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分类: LINUX

2013-04-14 21:07:27




Linux 2.4.30 内核文件关键数据结构



1.   概述
根据以前学习内核源码的经验,在学习文件系统实现之前,我大概定了个目标:

  1. 建立一个清晰的全局概念。为将来需要研究代码细节打下坚实基础。
  2. 只研究虚拟文件系统 VFS 的实现,不研究具体文件系统。

为什么选择 Linux 2.4.30?因为可以参考《Linux 源码情景分析》一书,减少学习难度。

1.1. 基本概念
1、  一块磁盘(块设备),首先要按照某种文件系统(如 NTFS)格式进行格式化,然后才能在其上进行创建目录、保存文件等操作。
    在Linux 中,有“安装”文件系统和“卸载”文件系统的概念。
    一块经过格式化的“块设备”(不管是刚刚格式化完的,没有创建任何名录和文件;还是已经创建了目录和文件),只有先被“安装”,才能融入 Linux 的文件系统中,用户才可以在它上面进行正常的文件操作。

2、  Linux 把目录或普通文件,统一看成“目录节点”。通常一个“目录节点”具有两个重要属性:名称以及磁盘上实际对应的数据。本文中,“目录节点”有时简称为“节点”
    “符号链接”是一种特殊的目录节点,它只有一个名称,没有实际数据。这个名称指向一个实际的目录节点。

3、  “接口结构”:在 内核代码中,经常可以看到一种结构,其成员全部是函数指针,例如:
struct file_operations {
  struct module *owner;
  loff_t (*llseek) (struct file *, loff_t, int);
  ssize_t (*read) (struct file *, char *, size_t, loff_t *);
  ssize_t (*write) (struct file *, const char *, size_t, loff_t *);
  int (*readdir) (struct file *, void *, filldir_t);
  unsigned int (*poll) (struct file *, struct poll_table_struct *);
  int (*ioctl) (struct inode *, struct file *, unsigned int, unsigned long);
  int (*mmap) (struct file *, struct vm_area_struct *);
  int (*open) (struct inode *, struct file *);
  int (*flush) (struct file *);
  int (*release) (struct inode *, struct file *);
  int (*fsync) (struct file *, struct dentry *, int datasync);
  int (*fasync) (int, struct file *, int);
  int (*lock) (struct file *, int, struct file_lock *);
  ssize_t (*readv) (struct file *, const struct iovec *, unsigned long, loff_t *);
  ssize_t (*writev) (struct file *, const struct iovec *, unsigned long, loff_t *);
  ssize_t (*sendpage) (struct file *, struct page *, int, size_t, loff_t *, int);
  unsigned long (*get_unmapped_area)(struct file *, unsigned long, unsigned long, unsigned long, unsigned long);
};

    这种结构的作用类似与 C++ 中的“接口类”,它是用 C 语言进行软件抽象设计时最重要的工具。通过它,将一组通用的操作抽象出来,核心的代码只针对这种“接口结构”进行操作,而这些函数的具体实现由不同的“子类”去完成。
    以这个 file_operations“接口”为例,它是“目录节点”提供的操作接口。不同的文件系统需要提供这些函数的具体实现。
    本文中,“接口结构”有时简称“接口”。

1.2.  虚拟文件系统
   
Linux 通过虚拟文件系统 (VFS) 来支持不同的具体的文件系统,那么 VFS 到底是什么?
    从程序员的角度看,我认为 VFS 就是一套代码框架(framework),它将用户与具体的文件系统隔离开来,使得用户能够通过这套框架,以统一的接口在不同的具体的文件系统上进行操作。

    这套框架包括:

  1. 为用户提供统一的文件和目录的操作接口,如  open, read, write
  2. 抽象出文件系统共有的一些结构,包括“目录节点”inode、“超级块”super_block 等。
  3. 面向具体的文件系统,定义一系列统一的操作“接口”, 如 file_operations, inode_operations, dentry_operation,具体的文件系统必须提供它们的实现。
  4. 提供一套机制,让具体的文件系统融入 VFS 框架中,包括文件系统的“注册”和“安装”
  5. 实现这套框架逻辑的核心代码

    我对文件系统的学习,实际上就是学习虚拟文件系统这套框架是如何实现的。

2.   核心数据结构
   数据结构是代码的灵魂,要分析一个复杂的系统,关键是掌握那些核心的数据结构,这包括:

  1. 弄清数据结构的核心功能。一个数据结构通常具有比较复杂的成员,此外,还有一些成员用于建立数据结构之间的关系。如果要一个个去理解,就会陷入细节。
  2. 弄清数据结构之间的静态关系
  3. 弄清数据结构之间是如何建立起动态的关系的

本文重点分析文件系统中的关键数据结构以及它们之间的关系。

2.1.  inode 和 file_operations

  1. inode 用以描述“目录节点” ,它描述了一个目录节点物理上的属性,例如大小,创建时间,修改时间、uid、gid 等
  2. file_operations 是“目录节点”提供的操作“接口”。它包括 open, read, wirte, ioctl, llseek, mmap 等操作。
  3. 一个  inode 通过成员 i_fop 对应一个 file_operations
  4. 打开文件的过程就是寻找 “目录节点”对应的 inode 的过程
  5. 文件被打开后,inode 和 file_operation 都已经在内存中建立,file_operations 的指针也已经指向了具体文件系统提供的函数,此后都文件的操作,都由这些函数来完成。

例如打开了一个普通文件 /root/file,其所在文件系统格式是 ext2,那么,内存中结构如下:
  
2.2. 目录节点入口dentry
    本来,inode 中应该包括“目录节点”的名称,但由于符号链接的存在,导致一个物理文件可能有多个文件名,因此把和“目录节点”名称相关的部分从 inode 中分开,放在一个专门的 dentry 结构中。这样:

  1. 一个dentry 通过成员 d_inode 对应到一个 inode上,寻找 inode 的过程变成了寻找 dentry 的过程。因此,dentry 变得更加关键,inode 常常被 dentry 所遮掩。可以说, dentry 是文件系统中最核心的数据结构,它的身影无处不在
  2. 由于符号链接的存在,导致多个 dentry 可能对应到同一个 inode 上

例如,有一个符号链接 /tmp/abc 指向一个普通文件 /root/file,那么 dentry 与 inode 之间的关系大致如下:
 
2.3.  super_block 和 super_operations 
    一个存放在磁盘上的文件系统如 EXT2 等,在它的格式中通常包括一个“超级块”或者“控制块”的部分,用于从整体上描述文件系统,例如文件系统的大小、是否可读可写等等。
    虚拟文件系统中也通过“超级块”这种概念来描述文件系统整体的信息,对应的结构是 struct super_block。
    super_block 除了要记录文件大小、访问权限等信息外,更重要的是提供一个操作“接口”super_operations。

struct super_operations {
            struct inode *(*alloc_inode)(struct super_block *sb);
            void (*destroy_inode)(struct inode *);
            void (*read_inode) (struct inode *);
            void (*read_inode2) (struct inode *, void *) ;
            void (*dirty_inode) (struct inode *);
            void (*write_inode) (struct inode *, int);
            void (*put_inode) (struct inode *);
            void (*delete_inode) (struct inode *);
            void (*put_super) (struct super_block *);
            void (*write_super) (struct super_block *);
            int (*sync_fs) (struct super_block *);
            void (*write_super_lockfs) (struct super_block *);
            void (*unlockfs) (struct super_block *);
            int (*statfs) (struct super_block *, struct statfs *);
            int (*remount_fs) (struct super_block *, int *, char *);
            void (*clear_inode) (struct inode *);
            void (*umount_begin) (struct super_block *);
            struct dentry * (*fh_to_dentry)(struct super_block *sb, __u32 *fh, int len, int fhtype, int parent);
            int (*dentry_to_fh)(struct dentry *, __u32 *fh, int *lenp, int need_parent);
            int (*show_options)(struct seq_file *, struct vfsmount *);
};

    我们通过分析“获取一个 inode ”的过程来只理解这个“接口”中两个成员  alloc_inode  和 read_inode 的作用。
    在文件系统的操作中,经常需要获得一个“目录节点”对应的 inode,这个 inode 有可能已经存在于内存中了,也可能还没有,需要创建一个新的 inode,并从磁盘上读取相应的信息来填充。

对应的代码是 iget()   (inlcude/linux/fs.h)过程如下:

  1. 通过 iget4_locked() 获取 inode。如果 inode 在内存中已经存在,则直接返回;否则创建一个新的 inode
  2. 如果是新创建的 inode,通过 super_block->s_op->read_inode() 来填充它。也就是说,如何填充一个新创建的 inode, 是由具体文件系统提供的函数实现的。

    iget4_locked()  首先在全局的 inode hash table 中寻找,如果找不到,则调用 get_new_inode() ,进而调用 alloc_inode() 来创建一个新的 inode。
    在 alloc_inode() 中可以看到,如果具体文件系统提供了创建 inode 的方法,则由具体文件系统来负责创建,否则采用系统默认的的创建方法。

static struct inode *alloc_inode(struct super_block *sb)
{

            static struct address_space_operations empty_aops;
            static struct inode_operations empty_iops;
            static struct file_operations empty_fops;
            struct inode *inode;

             if (sb->s_op->alloc_inode)
                        inode = sb->s_op->alloc_inode(sb);
            else {
                        inode = (struct inode *) kmem_cache_alloc(inode_cachep, SLAB_KERNEL);
                         if (inode)
                                    memset(&inode->u, 0, sizeof(inode->u));
            }

             if (inode) {
                        struct address_space * const mapping = &inode->i_data;
                        inode->i_sb = sb;
                        inode->i_dev = sb->s_dev;
                        inode->i_blkbits = sb->s_blocksize_bits;
                        inode->i_flags = 0;
                        atomic_set(&inode->i_count, 1);
                        inode->i_sock = 0;
                        inode->i_op = &empty_iops;
                        inode->i_fop = &empty_fops;
                        inode->i_nlink = 1;
                        atomic_set(&inode->i_writecount, 0);
                        inode->i_size = 0;
                        inode->i_blocks = 0;
                        inode->i_bytes = 0;
                        inode->i_generation = 0;
                        memset(&inode->i_dquot, 0, sizeof(inode->i_dquot));
                        inode->i_pipe = NULL;
                        inode->i_bdev = NULL;
                        inode->i_cdev = NULL;

                        mapping->a_ops = &empty_aops;
                        mapping->host = inode;
                        mapping->gfp_mask = GFP_HIGHUSER;
                        inode->i_mapping = mapping;
            }
            return inode;
}

    super_block 是在安装文件系统的时候创建的,后面会看到它和其它结构之间的关系。

3.   安装文件系统

  1. 一个经过格式化的块设备,只有安装后,才能融入 Linux 的 VFS 之中。
  2. 安装一个文件系统,必须指定一个目录作为安装点。
  3. 一个设备可以同时被安装到多个目录上。
  4. 如果某个目录下原来有一些文件和子目录,一旦将一个设备安装到目录下后,则原有的文件和子目录消失。因为这个目录已经变成了一个安装点。
  5. 一个目录节点下可以同时安装多个设备。

3.1.  “根安装点”、“根设备”和“根文件系统”
   
安装一个文件系统,除了需要“被安装设备”外,还要指定一个“安装点”。“安装点”是已经存在的一个目录节点。例如把 /dev/sda1 安装到 /mnt/win 下,那么 /mnt/win 就是“安装点”。
    可是文件系统要先安装后使用。因此,要使用 /mnt/win 这个“安装点”,必然要求它所在文件系统已也经被安装。
    也就是说,安装一个文件系统,需要另外一个文件系统已经被安装。
    这是一个鸡生蛋,蛋生鸡的问题:最顶层的文件系统是如何被安装的?
    答案是,最顶层文件系统的时候是被安装在“根安装点”上的,而根安装点不属于任何文件系统,它对应的 dentry 、inode 是由内核在初始化阶段凭空构造出来的。
    最顶层的文件系统叫做“根文件系统”。Linux 在启动的时候,要求用户必须指定一个“根设备”,内核在初始化阶段,将“根设备”安装到“根安装点”上,从而有了根文件系统。这样,文件系统才算准备就绪。此后,用户就可以通过 mount 命令来安装新的设备。

3.2.   安装连接件 vfsmount
   
“安装”一个文件系统涉及“被安装设备”和“安装点”两个部分,安装的过程就是把“安装点”和“被安装设备”关联起来,这是通过一个“安装连接件”结构 vfsmount 来完成的。
    vfsmount  将“安装点”dentry 和“被安装设备”的根目录节点 dentry 关联起来。
    每安装一次文件系统,会导致:

  1. 创建一个 vfsmount
  2. 为“被安装设备”创建一个 super_block,并由具体的文件系统来设置这个 super_block。(我们在“注册文件系统”一节将再来分析这一步)
  3. 为被安装设备的根目录节点创建 dentry
  4. 为被安装设备的根目录节点创建 inode, 并由 super_operations->read_inode() 来设置此 inode
  5. 将 super_block 与“被安装设备“根目录节点 dentry 关联起来
  6. 将 vfsmount 与“被安装设备”的根目录节点 dentry 关联起来
    在内核将根设备安装到“根安装点”上后,内存中有如下结构关系:
 
     现在假设我们在 /mnt/win 下安装了 /dev/sda1, /dev/sda1 下有 dir1,然后又在 dir1 下安装了 /dev/sda2,那么内存中就有了如下的结构关系

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