linux中文件描述符fd和struct file结构体的释放
2016-04-10 15:07
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简单归纳:fd只是一个整数,在open时产生。起到一个索引的作用,进程通过PCB中的文件描述符表找到该fd所指向的文件指针filp。
文件描述符的操作(如: open)返回的是一个文件描述符,内核会在每个进程空间中维护一个文件描述符表, 所有打开的文件都将通过此表中的文件描述符来引用;而流(如: fopen)返回的是一个FILE结构指针, FILE结构是包含有文件描述符的,FILE结构函数可以看作是对fd直接操作的系统调用的封装, 它的优点是带有I/O缓存
Linux支持各种各样的文件系统格式,如ext2、ext3、reiserfs、FAT、NTFS、iso9660等等,不同的磁盘分区、光盘或其它存储设备都有不同的文件系统格式,然而这些文件系统都可以
mount到某个目录下,使我们看到一个统一的目录树,各种文件系统上的目录和文件我们用
ls命令看起来是一样的,读写操作用起来也都是一样的,这是怎么做到的呢?Linux内核在各种不同的文件系统格式之上做了一个抽象层,使得文件、目录、读写访问等概念成为抽象层的概念,因此各种文件系统看起来用起来都一样,这个抽象层称为虚拟文件系统(VFS,Virtual
Filesystem)。上一节我们介绍了一种典型的文件系统在磁盘上的存储布局,这一节我们介绍运行时文件系统在内核中的表示。
3.1. 内核数据结构
Linux内核的VFS子系统可以图示如下:
每个进程在PCB(Process Control Block)即进程控制块中都保存着一份文件描述符表(struct files_struct *files; /* open file information */),文件描述符就是这个表的索引,文件描述表中每个表项都有一个指向已打开文件的指针,现在我们明确一下:已打开的文件在内核中用
file结构体表示(struct
file <include/linux/fs.h>),文件描述符表中的指针指向
file结构体。
在
file结构体中维护File Status Flag(
file结构体的成员
f_flags<打开文件的权限>)和当前读写位置(
file结构体的成员
f_pos)。在上图中,进程1和进程2都打开同一文件,但是对应不同的
file结构体,因此可以有不同的File
Status Flag和读写位置。
file结构体中比较重要的成员还有
f_count,表示引用计数(Reference Count),后面我们会讲到,
dup、
fork等系统调用会导致多个文件描述符指向同一个
file结构体,例如有
fd1和
fd2都引用同一个
file结构体,那么它的引用计数就是2,当
close(fd1)时并不会释放
file结构体,而只是把引用计数减到1,如果再
close(fd2),引用计数就会减到0同时调用驱动中的release函数(实测)并释放
file结构体,这才真的关闭了文件。
每个
file结构体都指向一个
file_operations结构体,这个结构体的成员都是函数指针,指向实现各种文件操作的内核函数。比如在用户程序中
read一个文件描述符,
read通过系统调用进入内核,然后找到这个文件描述符所指向的
file结构体,找到
file结构体所指向的
file_operations结构体,调用它的
read成员所指向的内核函数以完成用户请求。在用户程序中调用
lseek、
read、
write、
ioctl、
open等函数,最终都由内核调用
file_operations的各成员所指向的内核函数完成用户请求。
file_operations结构体中的
release成员用于完成用户程序的
close请求,之所以叫
release而不叫
close是因为它不一定真的关闭文件,而是减少引用计数,只有引用计数减到0才关闭文件。对于同一个文件系统上打开的常规文件来说,
read、
write等文件操作的步骤和方法应该是一样的,调用的函数应该是相同的,所以图中的三个打开文件的
file结构体指向同一个
file_operations结构体。如果打开一个字符设备文件,那么它的
read、
write操作肯定和常规文件不一样,不是读写磁盘的数据块而是读写硬件设备,所以
file结构体应该指向不同的
file_operations结构体,其中的各种文件操作函数由该设备的驱动程序实现。
每个
file结构体都有一个指向
dentry结构体的指针,“dentry”是directory entry(目录项)的缩写。我们传给
open、
stat等函数的参数的是一个路径,例如
/home/akaedu/a,需要根据路径找到文件的inode。为了减少读盘次数,内核缓存了目录的树状结构,称为dentry
cache,其中每个节点是一个
dentry结构体,只要沿着路径各部分的dentry搜索即可,从根目录
/找到
home目录,然后找到
akaedu目录,然后找到文件
a。dentry
cache只保存最近访问过的目录项,如果要找的目录项在cache中没有,就要从磁盘读到内存中。
每个
dentry结构体都有一个指针指向
inode结构体。
inode结构体保存着从磁盘inode读上来的信息。在上图的例子中,有两个dentry,分别表示
/home/akaedu/a和
/home/akaedu/b,它们都指向同一个inode,说明这两个文件互为硬链接。
inode结构体中保存着从磁盘分区的inode读上来信息,例如所有者、文件大小、文件类型和权限位等。每个
inode结构体都有一个指向
inode_operations结构体的指针,后者也是一组函数指针指向一些完成文件目录操作的内核函数。和
file_operations不同,
inode_operations所指向的不是针对某一个文件进行操作的函数,而是影响文件和目录布局的函数,例如添加删除文件和目录、跟踪符号链接等等,属于同一文件系统的各
inode结构体可以指向同一个
inode_operations结构体。
inode结构体有一个指向
super_block结构体的指针。
super_block结构体保存着从磁盘分区的超级块读上来的信息,例如文件系统类型、块大小等。
super_block结构体的
s_root成员是一个指向
dentry的指针,表示这个文件系统的根目录被
mount到哪里,在上图的例子中这个分区被
mount到
/home目录下。
file、
dentry、
inode、
super_block这几个结构体组成了VFS的核心概念。对于ext2文件系统来说,在磁盘存储布局上也有inode和超级块的概念,所以很容易和VFS中的概念建立对应关系。而另外一些文件系统格式来自非UNIX系统(例如Windows的FAT32、NTFS),可能没有inode或超级块这样的概念,但为了能
mount到Linux系统,也只好在驱动程序中硬凑一下,在Linux下看FAT32和NTFS分区会发现权限位是错的,所有文件都是
rwxrwxrwx,因为它们本来就没有inode和权限位的概念,这是硬凑出来的。
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