原文地址：
作者：
|
(journeyman)不知正确与否。
这样是表示对作者的尊重。
如果有不对，请通知我，我将即时更改. | |
二 proc文件系统分析
根据前面的分析，我们可以基本确定对proc文件系统的分析步骤。我将按照proc文件系统注册，安装的顺序对其进行分析，然后基于代码，对proc文件系统的结构进行分析，尤其是proc文件系统用于内部管理的数据结构。最后，我们将根据分析结果，提出可行的xml封装计划。
在对proc文件系统的数据结构的分析中，我将把重点放在数据输出的分析上，它是提出一种标准的XML封装方法的基础。
（一） Linux 相关源代码简介
在linux代码树中，所有文件系统的代码都放在linux/fs/目录中，其中，proc文件系统的源代码在linux/fs/proc中，下面我简单介绍一下proc目录中的源文件。
在目录中共有11个相关文件，它们是：
procfs_syms.c inode.c generic.c base.c
array.c root.c proc_tty.c proc_misc.c
kmsg.c kcore.c proc_devtree.c
其中，procfs_syms.c，generic.c以及inode.c与proc文件系统的管理相关，包括proc文件系统的注册，以及向内核其他子系统提供的例程等等，这是最重要的一部分代码，我们将从这里开始对proc文件系统进行分析。
源文件root.c与proc文件系统的根结点的管理相关。
而base.c，array.c则用来处理/proc目录中进程的信息，包括命令行，进程状态，内存状态等等与进程相关的内容。proc_tty.c用来处理/proc/tty信息，proc_misc.c则用来管理与/proc目录中的大多数文件。
除此之外，还有两个非常重要的头文件proc_fs.h，proc_fs_i.h，我们可以在/linux/include/linux/目录中找到。
（二） proc文件系统的注册
proc文件系统遵循VFS的规范，因此在使用之前，必须进行注册。我们知道，每一个文件系统，都会在自己的初始化例程中填写一个 file_system_type 的数据结构，然后调用注册函数register_filesystem(struct file_system_type *fs) 进行注册。
proc文件系统中与之相关的文件是procfs_syms.c，在该文件中，声明了proc文件系统的类型：
static DECLARE_FSTYPE(proc_fs_type, "proc", proc_read_super, FS_SINGLE);
而我们在 fs.h 中可以找到宏DECLARE_FSTYPE的定义：
#define DECLARE_FSTYPE(var,type,read,flags) \
struct file_system_type var = { \
name: type, \
read_super: read, \
fs_flags: flags, \
owner: THIS_MODULE, \
}
因此我们可以看到，我们声明了一个文件类型proc_fs_type，它的名字是“proc”，读取超级块的函数是proc_read_super，fs_flags设置为FS_SINGLE，根据源码中的说明，我们知道，当文件系统的fs_flags声明为FS_SINGLE时，说明文件系统只有一个超级块，并且，必须在注册函数之后调用kern_mount()，使得在内核范围内的vfsmnt被放置在->kern_mnt处。
下面就是proc文件系统的注册，函数init_proc_fs()的代码如下所示：
static int __init init_proc_fs(void)
{
int err = register_filesystem(&proc_fs_type);
if (!err) {
proc_mnt = kern_mount(&proc_fs_type);
err = PTR_ERR(proc_mnt);
if (IS_ERR(proc_mnt))
unregister_filesystem(&proc_fs_type);
else
err = 0;
}
return err;
}
可以看到，proc文件系统的注册非常简单，主要有如下几个步骤：
1．调用register_filesystem(&proc_fs_type)，用一个非常巧妙的方法将proc文件类型加入到文件类型的单向链表中，如果发生错误，则返回。
2．调用kern_mount函数，该函数基本完成三个步骤，首先调用read_super()函数，在这个函数里，VFS将为proc文件系统分配一个超级块结构，并设置s_dev，s_flags等域，然后，将调用proc文件系统的自己的read_super例程，对应proc文件系统，该例程是proc_read_super()，该例程将设置超级块结构的其他值。我们将在下一节进行分析。
其次，使用add_vfsmnt()函数建立proc文件系统的vfsmount结构，并将其加入到已装载文件系统的链表中（可参考图－xx）。
最后，返回该vfsmount结构，并利用返回值，使用指针proc_mnt指向该vfsmount结构。
3．判断返回值是否错误，如果错误，那么就卸载文件系统。
这样，一个文件系统就成功注册到核心了。同样，proc文件系统的卸载，也非常简单，代码如下：
static void __exit exit_proc_fs(void)
{
unregister_filesystem(&proc_fs_type);
kern_umount(proc_mnt);
}
（三） 建立proc文件系统的超级块
我们刚才看到，在kern_mount函数中，调用read_proc建立了超级块结构，然后就会调用文件系统自己提供的读取超级块的例程，用来填充自己的超级块结构，下面我们看一下proc文件系统的超级块读取例程proc_read_super()是如何工作的，以及它最终完成了哪些工作，该函数在fs/proc/inode.c中实现：
struct super_block *proc_read_super(struct super_block *s,void *data,
int silent)
{
struct inode * root_inode;
struct task_struct *p;
s->s_blocksize = 1024;
s->s_blocksize_bits = 10;
s->s_magic = PROC_SUPER_MAGIC;
s->s_op = &proc_sops;
s->s_maxbytes = MAX_NON_LFS;
root_inode = proc_get_inode(s, PROC_ROOT_INO, &proc_root);
if (!root_inode)
goto out_no_root;
/*
* Fixup the root inode's nlink value
*/
read_lock(&tasklist_lock);
for_each_task(p) if (p->pid) root_inode->i_nlink++;
read_unlock(&tasklist_lock);
s->s_root = d_alloc_root(root_inode);
if (!s->s_root)
goto out_no_root;
parse_options(data, &root_inode->i_uid, &root_inode->i_gid);
return s;
out_no_root:
printk("proc_read_super: get root inode failed\n");
iput(root_inode);
return NULL;
}
该函数进行了如下几步操作：
1．在该函数里，首先向作为参数传入的超级块写入文件系统的基本信息，s_blocksize设置为1024，由于1024＝2^10，因此，s_blocksize_bit设置为10，然后是proc文件系统的魔数，为PROC_SUPER_MAGIC。超级块的函数集设置为proc_sops，对于proc文件系统来讲，只实现了4个超级块函数，我们将在后面进行分析。然后，设置proc文件系统中的文件最大字节数为MAX_NON_LFS，在fs.h中，定义这个宏为 （（1UL<<31）-1） 。
2．使用proc_get_inode(s, PROC_ROOT_INO, &proc_root) 函数建立根结点root_inode。这个函数根据参数ino，来得到inode，我们后面将进一步分析该函数。如果没有得到根结点，则跳到out_no_root标号，并退出。参数ino用来标志inode，在建立proc的新索引节点的时候，会动态地分配它一个ino。
3．修正root_inode的链接数。它将遍历进程链表，对于每一个进程，都使i_nlink++，这是因为在/proc目录中，每一个进程都有一个目录，换句话说，存在一个进程，就必然在proc目录中对应一个子目录，因此在建立proc的根节点时，要根据进程数修改它的i_nlink。
4．根据刚刚建立的root_inode，为超级块的s_root建立root dentry：
s->s_root = d_alloc_root(root_inode)
其中root_inode 的类型是struct inode *， 而s_root的类型是struct dentry *。我们在介绍VFS的时候知道，目录高速缓存以树状结构存在，因此，在建立文件系统的根结点后，需要使用d_alloc_root()函数建立一个根目录（root dentry），也就是说，该dentry结构的。
最终成功返回超级块，这时，超级块已经填上了必要的数据信息。因此可以看到，超级块读取例程主要完成了两部分的工作，首先向超级块写入必要的数据，其次建立了该文件系统的根结点，并在目录高速缓存中建立了相应的dentry结构。
（四） proc文件系统超级块的操作函数集
在上一节我们看到了proc文件系统如何设置自己的超级块，并且将超级块操作函数集设置为proc_sops，这一节我们就分析一下，对于proc文件系统的超级块，需要提供什么操作，以及如何实现这些操作。
在文件fs/proc/inode.c中，有如下定义：
static struct super_operations proc_sops = {
read_inode: proc_read_inode,
put_inode: force_delete,
delete_inode: proc_delete_inode,
statfs: proc_statfs,
};
我们可以看到，proc文件系统仅仅实现了4个超级块操作函数。它使用了一种比较特殊的方法来初始化结构，这种方法叫作labeled elements，这是GNU的C扩展，这样在初始化结构时，不必按照结构的顺序，只要指明域名，就可初始化其值，而对于没有提到的域，将自动设置为0。
所以我们看到，proc文件系统仅仅定义了4个超级块操作函数，我们看一下为什么其他的操作函数不必定义。
首先，我们知道，proc文件系统仅仅存在于内存中，并不需要物理设备，因此write_inode函数就不需要定义了。而函数notify_change，在索引节点的属性被改变的时候会被调用，而对于proc文件系统的inode来说，并未提供setattr 函数，换句话说，文件的属性不会被改变，所以，notif_change也就不会被调用（proc文件系统对于inode_operations，同样仅仅提供了很少的几种操作，并且，在建立文件树的时候，还针对不同的文件/目录，设置了不同的索引节点操作函数，这将在以后进行详细的介绍）。基于类似的原因，其他的函数，诸如put_super，write_super，以及clear_inode等等函数，都没有进行定义。
下面我们看一下定义的这4个函数：
1 read_inode: proc_read_inode
这个函数用来从已装载文件系统中，读取指定索引节点的信息。实际上，在需要读取特定的索引节点时，会调用VFS的iget(sb, ino)函数，其中，sb指定了文件系统的超级块，而ino是索引节点的标号。这个函数会在该超级块的dcache中寻找该索引节点，如果找到，则返回索引节点，否则，就必须从逻辑文件系统中读取指定的索引节点，这时，会调用get_new_inode()函数，在这个函数里，会分配一个inode结构，填写一些基本的信息，然后，就会调用超级块的操作函数read_inode，对于proc文件系统而言，就是proc_read_inode()函数。
在后面的介绍里我们会知道，proc文件系统为了方便自己对文件的管理，对于每一个已经注册的proc文件，都建立并维护了一个的proc_dir_entry结构。这个结构非常的重要，对于proc文件系统来说，这个结构是自己的私有数据，相当于其他逻辑文件系统（比如ext2文件系统）在物理硬盘上的索引节点。因此，只有在必要的时候，才会把proc文件系统的proc_dir_entry结构链接到VFS的索引节点中。
因此，proc_read_inode函数的主要目的，是建立一个新的索引节点，只需填充一些基本的信息即可。所以我们可以看到proc_read_inode函数非常的简单：
static void proc_read_inode(struct inode * inode)
{
inode->i_mtime = inode->i_atime = inode->i_ctime = CURRENT_TIME;
}
要说明的是，在调用proc_read_inode函数之前，VFS的get_new_inode()函数已经为inode设置了其他的基本信息，比如i_sb，i_dev，i_ino，i_flags 以及i_count等等。
2 put_inode: force_delete
put_inode函数是在索引节点的引用计数减少的时候调用，我们看到，proc文件系统没有实现自己的put_inode函数，而是简单地设置了VFS的force_delete 函数，我们看一下这个函数的内容：
void force_delete(struct inode *inode)
{
/*
* Kill off unused inodes ... iput() will unhash and
* delete the inode if we set i_nlink to zero.
*/
if (atomic_read(&inode->i_count) == 1)
inode->i_nlink = 0;
}
我们知道，put_inode函数是在引用计数i_count减少之前调用的，因此，对于proc文件系统来说，在每一次inode引用计数减少之前，都要检查引用计数会不会减少至零，如果是，那么就将改索引节点的链接数直接设置为零。
3 delete_inode: proc_delete_inode
当一个索引节点的引用计数和链接数都到零的时候，会调用超级块的delete_inode函数。由于我们使用force_delete实现了proc超级块的put_inode方法，因此我们知道，对于proc文件系统来说，当一个inode的引用计数为零的时候，它的链接数也必为零。
我们看一下该函数的源码：
/*
* Decrement the use count of the proc_dir_entry.
*/
static void proc_delete_inode(struct inode *inode)
{
struct proc_dir_entry *de = inode->u.generic_ip;/* for the procfs, inode->u.generic_ip is a 'proc_dir_entry' */
inode->i_state = I_CLEAR;
if (PROC_INODE_PROPER(inode)) {
proc_pid_delete_inode(inode);
return;
}
if (de) {
if (de->owner)
__MOD_DEC_USE_COUNT(de->owner);
de_put(de);
}
}
我们看到，这个函数基本上做了三个工作，首先，将这个索引节点的状态位设置为I_CLEAR，这标志着，这个inode结构已经不再使用了。其次，根据这个索引节点的ino号，检查它是否是pid目录中的索引节点，因为pid目录的索引节点号使用
#define fake_ino(pid,ino) (((pid)<<16)|(ino))
定义，因此，检查条件为if (PROC_INODE_PROPER(inode)) 。我们知道，/proc目录中有许多于进程相关的目录和文件，这些proc文件是另一种组织形式，它们的文件和进程密切相关，不是像其他proc文件那样使用create_proc_entry函数注册的，而是根据实际的进程链表动态生成的，因此，可能在以后的linux版本中，会单独为pid proc文件建立一个超级块，但目前的情况下，使用inode的ino来区分。由于pid目录中的inode和进程数据结构密切相关，因此，当要释放inode的时候，要做一些特殊的工作，释放一些特殊的资源。这部分工作由proc_pid_delete_inode()函数完成。
最后，调用de_put() 函数，对与此inode相关联的proc_dir_entry结构进行必要的操作。即减少proc_dir_entry的引用计数，如果计数到达零，则释放该proc_dir_entry结构。
4 statfs: proc_statfs
我们在分析VFS的时候知道，statfs函数是为了实现系统调用statfs(2)。我们看一下它的源代码：
static int proc_statfs(struct super_block *sb, struct statfs *buf)
{
buf->f_type = PROC_SUPER_MAGIC; /* here use the super_block's s_magic ! */
buf->f_bsize = PAGE_SIZE/sizeof(long); /* optimal transfer block size */
buf->f_bfree = 0; /* free blocks in fs */
buf->f_bavail = 0; /* free blocks avail to non-superuser */
buf->f_ffree = 0; /* free file nodes in fs */
buf->f_namelen = NAME_MAX; /* maximum length of filenames */
return 0;
}
我们看到，它将文件系统的统计数据填充到一个buf中，文件系统类型为PROC_SUPER_MAGIC，在文件系统中的空闲块以及文件系统中的文件节点都设置为0，因此对于只存在于内存中的proc文件系统来说，这些统计数据是没有意义的。
