vfs基础

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1 目录模型

2 VFS的概念

VFS是Linux中的一个虚拟文件文件系统，也称为虚拟文件系统交换层（Virtual Filesystem Switch）。
它为应用程序员提供一层抽象，屏蔽底层各种文件系统的差异.
如下图所示：

3 VFS的构建

所谓VFS的构建就是加载实际文件系统的过程，也就是mount被调用的过程。
如下图所示，以mount一个ext2的文件系统为例。
这是一个经过简化的Ext2磁盘结构，只是用于说明用它构建VFS的基本过程。
mount命令的一般形式为：

mount /dev/sdb1 /mnt/mysdb1
/*  /dev/sdb1是设备名，/mnt/mysdb1是挂载点  */

VFS文件系统的基本结构是dentry结构体与inode结构体。
Dentry代表一个文件目录中的一个点，可以是目录也可以是文件。
Inode代表一个在磁盘上的文件，它与磁盘文件一一对应。
Inode与dentry不一定一一对应，一个inode可能会对应多个dentry项。（hard link）

mount时，linux先找到磁盘分区的super block，然后通过解析磁盘的inode table与file data，构建出自己的dentry列表与inode列表。
需要注意的是，VFS实际上是按照Ext的方式进行构建的，所以两者非常相似（毕竟Ext是Linux的原生文件系统）。
比如inode节点，Ext与VFS中都把文件管理结构称为inode，但实际上它们是不一样的。
Ext的inode节点在磁盘上；VFS的inode节点在内存里。Ext-inode中的一些成员变量其实是没有用的，如引用计数等。保留它们的目的是为了与vfs-node保持一致。这样在用ext-inode节点构造vfs-inode节点时，就不需要一个一个赋值，只需一次内存拷贝即可。
如果是非EXT格式的磁盘，就没有这么幸运了，所以mount非EXT磁盘会慢一些。

4 VFS的结构

构建出VFS文件系统后，下一步是把第一节中提到的目录模型映射到VFS结构体系中。
上文提到了VFS主要由denty与inode构成。
Dentry用于维护VFS的目录结构，每个dentry项就代表着我们用ls时看的的一项（每个目录和每个文件都对应着一个dentry项）。Inode为文件节点，它与文件一一对应。Linux中，目录也是一种文件，所以dentry也会对应一个inode节点。

下图是上图中的目录模型在VFS中的结构。

5 Dentry cache

每个文件都要对应一个inode节点与至少一个dentry项。
假设我们有一个100G的硬盘，上面写满了空文件，那个需要多少内存才能重建VFS呢？
文件最少要占用1个block（一般是4K）。假一个dentry与一个inode需要100byte，则dentry与inode需要占用1/40的空间。1G硬盘则需要2.5G空间。最近都开始换装1T硬盘了，需要 25G的内存才能放下inode与dentry，相信没有几台电脑可以承受。

为了避免资源浪费，VFS采用了dentry cache的设计。

当有用户用ls命令查看某一个目录或用open命令打开一个文件时，VFS会为这里用的每个目录项与文件建立dentry项与inode，即“按需创建”。然后维护一个LRU（Least Recently Used）列表，当Linux认为VFS占用太多资源时，VFS会释放掉长时间没有被使用的dentry项与inode项。
需要注意的是：这里的建立于释放是从内存占用的角度看。从Linux角度看，dentry与inode是VFS中固有的东西。所不同的只是VFS是否把dentry与inode读到了内存中。对于Ext2/3文件系统，构建dentry与inode的过程非常简单，但对于其他文件系统，则会慢得多。

6 无dentry时定位文件

因为上面提到的Dentry Cache，VFS并不能保证随时都有dentry项与inode项可用。
下面是无dentry项与inode项时的定位方式。
为了简化问题，这里假设已经找到了dir的dentry项（找到dentry的过程会在后面讲解）。
首先，通过dir对应的dentry0找到inode0节点，有了inode节点就可以读取目录中的信息。其中包含了该目录包含的下一级目录与文件文件列表，包括name与inode号。实际上用ls命令查看的就是这些信息。“ls -i”会显示出文件的inode号。

>  ls -i
975248 subdir0  975247 subdir1   975251 file0

然后，根据通过根据subdir0对应的inode号重建inode2，并通过文件数据（目录也是文件）与inode2重建subdir0的dentry节点：dentry1。

>  ls -i
975311 file1 975312 file2

接着，根据file1对应的inode号重建inode4，并通过文件数据与inode4重建file1的dentry节点。
最后，就可以通过inode4节点访问文件了。

注意：文件对应的inode号是确定的，只是inode结构体需要重新构造。

7 有dentry时定位文件

8 Symbolic link

9 hard link

10 进程对文件的管理

进程控制块task_struct中有两个变量与文件有关：fs与files。
files中存储着root与pwd两个指向dentry项的指针。用户定路径时，绝对路径会通过root进行定位；相对路径会通过pwd进行定位。
(进程的root不一定是文件系统的根目录。如ftp进程的根目录不是文件系统的根目录，这样才能保证用户只能访问ftp目录下的内容)
fs是一个file object列表，其中每一个节点对应着一个被打开了的文件。

当进程定位到文件时，会构造一个file object，并通过f_inode 关联到inode节点。
文件关闭时（close），进程会释放对应对应file object。
file object中的f_mode是打开时选择的权限，f_pos为读写位置。
当打开同一个文件多次时，每次都会构造一个新的file object。每个file object中有独立的f_mode与f_pos。

11 open的过程

首先建立一个文件管理结构，如下图所示，该进程已经打开了两个文件，接下来我们再打开一个新文件。

第一步：找到文件；
从上文中能定位到我们文件的inode节点，找到了inode节点也就找到了文件。

第二步：建立file object；
建立一个新的file object对象，放入file object对象列表，并把它指向inode节点。

第三步：建立file descriptor
file descriptor就是进程控制块task_struct中files中维护的fd_array。
因为是数组，所以file descriptor实际上已经预先分配好空间了，这里这是需要把某个空闲的file descriptor与file object关联起来。
这个file descriptor在数组中的索引号就是open文件时得到的文件fd。

12 open与dup

同一个文件是可以open多次的，结构如下图所示。每次open都会建立一个新的file descriptor与file object。然后指向同一个文件的inode节点。下图中，假设open的文件与fd1指向的是同一个文件，则新创建的file object 2与fd1的file object 2会指向同一个inode2节点。

Linux还提供了dup功能，用于复制file descriptor。使用dup不会建立新的非file object，所以新建立的file descriptor会与原filedescriptor同时指向同一个file object。下图中，我们通过dup(fd1)得到了fd2，则fd2与fd1指向同一个file object2。

13 fork对打开文件的影响

Dup的操作与fork一个子进程时的操作类似.

下图是已有父进程的文件结构：

使用fork后的结构如下。同样是没有创建新的file object，因此当对parent process中的fd1进行文件指针的移动时（如读写），child process中的fd1也会受影响。也即是说opened files list不是进程的一部分，因此不会被复制。Opened files list应该是一个全局性的资源链表，进程维护的是一个指针列表fd table，所以被复制的只是指针列表fd table，而不是opened files list。

14 文件操作函数解析