linux系统之_虚拟文件系统的内核实现前世今生

虚拟文件系统VFS

虚拟文件系统是内核的一个子系统,这个子系统主要是为系统兼容的多种文件系统提供统一的用户空间访问文件系统的接口,用户空间不用考虑访问的具体文件系统是哪一种,就能对这个文件系统所在的磁盘进行读写等操作

虚拟文件系统的实现原理主要是其提供了一个通用的文件系统模型,这个模型囊括了任何文件系统的常用功能集和行为,定义了所有文件系统都支持的,基本的,概念上的接口和数据结构,同时实际的文件系统在实现时的一些如”如何打开文件””目录是什么”等概念与VFS中的这个通用文件系统模型保持一致,当一个新的文件系统想让linux支持时,只需要提供VFS中的这个通用文件系统模型所期望的接口和数据结构

当系统调用操作文件时,如write(fd,buf,len);会调用到VFS中的sys_write()接口,sys_write()会最终找到fd所在的文件系统实际给出的写操作接口,然后执行实际的文件系统写操作,写入磁盘中.

如下介绍VFS中的这个通用文件系统模型的结构

这个通用系统模型是从unix文件系统上提取出来的,所以这里介绍unix文件系统

所谓文件系统其实就是将磁盘空间用这种用户可以直观的看到的文件目录结构表示出来,用户直接操作文件或目录,数据就会在磁盘上更新.

unix文件系统由:文件,目录项,索引节点,安装点概念组成,具体的在”linux应用之_文件IO前世今生”中已经做了介绍,这里粘贴出来

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文件系统

对于一块磁盘，想使用的话首先得分区，然后对分区进行格式化成系统能识别出的文件系统，文件系统就相当于将一段给定的磁盘存储空间用抽象的文件概念来管理，操作文件就相当于操作了磁盘，逻辑块是将分区格式化为文件系统是指定的最小存储单位

linux中最标准的文件系统ext2，这个文件系统中将文件内容分为两部分存储，一个是文件的属性，一个是文件的内容，属性用inode存储，内容用块存储（所有的逻辑块大致分为两大区域，一个用于放所有的indeo结点，一个用于放文件内容）

linux中创建一个普通文件时，会分配到至少一个inode（存放文件的相关属性及文件内容的块指针）和能放下文件内容的N个块（记录文件内容）

linux中创建一个目录文件时，会分配到一个inode（存放目录的相关属性及目录内容的块指针）和至少一个块（用于记录这个目录下的相关文件或目录的关联性，也就是此目录下文件或目录的inode结点位置在哪，每一项成为一个目录项）

inode记录文件或者目录的属性（文件所有者，用户组，访问权限，文件设置用户及设置用户组位，文件类型，文件三个时间，文件大小，文件），同时具有指针的作用，指向文件或目录内容放置的块

由上图得出两个结论：

1：文件名存放在目录的内容块中

2：看到的文件夹名A是上一级目录块中文件夹名，上一级目录块中还有指向这个文件夹A的inode指针

看到的文件名是上一级目录块中的文件名,上一级目录块中还有指向这个文件的inode指针

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VFS中有四个主要的对象类型

超级块对象( 内核用struct
super_block结构表示):表示一个具体的已经安装的文件系统

索引节点对象(内核用struct
inode结构表示),代表一个具体的文件的属性及数据块指针

目录项对象( 内核用structdentry结构表示):目录块中的一项

文件对象( 内核用struct file结构表示):真正文件数据存放的地方

针对这四个对象,内核提供对应的操作接口集:

super_operation

inode_operation

dentry_operation

file_operation

对于许多方法,可以继承VFS提供的通用函数,如果通用函数无法满足要求,则必须使用实际文件系提供的这些方法,也就是当应用层执行了某个文件IO,比如修改文件的属性,则最终调到这个文件所在的文件系统的操作文件属性的方法(inode_operation中的某个方法),如果通用的方法可以,则也可以用通用的方法



超级块对象

内核用struct super_block结构表示,存储文件系统的信息,其中比较重要的几个域

struct super_block{

structfile_system_type s_type;//文件系统类型

struct super_operation s_op;//超级块操作方法

struct list_head s_inodes;//inodes链表

};

文件系统安装时,从磁盘读取文件系统超级块,并填充到这个结构体中

其中的超级块操作方法

struct super_operation s_op

索引节点对象

内核用 struct inode结构表示,存放文件的属性及数据块的指针,

索引节点对象包含内核操作文件或者目录所需要的全部信息，这些信息是从磁盘中直接读入的。

其中比较重要的域为

struct inode{

loff_t i_size;//文件大小,以字节为单位

struct timespec i_atime;//文件数据最后的访问时间

struct timespec i_mtime;//文件数据最后的修改时间

struct timespec i_stime;//inode节点最后的修改时间

umode_t i_mode;//文件的访问权限

struct inode_operation
*i_op;//inode的操作集

union {

structpipe_inode_info *i_pipi;//管道信息结构体

structblock_device *i_bdev;//块设备结构体

structcdev *i_cdev;//字符设备结构体

};

};

inode的操作集

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目录项对象

目录项对象就是目录的inode指向的数据块中的一行内容,这个数据块中可能有多个目录项

目录项是文件系统启动后创建的，不是从磁盘读出的

内核用struct dentry结构表示,主要的域如下

struct dentry{

struc inode *d_inode;//相关联的索引节点指针

struct qstr d_name;//目录项内容

};

目录项struct dentry的操作集

文件对象

文件对象是内核对某一个进程打开的文件的一种表示

个人理解 文件对象其就是在“linux应用之_文件IO前世今生中的文件共享”介绍到的文件表,或者是二者之间信息很多都一样：

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每个进程的描述符中有一个记录项,其中包含一个打开的文件描述符表,并包含每个描述符指定文件的文件表,文件表示内核为打开的文件维护的一个表,其中的v节点(v-node)比较重要(每个文件只有一个v节点表,v节点有文件对象操作集),v节点的中的i节点(i-node) 有文件的所有者,文件长度,文件实际数据块在的磁盘等信息.

当两个进程打开同一个文件时,内核中有如下实现:

同一文件被不同进程打开都会有一个文件表,同一个文件的文件偏移量对不同进程是不一样的.当然在不同进程打开同一个文件时,可以让他们都指向同一个文件表,如fork创建父子进程时,父子进程对于每一个打开的文件描述符共享同一个文件表

同一个文件不管被多少进程打开只有一个v节点

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如进程A打开文件txt，会生成一个文件对象，同时进程B也去打开文件txt，会生出另一个文件对象，这两个文件对象内容有部分不同，但指向的文件是一个，不同的地方比如文件的偏移量等，所以文件对象类似于目录项一样没有对应的磁盘数据

文件对象由open函数创建，close函数撤销

struct file{

struct file_operations *f_op;//文件对象操作表，操作文件对象的接口集合，如修改偏移量，如write函数用于写文件对象中的v节点指针中的inode节点指向的数据块

mode_t f_mode;//文件的访问模式（疑问：通常所看到的文件权限九段字与open等输入的权限参数有何关系）

loff_t f_pos;//文件当前偏移量

};

文件对象操作函数，注意不只操作文件内容，还会操作文件对象其他成员操作，所以不能叫文件操作函数：

与文件系统相关的数据结构

超级块机构体中的文件系统类型结构体如下：

struct file_system_type {

const char *name ;//文件系统名字

...

};

每种文件系统，不管有多少个实例安装到系统中，都只有一个file_system_type结构

当文件系统安装到系统中时，有一个vfsmount结构体会创建出来，这个结构体代表文件系统实例，代表安装点

struct vfsmount {

struct dentry *mnt_mountpoint;//安装点得目录项

int mnt_flags //安装标志，如禁止访问这个文件系统上的设备文件等

};

进程打开文件时返回的文件描述符怎么连接到具体文件

进程描述符中的files域指向如下结构体

struct files_struct {

struct embedded_fd_set open_fds_init; //打开的文件描述符链表

struct file *fd_array[NR_OPEN_DEFAULT]; //文件对象数组

。。。

};

进程描述符中的fs域指向如下结构体，其中包含当前工作目录（pwd）和根目录

struct fs_struct {

struct path root;//根目录路径

struct path pwd;//当前工作路径的目录

。。。

};

进程描述符中的mmt_namespace域指向如下结构体

struct mmt_namespace {

struct vfsmount * root;//根目录的安装点对象

。。。

};

其中的struct files_struct structfs_struct这两个结构体可以被父子进程共享

下面讨论操作一个描述符怎么就完成对文件的操作：

个人理解：

1：当进程掉用open等系统调用后，会创建一个文件对象struct file，所谓文件对象其就是在“linux应用之_文件IO前世今生中的文件共享”介绍到的文件表,或者是二者之间信息很多都一样

同时内核会选择一个未启用文件描述符，其实就是一个整形数，然后将这个数字与这个文件对象关联，

这种关联关系放在进程描述符struct task_struct中的files域

2:当open成功打开一个文件后，调用write等接口传入文件描述符，则从进程描述符中的files域找到其文件表指针，这个指针可以找到文件的属性，偏移，数据块的位置，进而操作它们。

3：关闭文件后，相当于将进程描述符中的files中的数字与这个文件对象关联撤销，并释放这个文件对象所在空间（就是上面的文件表，v节点等所占空间）

20161111 王超群