(shù)，記錄了引用這個(gè)對(duì)象的文件描述符個(gè)數(shù)，只有當(dāng)引用計(jì)數(shù)為0時(shí)，內(nèi)核才銷毀 file 對(duì)象，因此某個(gè)進(jìn)程關(guān)閉文件，不影響與之共享同 一個(gè) file 對(duì)象的進(jìn)程.

下面我們來(lái)分析具體的代碼。

應(yīng)用層：

應(yīng)用程序在操作任何一個(gè)文件之前，必須先調(diào)用 open() 來(lái)打開(kāi)該文件，即通知內(nèi)核新建一個(gè)代表該文件的結(jié)構(gòu)，并且返回該文件的描述符(一個(gè)整數(shù))，該描述符在進(jìn)程內(nèi)唯一。所用到函數(shù)為 open()：

int open(const char * pathname,int oflag, mode_t mode )
    /*pathname:代表需要打開(kāi)的文件的文件名；

       oflag：表示打開(kāi)的標(biāo)識(shí) （只讀打開(kāi)/只寫打開(kāi)/讀寫打開(kāi) ...........）
       
      mode: 當(dāng)新創(chuàng)建一個(gè)文件時(shí)，需要指定mode參數(shù)(設(shè)置權(quán)限)
     */

內(nèi)核層：

當(dāng) open() 系統(tǒng)調(diào)用進(jìn)入內(nèi)核時(shí)候，最終調(diào)用的函數(shù)為：

SYSCALL_DEFINE3(open, const char __user , filename, int, flags, int,mode)

該函數(shù)位于 fs/open.c 中，下面將會(huì)分析其具體的實(shí)現(xiàn)過(guò)程。

SYSCALL_DEFINE3(open, const char __user *, filename, int, flags, int, mode)
{
 long ret;
 //判斷系統(tǒng)是否支持大文件，即判斷l(xiāng)ong的位數(shù)，如果64則表示支持大文件； 
 if (force_o_largefile())
  flags |= O_LARGEFILE;
 
 //完成主要的open工作，AT_FDCWD表示從當(dāng)前目錄開(kāi)始查找
 ret = do_sys_open(AT_FDCWD, filename, flags, mode);
 /* avoid REGPARM breakage on x86: */
 asmlinkage_protect(3, ret, filename, flags, mode);
 return ret;
}

該函數(shù)主要調(diào)用 do_sys_open() 來(lái)完成打開(kāi)工作，do_sys_open() 的代碼分析如下。

long do_sys_open(int dfd, const char__user *filename, int flags, int mode)
{
 //將欲打開(kāi)的文件名拷貝到內(nèi)核中,該函數(shù)的分析見(jiàn)下文；
 char *tmp = getname(filename);
 int fd = PTR_ERR(tmp);

 if (!IS_ERR(tmp)) {
  //從進(jìn)程的文件表中找到一個(gè)空閑的文件表指針，如果出錯(cuò)，則返回，見(jiàn)下文說(shuō)明；
  fd = fd = get_unused_fd();
  if (fd >= 0) {
   //執(zhí)行打開(kāi)操作，見(jiàn)下文說(shuō)明，dfd=AT_FDCWD;
   struct file *f = do_filp_open(dfd, tmp, flags, mode, 0);
   if (IS_ERR(f)) {
    put_unused_fd(fd);
    fd = PTR_ERR(f);
   } else {
    fsnotify_open(f);//作用是將 filp 的監(jiān)控點(diǎn)打開(kāi)，并將其添加到監(jiān)控系統(tǒng)中
    //添加打開(kāi)的文件表f到當(dāng)前進(jìn)程的文件表數(shù)組中,見(jiàn)下文說(shuō)明；
    fd_install(fd, f);
   }
  }
  putname(tmp);
 }
 return fd;
}

(圖4)

從代碼和流程圖的分析中我們知道了，fd 和 file 是如何建立聯(lián)系 (file 對(duì)象中包含一個(gè)指針，指向 dentry 對(duì)象。dentry 對(duì)象代表一個(gè)獨(dú)立的文件路徑，如果一個(gè)文件路徑被打開(kāi)多次，那么會(huì)建立多個(gè) file 對(duì)象，但它們都指向同一個(gè) dentry 對(duì)象。dentry 對(duì)象中又包含一個(gè)指向 inode 對(duì)象的指針。inode 對(duì)象代表一個(gè)獨(dú)立文件。因?yàn)榇嬖谟叉溄优c符號(hào)鏈接，因此不同的 dentry 對(duì)象可以指向相同的 inode 對(duì)象。inode 對(duì)象包含了最終對(duì)文件進(jìn)行操作所需的所有信息，如文件系統(tǒng)類型、文件的操作方法、文件的權(quán)限、訪問(wèn)日期等)。

那我們反向思考一下，現(xiàn)在我們已經(jīng)得到 fd，如何找到對(duì)應(yīng) file， 在當(dāng)前進(jìn)程中我們保留著文件描述符，文件描述符中（files_structs），文件描述符中又保留著文件描述表（fatable）,通過(guò)文件描述符表中 file 類型的指針數(shù)組對(duì)應(yīng)的 fd 的項(xiàng)，我們可以找到 file。

這篇文章到這里就算結(jié)束了，還留有一個(gè)工作沒(méi)有完成，如 do_filp_open(dfd, tmp, flags, mode) 是如何得到 file？，這是一個(gè)很復(fù)雜的過(guò)程，以后有空，筆者會(huì)嘗試著去分析。

原文鏈接：
https://blog.csdn.net/KUNPLAYBOY/article/details/123191919