九乡新闻网虚云老和尚与蒋介石:最近看vfs部分,写了个笔记,更新了mount 文件系统部分...
来源：百度文库 编辑：九乡新闻网 时间：2024/04/16 19:32:08
采用主要以图表的方式表达,这样感觉很直观.
super block
相关的数据结构为:
struct super_block {
struct list_head s_list; /* Keep this first */
dev_t s_dev; /* search index; _not_ kdev_t */
unsigned long s_blocksize;
unsigned long s_old_blocksize;
unsigned char s_blocksize_bits;
unsigned char s_dirt;
unsigned long long s_maxbytes; /* Max file size */
struct file_system_type *s_type;
struct super_operations *s_op;
struct dquot_operations *dq_op;
struct quotactl_ops *s_qcop;
struct export_operations *s_export_op;
unsigned long s_flags;
unsigned long s_magic;
struct dentry *s_root;
struct rw_semaphore s_umount;
struct semaphore s_lock;
int s_count;
int s_syncing;
int s_need_sync_fs;
atomic_t s_active;
void *s_security;
struct xattr_handler **s_xattr;
struct list_head s_inodes; /* all inodes */
struct list_head s_dirty; /* dirty inodes */
struct list_head s_io; /* parked for writeback */
struct hlist_head s_anon; /* anonymous dentries for (nfs) exporting */
struct list_head s_files;
struct block_device *s_bdev;
struct list_head s_instances;
struct quota_info s_dquot; /* Diskquota specific options */
int s_frozen;
wait_queue_head_t s_wait_unfrozen;
char s_id[32]; /* Informational name */
void *s_fs_info; /* Filesystem private info */
/*
* The next field is for VFS *only*. No filesystems have any business
* even looking at it. You had been warned.
*/
struct semaphore s_vfs_rename_sem; /* Kludge */
/* Granuality of c/m/atime in ns.
Cannot be worse than a second */
u32 s_time_gran;
};
super_block存在于两个链表中,一个是系统所有super_block的链表, 一个是对于特定的文件系统的super_block链表.
所有的super_block都存在于 super-blocks 链表中:
下载 (4.76 KB)
图1
2008-05-23 16:30
对于特定的文件系统, 该文件系统的所有的super block 都存在于file_sytem_type中的fs_supers链表中.
而所有的文件系统,都存在于file_systems链表中.这是通过调用register_filesystem接口来注册文件系统的.
int register_filesystem(struct file_system_type * fs)
下载 (9.67 KB)
图2
2008-05-23 16:30
[ 本帖最后由 xpl 于 2009-3-19 15:58 编辑 ] __________________________________
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2楼 发表于 2008-05-23 16:32 | 只看该作者
相关的数据结构为:
struct inode {
struct hlist_node i_hash;
struct list_head i_list;
struct list_head i_sb_list;
struct list_head i_dentry;
unsigned long i_ino;
atomic_t i_count;
umode_t i_mode;
unsigned int i_nlink;
uid_t i_uid;
gid_t i_gid;
dev_t i_rdev;
loff_t i_size;
struct timespec i_atime;
struct timespec i_mtime;
struct timespec i_ctime;
unsigned int i_blkbits;
unsigned long i_blksize;
unsigned long i_version;
unsigned long i_blocks;
unsigned short i_bytes;
spinlock_t i_lock; /* i_blocks, i_bytes, maybe i_size */
struct semaphore i_sem;
struct rw_semaphore i_alloc_sem;
struct inode_operations *i_op;
struct file_operations *i_fop; /* former ->i_op->default_file_ops */
struct super_block *i_sb;
struct file_lock *i_flock;
struct address_space *i_mapping;
struct address_space i_data;
#ifdef CONFIG_QUOTA
struct dquot *i_dquot[MAXQUOTAS];
#endif
/* These three should probably be a union */
struct list_head i_devices;
struct pipe_inode_info *i_pipe;
struct block_device *i_bdev;
struct cdev *i_cdev;
int i_cindex;
__u32 i_generation;
#ifdef CONFIG_DNOTIFY
unsigned long i_dnotify_mask; /* Directory notify events */
struct dnotify_struct *i_dnotify; /* for directory notifications */
#endif
unsigned long i_state;
unsigned long dirtied_when; /* jiffies of first dirtying */
unsigned int i_flags;
atomic_t i_writecount;
void *i_security;
union {
void *generic_ip;
} u;
#ifdef __NEED_I_SIZE_ORDERED
seqcount_t i_size_seqcount;
#endif
};
inode存在于两个双向链表中:
一个是inode所在文件系统的super block的 s_inodes 链表中
一个是根据inode的使用状态存在于以下三个链表中的某个链表中:
1. 未用的: inode_unused 链表
2. 正在使用的: inode_in_use 链表
3. 脏的: super block中的s_dirty 链表
另外,还有一个重要的链表: inode_hashtable(这个暂不介绍).
下载 (10.8 KB)
2008-05-23 16:32 __________________________________
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机器再胜人类 Power还能做什么？ | 2010您最想感谢的CUer是谁？ | 红帽RHCE超低价考试| 非诚勿扰 Unix专才招聘进行时！ xpl 3楼 发表于 2008-05-23 16:33 | 只看该作者
相关的数据结构为:
struct dentry {
atomic_t d_count;
unsigned int d_flags; /* protected by d_lock */
spinlock_t d_lock; /* per dentry lock */
struct inode *d_inode; /* Where the name belongs to - NULL is
* negative */
/*
* The next three fields are touched by __d_lookup. Place them here
* so they all fit in a 16-byte range, with 16-byte alignment.
*/
struct dentry *d_parent; /* parent directory */
struct qstr d_name;
struct list_head d_lru; /* LRU list */
struct list_head d_child; /* child of parent list */
struct list_head d_subdirs; /* our children */
struct list_head d_alias; /* inode alias list */
unsigned long d_time; /* used by d_revalidate */
struct dentry_operations *d_op;
struct super_block *d_sb; /* The root of the dentry tree */
void *d_fsdata; /* fs-specific data */
struct rcu_head d_rcu;
struct dcookie_struct *d_cookie; /* cookie, if any */
struct hlist_node d_hash; /* lookup hash list */
int d_mounted;
unsigned char d_iname[DNAME_INLINE_LEN_MIN]; /* small names */
};
dentry对象存在于三个双向链表中:
所有未用的目录项: dentry_unused 链表
正在使用的目录项: 对应inode的 i_dentry 链表
表示父子目录结构的链表
另外,还有一个重要的链表: inode_hashtable(这个暂不介绍).
下载 (9.67 KB)
2008-05-23 16:33 __________________________________
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和进程相关的信息, 涉及到四个重要的数据结构:
file, fs_struct, files_struct 和 namespace
相关的数据结构为:
struct file {
struct list_head f_list;
struct dentry *f_dentry;
struct vfsmount *f_vfsmnt;
struct file_operations *f_op;
atomic_t f_count;
unsigned int f_flags;
mode_t f_mode;
int f_error;
loff_t f_pos;
struct fown_struct f_owner;
unsigned int f_uid, f_gid;
struct file_ra_state f_ra;
size_t f_maxcount;
unsigned long f_version;
void *f_security;
/* 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;
spinlock_t f_ep_lock;
#endif /* #ifdef CONFIG_EPOLL */
struct address_space *f_mapping;
};
-------------------------------------------------------------------------------
struct fs_struct {
atomic_t count;
rwlock_t lock;
int umask;
struct dentry * root, * pwd, * altroot;
struct vfsmount * rootmnt, * pwdmnt, * altrootmnt;
};
-------------------------------------------------------------------------------
struct files_struct {
atomic_t count;
spinlock_t file_lock; /* Protects all the below members. Nests inside tsk->alloc_lock */
int max_fds;
int max_fdset;
int next_fd;
struct file ** fd; /* current fd array */
fd_set *close_on_exec;
fd_set *open_fds;
fd_set close_on_exec_init;
fd_set open_fds_init;
struct file * fd_array[NR_OPEN_DEFAULT];
};
-------------------------------------------------------------------------------
struct namespace {
atomic_t count;
struct vfsmount * root;
struct list_head list;
struct rw_semaphore sem;
};
每个进程都有自己的namespace.
fs_struct用于表示进程与文件系统之间的结构关系,比如当前的工作目录,进程的根目录等等.
files_struct 用于表示当前进程打开的文件.
而对于每一个打开的文件,由file对象来表示.
下载 (5.66 KB)
2008-05-23 16:35
Linux中,常常用文件描述符(file descriptor)来表示一个打开的文件,这个描述符的值往往是一个大于或等于0的整数.
而这个整数,其实就是在files_struct中file数组fd的下标.
对于所有打开的文件, 这些文件描述符会存储在open_fds的位图中. __________________________________
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机器再胜人类 Power还能做什么？ | 2010您最想感谢的CUer是谁？ | 红帽RHCE超低价考试| 非诚勿扰 Unix专才招聘进行时！ xpl 5楼 发表于 2008-05-23 16:38 | 只看该作者
mount 文件系统
主要数据结构：
struct namespace {
atomic_t count; /* 引用技术 */
struct vfsmount * root; /* 根目录的 vfsmount */
struct list_head list; /* 所有已经mount的 文件系统的 list */
struct rw_semaphore sem; /* 读写信号量 */
};
struct vfsmount
{
struct list_head mnt_hash; /* 用于散列表的list */
struct vfsmount *mnt_parent; /* 指向父文件系统的 vfsmount */
struct dentry *mnt_mountpoint; /* mountpoint 的 dentry */
struct dentry *mnt_root; /* mount的文件系统的根目录的 dentry */
struct super_block *mnt_sb; /* 指向该文件系统的 superblock */
struct list_head mnt_mounts; /* 所有mount到该文件系统的 vfsmount 的 list */
struct list_head mnt_child; /* 子文件系统的 list */
atomic_t mnt_count; /* 引用计数 */
int mnt_flags; /* mount 的 flag */
int mnt_expiry_mark; /* 到期标志 */
char *mnt_devname; /* mount设备的名称 比如： /dev/dsk/hda1 */
struct list_head mnt_list; /* 在namespace上的vfsmount的 list */
struct list_head mnt_fslink;
struct namespace *mnt_namespace; /* 指向mount文件系统的进程的 namespace */
};
struct nameidata {
struct dentry *dentry; /* 目录的dentry */
struct vfsmount *mnt; /* 目录所在的文件系统的 vfsmount */
struct qstr last; /* 在LOOKUP_PARENT 标志被设置时使用，存储路径中最后一个分量 */
unsigned int flags; /* 查找的 flags */
int last_type; /* 在LOOKUP_PARENT 标志被设置时使用，存储路径名的最后一个分量的类型，值见下面的enum */
unsigned depth; /* 符号链接的嵌套深度 */
char *saved_names[MAX_NESTED_LINKS + 1]; /* 存储嵌套的符号链接所关联的路径名数组， 通过depth作为下标来索引 */
/* Intent data */
union {
struct open_intent open;
} intent;
};
/*
* Type of the last component on LOOKUP_PARENT
*/
enum {LAST_NORM, LAST_ROOT, LAST_DOT, LAST_DOTDOT, LAST_BIND}; /* nameidata 的 last_type 的值 */
/*
* The bitmask for a lookup event:
* - follow links at the end
* - require a directory
* - ending slashes ok even for nonexistent files
* - internal "there are more path compnents" flag
* - locked when lookup done with dcache_lock held
* - dentry cache is untrusted; force a real lookup
*/
#define LOOKUP_FOLLOW 1
#define LOOKUP_DIRECTORY 2
#define LOOKUP_CONTINUE 4
#define LOOKUP_PARENT 16
#define LOOKUP_NOALT 32
#define LOOKUP_REVAL 64
/*
* Intent data
*/
#define LOOKUP_OPEN (0x0100)
#define LOOKUP_CREATE (0x0200)
#define LOOKUP_ACCESS (0x0400)
/*
* "quick string" -- eases parameter passing, but more importantly
* saves "metadata" about the string (ie length and the hash).
*
* hash comes first so it snuggles against d_parent in the
* dentry.
*/
struct qstr {
unsigned int hash; /* hash值 */
unsigned int len; /* 路径中分量名称的长度 */
const unsigned char *name; /* 路径中分量名称的字符串地址 */
};
--------------------------------------------------------------------------
需要补习的内容：
对于一个文件（在Linux下所有都是文件，包括目录等等） ，如何判断该文件 是不是目录，或者是不是符号链接, 是通过inode ：
如果是目录，则一定有 inode->i_op->lookup 方法， 即 inode->i_op->lookup 一定不是NULL
如果是符号链接， 则一定有 inode->i_op->follow_link 方法，即 inode->i_op->follow_link 一定不是NULL
--------------------------------------------------------------------------
对于每一个 mount 的文件系统，都由一个 vfsmount 实例来表示。
对于每一个进程，都有自己的 namespace ， 这可以理解为这个进程的地盘。
在这里，所有的文件系统都要挂上来统一管理， 如下所示：
下载 (4.71 KB)
2009-03-19 15:53
图（1）
同时，对于所有的vfsmount，都存在于 一个hash table中，他们通过一个 hash 数组组织在一起：
下载 (4.43 KB)
2009-03-19 15:53
图（2）
对于mount的文件系统，会有在一个文件系统上 mount 另外一个文件系统的情况，这种情况，可以称原文件系统为 父vfsmount， 对于mount上的文件系统，称之位子文件系统。
他们的关系如下：
下载 (4.5 KB)
2009-03-19 15:53
图（3）
下面我以一个例子来说明：
例如我们要mount一个设备 /dev/hdb1 到 /home/xpl 目录下
我们假设 /home/xpl 就是当前进程的根文件系统中的目录（即 home 和 xpl 都没有mount任何文件系统），
我们mount的时候，传入的参数有三个： 要mount的设备( /dev/hdb1 ) ， 设备的文件系统 ( ext2 之类的)， mount到什么目录 ( /home/xpl )
首先，我们要根据要mount的目录的路径名（ 我们传入的只是路径名称的字符串），来找到mount的目录 disk 的dentry （即 mountpoint ）
这个查找过程如下所示：
1. 首先确定查找路径的起始目录，要么是根目录，要么是当前目录。
如果是根目录，则根目录的 dentry 和 vfsmount 的信息在： current->fs->root 和 current->fs->rootmnt
如果是当前目录，则当前目录的 dentry 和 vfsmount 的信息在：current->fs->pwd 和 current->fs->pwdmnt
2. 然后，从路径的起始目录开始逐级的往下找。
对于我们的例子，我们首先要查找根目录下的 home 目录（ 就是要找到 home 目录的 dentry 和 vfsmount 对象）
1） 首先在 hashtable 中查找，就是在上面的图（2）中的链表中找。
2） 如果这个目录没有在 hashtable 中，则需要到磁盘上（我们假设根文件系统是在一个磁盘上，如果不是，就是去根文件系统对应的存储介质中查找）去查找
这通过调用 根目录的 inode 的 lookup 方法来查找。
通过根目录的 dentry->d_inode 得到根目录的inode，然后调用 inode->i_ops->lookup 方法，将要查找目录的名称作为参数传递进去。
3. 找到了第一个目录，下面的过程就是简单的递归了，最后，找到 目录 xpl 的 dentry 和 vfsmount
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机器再胜人类 Power还能做什么？ | 2010您最想感谢的CUer是谁？ | 红帽RHCE超低价考试| 非诚勿扰 Unix专才招聘进行时！ xpl 38楼 发表于 2009-03-19 15:54 | 只看该作者
mount的过程就是把设备的文件系统加入到 vfs 框架中
1. 首先，要mount一个新的设备，需要创建一个新的 super block。
这通过要mount的文件系统的 file_system_type， 调用其 get_sb 方法来创建一个新的 super block
2. 对于任何一个 mount 的文件系统，都要有一个 vfsmount， 创建这个vfsmount， 并设置好其属性（就是 vfsmount 中的各个成员）
3. 将创建好的 vfsmount 加入到系统中。
整个过程如下所示：
下载 (16.34 KB)
2009-03-19 15:54
从这张图可以看到，三个目录: "/", "home" 和 "xpl" 的dentry
我们新mount的设备为/dev/hdb1, 新创建了一个super_block 和 一个 vfsmount (new)
新的super_block 在创建的时候已经加入到整个 vfs 的架构中（可参看前面的 super block 一节）
对于新的vfsmount:
其mountpoint为 目录 "xpl" 的dentry，
其mnt_root 是设备hdb1上的根目录的 dentry
其父 vfsmount 就是原文件系统中的那个 vfsmount
同时，我们将新的这个vfsmount加入到了进程的namespace中。
至此，我们已经完成了整个mount的过程。 __________________________________
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机器再胜人类 Power还能做什么？ | 2010您最想感谢的CUer是谁？ | 红帽RHCE超低价考试| 非诚勿扰 Unix专才招聘进行时！ xpl 39楼 发表于 2009-03-19 15:55 | 只看该作者
比如我们再把一个 "/dve/hdb2" 的设备 mount 到 "/home/xpl" 目录下，
这样，如果我们访问 "/home/xpl" 的时候，就会访问到 "/dev/hdb2"
当新mount的文件系统被 unmount 之后，原来被覆盖的文件系统就会再次显露出来了。
这个过程的之所以是这样的，是因为在路径查找的时候，如果发现要查找的目录上mount了 文件系统（其dentry的d_mounted 不为0），会切换文件系统。
比如我们上面的例子，当路径查找 "/home/xpl" 的时候，当查找到根文件系统的目录 "xpl" 的dentry时，发现有一个文件系统已经mount到这个目录上，就会切换文件系统，进而找到 "/dev/hdb1" 的根目录的 dentry
这样，路径查找"/home/xpl" 返回的时候，返回的是 "/dve/hdb1" 根目录的 dentry
这样，在我们 mount 第二个文件系统 "/dev/hdb2" 的时候，其mountpoint 就是 "/dev/hdb1" 的根目录的 dentry。
这个过程如下图所示：
下载 (10.63 KB)
2009-03-19 15:55
以此类推，如果在该目录上再mount一个新的文件系统，基本逻辑是相同的。
因此在路径查找过程中，每查找到一个新的目录，都要对该目录的d_mounted 进行判断，看是否在该目录上mount的了文件系统，如果是，则要切换文件系统（切换查找过程中的 dentry 和 vfsmount）
这个过程是要递归的，即如果一个路径上mount了多个文件系统（如上面的例子），要递归到最后一个mount的文件系统（其dentry 的 d_mounted 为0）为止。
对于路径查找，我们补充说明一下两种特殊的情况：
一、路径中的 "." 和 ".."
对于 "." ，很明显，就是当前目录，不需要额外的处理，简单跳过即可
例如： /home/./xpl 当查找到 "." 的时候，还是 home 目录，因而 "." 的 dentry 和vfsmount 还是 目录 home的 dentry 和 vfsmount
对于 ".."， 这个需要跳到上一级目录，在这里，要注意：
1. 如果发现已经没法向上了，就不再向上，而保持当前的路径。比如："/../" ，已经是根目录了，返回的结果仍然是根目录。
2. 如果发现当前的 dentry 是当前文件系统的根目录，并且该文件系统是mount到其他文件系统上的，这个时候就要反溯文件系统，要切换到原来mount的文件系统后，再向上一级目录。这个反溯过程也是要递归的。
比如我们上面的例子中："/home/xpl" 先mount了一个 hdb1 的文件系统，然后又mount 了一个 hdb2 的文件系统。
在执行".." 查找的时候：
1）我们发现当前的目录是hdb2 的根目录(vfsmount->mnt_root)，并且mount到了hdb1上(vfsmount != vfsmount->parent)，这个时候我们就要先切换到 hdb1 的文件系统中, 此时vfsmount 换为hdb1 的vfsmount， dentry换成 hdb2的mountpoint。
2） 接下来要递归上面的文件系统切换，我们发现 当前的dentry 是hdb1文件系统的根目录,并且mount到了别的文件系统上，这个时候就要继续切换。
3) 当所有的递归完成以后，我们得到了根文件系统的 xpl目录的dentry，然后再执行向上的操作（".."），最后得到 "/home"
二、路径中的符号链接
如果路径中有符号链接，我们要跟随符号链接的路径。其实这个过程只是一个简单的递归。
在路径查找中，我们得到一个dentry后，要判断这个dentry是否是一个符号链接。通过判断 dentry->d_inode->i_op->follow_link 是否是NULL，即是否有follow_link方法来判断是不是符号链接。
如果是符号链接的话，我们需要通过这个inode的follow_link 来获得链接的路径。
例如有这么一个符号链接： /home/xpl/link -> /mnt/disk
我们会获得到其链接的路径 "/mnt/disk"， 接下来就是继续解析链接的路径名，即查找 "/mnt/disk"， 这个查找过程和普通的查找是一样的，递归下去，最终找到需要的目标。
super block
相关的数据结构为:
struct super_block {
struct list_head s_list; /* Keep this first */
dev_t s_dev; /* search index; _not_ kdev_t */
unsigned long s_blocksize;
unsigned long s_old_blocksize;
unsigned char s_blocksize_bits;
unsigned char s_dirt;
unsigned long long s_maxbytes; /* Max file size */
struct file_system_type *s_type;
struct super_operations *s_op;
struct dquot_operations *dq_op;
struct quotactl_ops *s_qcop;
struct export_operations *s_export_op;
unsigned long s_flags;
unsigned long s_magic;
struct dentry *s_root;
struct rw_semaphore s_umount;
struct semaphore s_lock;
int s_count;
int s_syncing;
int s_need_sync_fs;
atomic_t s_active;
void *s_security;
struct xattr_handler **s_xattr;
struct list_head s_inodes; /* all inodes */
struct list_head s_dirty; /* dirty inodes */
struct list_head s_io; /* parked for writeback */
struct hlist_head s_anon; /* anonymous dentries for (nfs) exporting */
struct list_head s_files;
struct block_device *s_bdev;
struct list_head s_instances;
struct quota_info s_dquot; /* Diskquota specific options */
int s_frozen;
wait_queue_head_t s_wait_unfrozen;
char s_id[32]; /* Informational name */
void *s_fs_info; /* Filesystem private info */
/*
* The next field is for VFS *only*. No filesystems have any business
* even looking at it. You had been warned.
*/
struct semaphore s_vfs_rename_sem; /* Kludge */
/* Granuality of c/m/atime in ns.
Cannot be worse than a second */
u32 s_time_gran;
};
super_block存在于两个链表中,一个是系统所有super_block的链表, 一个是对于特定的文件系统的super_block链表.
所有的super_block都存在于 super-blocks 链表中:
下载 (4.76 KB)图1
2008-05-23 16:30
对于特定的文件系统, 该文件系统的所有的super block 都存在于file_sytem_type中的fs_supers链表中.
而所有的文件系统,都存在于file_systems链表中.这是通过调用register_filesystem接口来注册文件系统的.
int register_filesystem(struct file_system_type * fs)
下载 (9.67 KB)图2
2008-05-23 16:30
[ 本帖最后由 xpl 于 2009-3-19 15:58 编辑 ] __________________________________
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2楼 发表于 2008-05-23 16:32 | 只看该作者
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2. inode相关的数据结构为:
struct inode {
struct hlist_node i_hash;
struct list_head i_list;
struct list_head i_sb_list;
struct list_head i_dentry;
unsigned long i_ino;
atomic_t i_count;
umode_t i_mode;
unsigned int i_nlink;
uid_t i_uid;
gid_t i_gid;
dev_t i_rdev;
loff_t i_size;
struct timespec i_atime;
struct timespec i_mtime;
struct timespec i_ctime;
unsigned int i_blkbits;
unsigned long i_blksize;
unsigned long i_version;
unsigned long i_blocks;
unsigned short i_bytes;
spinlock_t i_lock; /* i_blocks, i_bytes, maybe i_size */
struct semaphore i_sem;
struct rw_semaphore i_alloc_sem;
struct inode_operations *i_op;
struct file_operations *i_fop; /* former ->i_op->default_file_ops */
struct super_block *i_sb;
struct file_lock *i_flock;
struct address_space *i_mapping;
struct address_space i_data;
#ifdef CONFIG_QUOTA
struct dquot *i_dquot[MAXQUOTAS];
#endif
/* These three should probably be a union */
struct list_head i_devices;
struct pipe_inode_info *i_pipe;
struct block_device *i_bdev;
struct cdev *i_cdev;
int i_cindex;
__u32 i_generation;
#ifdef CONFIG_DNOTIFY
unsigned long i_dnotify_mask; /* Directory notify events */
struct dnotify_struct *i_dnotify; /* for directory notifications */
#endif
unsigned long i_state;
unsigned long dirtied_when; /* jiffies of first dirtying */
unsigned int i_flags;
atomic_t i_writecount;
void *i_security;
union {
void *generic_ip;
} u;
#ifdef __NEED_I_SIZE_ORDERED
seqcount_t i_size_seqcount;
#endif
};
inode存在于两个双向链表中:
一个是inode所在文件系统的super block的 s_inodes 链表中
一个是根据inode的使用状态存在于以下三个链表中的某个链表中:
1. 未用的: inode_unused 链表
2. 正在使用的: inode_in_use 链表
3. 脏的: super block中的s_dirty 链表
另外,还有一个重要的链表: inode_hashtable(这个暂不介绍).
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3楼 发表于 2008-05-23 16:33 | 只看该作者 3. dentry
相关的数据结构为:
struct dentry {
atomic_t d_count;
unsigned int d_flags; /* protected by d_lock */
spinlock_t d_lock; /* per dentry lock */
struct inode *d_inode; /* Where the name belongs to - NULL is
* negative */
/*
* The next three fields are touched by __d_lookup. Place them here
* so they all fit in a 16-byte range, with 16-byte alignment.
*/
struct dentry *d_parent; /* parent directory */
struct qstr d_name;
struct list_head d_lru; /* LRU list */
struct list_head d_child; /* child of parent list */
struct list_head d_subdirs; /* our children */
struct list_head d_alias; /* inode alias list */
unsigned long d_time; /* used by d_revalidate */
struct dentry_operations *d_op;
struct super_block *d_sb; /* The root of the dentry tree */
void *d_fsdata; /* fs-specific data */
struct rcu_head d_rcu;
struct dcookie_struct *d_cookie; /* cookie, if any */
struct hlist_node d_hash; /* lookup hash list */
int d_mounted;
unsigned char d_iname[DNAME_INLINE_LEN_MIN]; /* small names */
};
dentry对象存在于三个双向链表中:
所有未用的目录项: dentry_unused 链表
正在使用的目录项: 对应inode的 i_dentry 链表
表示父子目录结构的链表
另外,还有一个重要的链表: inode_hashtable(这个暂不介绍).
下载 (9.67 KB)2008-05-23 16:33 __________________________________
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4楼 发表于 2008-05-23 16:35 | 只看该作者 4. 进程相关的信息
和进程相关的信息, 涉及到四个重要的数据结构:
file, fs_struct, files_struct 和 namespace
相关的数据结构为:
struct file {
struct list_head f_list;
struct dentry *f_dentry;
struct vfsmount *f_vfsmnt;
struct file_operations *f_op;
atomic_t f_count;
unsigned int f_flags;
mode_t f_mode;
int f_error;
loff_t f_pos;
struct fown_struct f_owner;
unsigned int f_uid, f_gid;
struct file_ra_state f_ra;
size_t f_maxcount;
unsigned long f_version;
void *f_security;
/* 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;
spinlock_t f_ep_lock;
#endif /* #ifdef CONFIG_EPOLL */
struct address_space *f_mapping;
};
-------------------------------------------------------------------------------
struct fs_struct {
atomic_t count;
rwlock_t lock;
int umask;
struct dentry * root, * pwd, * altroot;
struct vfsmount * rootmnt, * pwdmnt, * altrootmnt;
};
-------------------------------------------------------------------------------
struct files_struct {
atomic_t count;
spinlock_t file_lock; /* Protects all the below members. Nests inside tsk->alloc_lock */
int max_fds;
int max_fdset;
int next_fd;
struct file ** fd; /* current fd array */
fd_set *close_on_exec;
fd_set *open_fds;
fd_set close_on_exec_init;
fd_set open_fds_init;
struct file * fd_array[NR_OPEN_DEFAULT];
};
-------------------------------------------------------------------------------
struct namespace {
atomic_t count;
struct vfsmount * root;
struct list_head list;
struct rw_semaphore sem;
};
每个进程都有自己的namespace.
fs_struct用于表示进程与文件系统之间的结构关系,比如当前的工作目录,进程的根目录等等.
files_struct 用于表示当前进程打开的文件.
而对于每一个打开的文件,由file对象来表示.
下载 (5.66 KB)2008-05-23 16:35
Linux中,常常用文件描述符(file descriptor)来表示一个打开的文件,这个描述符的值往往是一个大于或等于0的整数.
而这个整数,其实就是在files_struct中file数组fd的下标.
对于所有打开的文件, 这些文件描述符会存储在open_fds的位图中. __________________________________
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5楼 发表于 2008-05-23 16:38 | 只看该作者 一个mount rootfs的图.
mount 文件系统
主要数据结构：
struct namespace {
atomic_t count; /* 引用技术 */
struct vfsmount * root; /* 根目录的 vfsmount */
struct list_head list; /* 所有已经mount的 文件系统的 list */
struct rw_semaphore sem; /* 读写信号量 */
};
struct vfsmount
{
struct list_head mnt_hash; /* 用于散列表的list */
struct vfsmount *mnt_parent; /* 指向父文件系统的 vfsmount */
struct dentry *mnt_mountpoint; /* mountpoint 的 dentry */
struct dentry *mnt_root; /* mount的文件系统的根目录的 dentry */
struct super_block *mnt_sb; /* 指向该文件系统的 superblock */
struct list_head mnt_mounts; /* 所有mount到该文件系统的 vfsmount 的 list */
struct list_head mnt_child; /* 子文件系统的 list */
atomic_t mnt_count; /* 引用计数 */
int mnt_flags; /* mount 的 flag */
int mnt_expiry_mark; /* 到期标志 */
char *mnt_devname; /* mount设备的名称 比如： /dev/dsk/hda1 */
struct list_head mnt_list; /* 在namespace上的vfsmount的 list */
struct list_head mnt_fslink;
struct namespace *mnt_namespace; /* 指向mount文件系统的进程的 namespace */
};
struct nameidata {
struct dentry *dentry; /* 目录的dentry */
struct vfsmount *mnt; /* 目录所在的文件系统的 vfsmount */
struct qstr last; /* 在LOOKUP_PARENT 标志被设置时使用，存储路径中最后一个分量 */
unsigned int flags; /* 查找的 flags */
int last_type; /* 在LOOKUP_PARENT 标志被设置时使用，存储路径名的最后一个分量的类型，值见下面的enum */
unsigned depth; /* 符号链接的嵌套深度 */
char *saved_names[MAX_NESTED_LINKS + 1]; /* 存储嵌套的符号链接所关联的路径名数组， 通过depth作为下标来索引 */
/* Intent data */
union {
struct open_intent open;
} intent;
};
/*
* Type of the last component on LOOKUP_PARENT
*/
enum {LAST_NORM, LAST_ROOT, LAST_DOT, LAST_DOTDOT, LAST_BIND}; /* nameidata 的 last_type 的值 */
/*
* The bitmask for a lookup event:
* - follow links at the end
* - require a directory
* - ending slashes ok even for nonexistent files
* - internal "there are more path compnents" flag
* - locked when lookup done with dcache_lock held
* - dentry cache is untrusted; force a real lookup
*/
#define LOOKUP_FOLLOW 1
#define LOOKUP_DIRECTORY 2
#define LOOKUP_CONTINUE 4
#define LOOKUP_PARENT 16
#define LOOKUP_NOALT 32
#define LOOKUP_REVAL 64
/*
* Intent data
*/
#define LOOKUP_OPEN (0x0100)
#define LOOKUP_CREATE (0x0200)
#define LOOKUP_ACCESS (0x0400)
/*
* "quick string" -- eases parameter passing, but more importantly
* saves "metadata" about the string (ie length and the hash).
*
* hash comes first so it snuggles against d_parent in the
* dentry.
*/
struct qstr {
unsigned int hash; /* hash值 */
unsigned int len; /* 路径中分量名称的长度 */
const unsigned char *name; /* 路径中分量名称的字符串地址 */
};
--------------------------------------------------------------------------
需要补习的内容：
对于一个文件（在Linux下所有都是文件，包括目录等等） ，如何判断该文件 是不是目录，或者是不是符号链接, 是通过inode ：
如果是目录，则一定有 inode->i_op->lookup 方法， 即 inode->i_op->lookup 一定不是NULL
如果是符号链接， 则一定有 inode->i_op->follow_link 方法，即 inode->i_op->follow_link 一定不是NULL
--------------------------------------------------------------------------
对于每一个 mount 的文件系统，都由一个 vfsmount 实例来表示。
对于每一个进程，都有自己的 namespace ， 这可以理解为这个进程的地盘。
在这里，所有的文件系统都要挂上来统一管理， 如下所示：
下载 (4.71 KB)2009-03-19 15:53
图（1）
同时，对于所有的vfsmount，都存在于 一个hash table中，他们通过一个 hash 数组组织在一起：
下载 (4.43 KB)2009-03-19 15:53
图（2）
对于mount的文件系统，会有在一个文件系统上 mount 另外一个文件系统的情况，这种情况，可以称原文件系统为 父vfsmount， 对于mount上的文件系统，称之位子文件系统。
他们的关系如下：
下载 (4.5 KB)2009-03-19 15:53
图（3）
下面我以一个例子来说明：
例如我们要mount一个设备 /dev/hdb1 到 /home/xpl 目录下
我们假设 /home/xpl 就是当前进程的根文件系统中的目录（即 home 和 xpl 都没有mount任何文件系统），
我们mount的时候，传入的参数有三个： 要mount的设备( /dev/hdb1 ) ， 设备的文件系统 ( ext2 之类的)， mount到什么目录 ( /home/xpl )
首先，我们要根据要mount的目录的路径名（ 我们传入的只是路径名称的字符串），来找到mount的目录 disk 的dentry （即 mountpoint ）
这个查找过程如下所示：
1. 首先确定查找路径的起始目录，要么是根目录，要么是当前目录。
如果是根目录，则根目录的 dentry 和 vfsmount 的信息在： current->fs->root 和 current->fs->rootmnt
如果是当前目录，则当前目录的 dentry 和 vfsmount 的信息在：current->fs->pwd 和 current->fs->pwdmnt
2. 然后，从路径的起始目录开始逐级的往下找。
对于我们的例子，我们首先要查找根目录下的 home 目录（ 就是要找到 home 目录的 dentry 和 vfsmount 对象）
1） 首先在 hashtable 中查找，就是在上面的图（2）中的链表中找。
2） 如果这个目录没有在 hashtable 中，则需要到磁盘上（我们假设根文件系统是在一个磁盘上，如果不是，就是去根文件系统对应的存储介质中查找）去查找
这通过调用 根目录的 inode 的 lookup 方法来查找。
通过根目录的 dentry->d_inode 得到根目录的inode，然后调用 inode->i_ops->lookup 方法，将要查找目录的名称作为参数传递进去。
3. 找到了第一个目录，下面的过程就是简单的递归了，最后，找到 目录 xpl 的 dentry 和 vfsmount
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38楼 发表于 2009-03-19 15:54 | 只看该作者 找到了要 mount 的目录，下面就开始实际的mount过程
mount的过程就是把设备的文件系统加入到 vfs 框架中
1. 首先，要mount一个新的设备，需要创建一个新的 super block。
这通过要mount的文件系统的 file_system_type， 调用其 get_sb 方法来创建一个新的 super block
2. 对于任何一个 mount 的文件系统，都要有一个 vfsmount， 创建这个vfsmount， 并设置好其属性（就是 vfsmount 中的各个成员）
3. 将创建好的 vfsmount 加入到系统中。
整个过程如下所示：
下载 (16.34 KB)2009-03-19 15:54
从这张图可以看到，三个目录: "/", "home" 和 "xpl" 的dentry
我们新mount的设备为/dev/hdb1, 新创建了一个super_block 和 一个 vfsmount (new)
新的super_block 在创建的时候已经加入到整个 vfs 的架构中（可参看前面的 super block 一节）
对于新的vfsmount:
其mountpoint为 目录 "xpl" 的dentry，
其mnt_root 是设备hdb1上的根目录的 dentry
其父 vfsmount 就是原文件系统中的那个 vfsmount
同时，我们将新的这个vfsmount加入到了进程的namespace中。
至此，我们已经完成了整个mount的过程。 __________________________________
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39楼 发表于 2009-03-19 15:55 | 只看该作者 另外，对于Linux，可以将多个文件系统 mount 到同一个目录上，这样的话， 新 mount 的文件系统会覆盖原来mount的文件系统。
比如我们再把一个 "/dve/hdb2" 的设备 mount 到 "/home/xpl" 目录下，
这样，如果我们访问 "/home/xpl" 的时候，就会访问到 "/dev/hdb2"
当新mount的文件系统被 unmount 之后，原来被覆盖的文件系统就会再次显露出来了。
这个过程的之所以是这样的，是因为在路径查找的时候，如果发现要查找的目录上mount了 文件系统（其dentry的d_mounted 不为0），会切换文件系统。
比如我们上面的例子，当路径查找 "/home/xpl" 的时候，当查找到根文件系统的目录 "xpl" 的dentry时，发现有一个文件系统已经mount到这个目录上，就会切换文件系统，进而找到 "/dev/hdb1" 的根目录的 dentry
这样，路径查找"/home/xpl" 返回的时候，返回的是 "/dve/hdb1" 根目录的 dentry
这样，在我们 mount 第二个文件系统 "/dev/hdb2" 的时候，其mountpoint 就是 "/dev/hdb1" 的根目录的 dentry。
这个过程如下图所示：
下载 (10.63 KB)2009-03-19 15:55
以此类推，如果在该目录上再mount一个新的文件系统，基本逻辑是相同的。
因此在路径查找过程中，每查找到一个新的目录，都要对该目录的d_mounted 进行判断，看是否在该目录上mount的了文件系统，如果是，则要切换文件系统（切换查找过程中的 dentry 和 vfsmount）
这个过程是要递归的，即如果一个路径上mount了多个文件系统（如上面的例子），要递归到最后一个mount的文件系统（其dentry 的 d_mounted 为0）为止。
对于路径查找，我们补充说明一下两种特殊的情况：
一、路径中的 "." 和 ".."
对于 "." ，很明显，就是当前目录，不需要额外的处理，简单跳过即可
例如： /home/./xpl 当查找到 "." 的时候，还是 home 目录，因而 "." 的 dentry 和vfsmount 还是 目录 home的 dentry 和 vfsmount
对于 ".."， 这个需要跳到上一级目录，在这里，要注意：
1. 如果发现已经没法向上了，就不再向上，而保持当前的路径。比如："/../" ，已经是根目录了，返回的结果仍然是根目录。
2. 如果发现当前的 dentry 是当前文件系统的根目录，并且该文件系统是mount到其他文件系统上的，这个时候就要反溯文件系统，要切换到原来mount的文件系统后，再向上一级目录。这个反溯过程也是要递归的。
比如我们上面的例子中："/home/xpl" 先mount了一个 hdb1 的文件系统，然后又mount 了一个 hdb2 的文件系统。
在执行".." 查找的时候：
1）我们发现当前的目录是hdb2 的根目录(vfsmount->mnt_root)，并且mount到了hdb1上(vfsmount != vfsmount->parent)，这个时候我们就要先切换到 hdb1 的文件系统中, 此时vfsmount 换为hdb1 的vfsmount， dentry换成 hdb2的mountpoint。
2） 接下来要递归上面的文件系统切换，我们发现 当前的dentry 是hdb1文件系统的根目录,并且mount到了别的文件系统上，这个时候就要继续切换。
3) 当所有的递归完成以后，我们得到了根文件系统的 xpl目录的dentry，然后再执行向上的操作（".."），最后得到 "/home"
二、路径中的符号链接
如果路径中有符号链接，我们要跟随符号链接的路径。其实这个过程只是一个简单的递归。
在路径查找中，我们得到一个dentry后，要判断这个dentry是否是一个符号链接。通过判断 dentry->d_inode->i_op->follow_link 是否是NULL，即是否有follow_link方法来判断是不是符号链接。
如果是符号链接的话，我们需要通过这个inode的follow_link 来获得链接的路径。
例如有这么一个符号链接： /home/xpl/link -> /mnt/disk
我们会获得到其链接的路径 "/mnt/disk"， 接下来就是继续解析链接的路径名，即查找 "/mnt/disk"， 这个查找过程和普通的查找是一样的，递归下去，最终找到需要的目标。
最近看vfs部分,写了个笔记,更新了mount 文件系统部分...
最近看vfs部分,写了个笔记,大家看看
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检察官最近写了两本书 当干部的"童鞋"不妨来看看
解析 Linux 中的 VFS 文件系统机制1
晚睡伤害了身体哪部分？
谁看了都想收藏 （现当代部分）a
即将失恋了...写个东西给她看吧！
写公文的秘诀部分
内地部分地税局拒绝提高个税起征点 称软件未更新
部分地方地税局拒绝提高个税起征点 称软件未更新
未来更新软件，全部破解，部分绿色！
解析Linux中的VFS文件系统机制（上）
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你扔掉了哪些蔬菜最营养部分？(图)
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日本强震导致了部分日货涨价(图)
公布了关于2011年部分节假日的安排
揭密部分行业潜规则和获利点【太可怕了！】