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分类: LINUX

2012-03-25 11:07:36

内核部分
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Linux2.6X内核中文件相关结构体总结 一、 常见文件相关结构体

以2.6.22为例,其他的2.6.X版本可能调整,但是变化不大。

1.1 struct file

struct file结构体定义在include/linux/fs.h中定义。文件结构体代表一个打开的文件,系统中的每个打开的文件在内核空间都有一个关联的 struct file。它由内核在打开文件时创建,并传递给在文件上进行操作的任何函数。在文件的所有实例都关闭后,内核释放这个数据结构。在内核创建和驱动源码 中,struct file的指针通常被命名为file或filp。如下所示:

struct file {

        union {

             struct list_head fu_list; 文件对象链表指针linux/include/linux/list.h

             struct rcu_head fu_rcuhead; RCU(Read-Copy Update)是Linux 2.6内核中新的锁机制

        } f_u;

        struct path f_path;  包含dentry和mnt两个成员,用于确定文件路径

        #define f_dentry  f_path.dentry  f_path的成员之一,当前文件的dentry结构

        #define f_vfsmnt  f_path.mnt  表示当前文件所在文件系统的挂载根目录

        const struct file_operations *f_op; 与该文件相关联的操作函数

        atomic_t  f_count; 文件的引用计数(有多少进程打开该文件)

        unsigned int  f_flags;  对应于open时指定的flag

        mode_t  f_mode; 读写模式:open的mod_t mode参数

        off_t  f_pos; 该文件在当前进程中的文件偏移量

        struct fown_struct f_owner; 该结构的作用是通过信号进行I/O时间通知的数据。

        unsigned int  f_uid, f_gid; 文件所有者id,所有者组id

        struct file_ra_state f_ra;  在linux/include/linux/fs.h中定义,文件预读相关

        unsigned long f_version;

        #ifdef CONFIG_SECURITY

             void  *f_security;

        #endif

        /* needed for tty driver, and maybe others */

        void *private_data;

        #ifdef CONFIG_EPOLL

        /* Used by fs/eventpoll.c to link all the hooks to this file */

        struct list_head f_ep_links;

        spinlock_t f_ep_lock;

       #endif /* #ifdef CONFIG_EPOLL */

       struct address_space *f_mapping;

};

1.2 struct dentry

dentry的中文名称是目录项,是Linux文件系统中某个索引节点(inode)的链接。这个索引节点可以是文件,也可以是目录。 inode(可理解为ext2 inode)对应于物理磁盘上的具体对象,dentry是一个内存实体,其中的d_inode成员指向对应的inode。也就是说,一个inode可以在 运行的时候链接多个dentry,而d_count记录了这个链接的数量。

struct dentry { 
        atomic_t d_count; 目录项对象使用计数器,可以有未使用态,使用态和负状态                                            
        unsigned int d_flags; 目录项标志 
        struct inode * d_inode; 与文件名关联的索引节点
        struct dentry * d_parent; 父目录的目录项对象
        struct list_head d_hash; 散列表表项的指针
        struct list_head d_lru; 未使用链表的指针
        struct list_head d_child; 父目录中目录项对象的链表的指针
        struct list_head d_subdirs;对目录而言,表示子目录目录项对象的链表
        struct list_head d_alias; 相关索引节点(别名)的链表
        int d_mounted; 对于安装点而言,表示被安装文件系统根项
        struct qstr d_name; 文件名
        unsigned long d_time; /* used by d_revalidate */
        struct dentry_operations *d_op; 目录项方法
        struct super_block * d_sb; 文件的超级块对象
        vunsigned long d_vfs_flags;
        void * d_fsdata;与文件系统相关的数据
        unsigned char d_iname [DNAME_INLINE_LEN]; 存放短文件名

};

1.3 struct files_struct

对于每个进程,包含一个files_struct结构,用来记录文件描述符的使用情况,定义在include/linux/file.h中

struct files_struct

{

        atomic_t count; 使用该表的进程数

        struct fdtable *fdt;

        struct fdtable fdtab;

        spinlock_t file_lock ____cacheline_aligned_in_smp;

        int next_fd; 数值最小的最近关闭文件的文件描述符,下一个可用的文件描述符

        struct embedded_fd_set close_on_exec_init;执行exec时需要关闭的文件描述符初值集合

        struct embedded_fd_set open_fds_init;文件描述符的屏蔽字初值集合

        struct file * fd_array[NR_OPEN_DEFAULT]; 默认打开的fd队列

};

struct fdtable {

        unsigned int max_fds;

        struct file ** fd; 指向打开的文件描述符列表的指针,开始的时候指向fd_array,当超过max_fds时,重新分配地址

        fd_set *close_on_exec; 执行exec需要关闭的文件描述符位图(fork,exec即不被子进程继承的文件描述符)

        fd_set *open_fds; 打开的文件描述符位图

        struct rcu_head rcu;

        struct fdtable *next;

};

1.4 struct  fs_struct

struct fs_struct {

atomic_t count; 计数器

rwlock_t lock; 读写锁

int umask;

struct dentry * root, * pwd, * altroot;根目录("/"),当前目录以及替换根目录

struct vfsmount * rootmnt, * pwdmnt, * altrootmnt;

};

1.5 struct inode

索引节点对象由inode结构体表示,定义文件在linux/fs.h中。

struct inode {
        struct hlist_node       i_hash; 哈希表
        struct list_head        i_list;   索引节点链表
        struct list_head        i_dentry; 目录项链表
        unsigned long           i_ino;  节点号
        atomic_t                i_count; 引用记数
        umode_t                 i_mode; 访问权限控制
        unsigned int            i_nlink; 硬链接数
        uid_t                   i_uid;  使用者id
        gid_t                   i_gid;  使用者id组
        kdev_t                  i_rdev; 实设备标识符
        loff_t                  i_size;  以字节为单位的文件大小
        struct timespec         i_atime; 最后访问时间
        struct timespec         i_mtime; 最后修改(modify)时间
        struct timespec         i_ctime; 最后改变(change)时间
        unsigned int            i_blkbits; 以位为单位的块大小
        unsigned long           i_blksize; 以字节为单位的块大小
        unsigned long           i_version; 版本号
        unsigned long           i_blocks; 文件的块数
        unsigned short          i_bytes; 使用的字节数
        spinlock_t              i_lock; 自旋锁
        struct rw_semaphore     i_alloc_sem; 索引节点信号量
        struct inode_operations *i_op; 索引节点操作表
        struct file_operations  *i_fop; 默认的索引节点操作
        struct super_block      *i_sb; 相关的超级块
        struct file_lock        *i_flock; 文件锁链表
        struct address_space    *i_mapping; 相关的地址映射
        struct address_space    i_data; 设备地址映射
        struct dquot            *i_dquot[MAXQUOTAS];节点的磁盘限额
        struct list_head        i_devices; 块设备链表
        struct pipe_inode_info  *i_pipe; 管道信息
        struct block_device     *i_bdev; 块设备驱动
        unsigned long           i_dnotify_mask;目录通知掩码
        struct dnotify_struct   *i_dnotify; 目录通知
        unsigned long           i_state; 状态标志
        unsigned long           dirtied_when;首次修改时间
        unsigned int            i_flags; 文件系统标志
        unsigned char           i_sock; 套接字
        atomic_t                i_writecount; 写者记数
        void                    *i_security; 安全模块
        __u32                   i_generation; 索引节点版本号
        union {
                void            *generic_ip;文件特殊信息
        } u;
};

下图为一个进程中各主要的文件相关结构的关系图:

wps_clip_image-5354

下图为多个进程打开同一文件的情况:

wps_clip_image-5416

二、实例 2.1 由相对路径得到绝对路径

内核的结构体不提供文件的绝对路径成员,由相对路径得到绝对路径的关键在得到当前的工作路径。

当前的工作路径可以由current->fs的pwd和pwdmnt成员得到,基本过程:

1、由pwd->d_name.Name得到当前路径名,由pwd->d_parent得到父目录dentry结构,

一直向上检索,直到父目录为"/",此时得到的是文件在本文件系统下的路径。

2、如果current->fs->pwdmnt->mnt_mountpoint的路径不是"/",说明文件所在的文件系统不是挂载在根目录下,需要得到挂载点。mnt_mountpoint也是一个dentry变量,方法同1。

3、最后把文件系统挂载点和文件在文件系统中的路径拼接起来即可。

2.2 由文件描述符得到文件的绝对路径

由当前进程的文件描述符得到文件的绝对路径:

#if LINUX_VERSION_CODE >= 0x020616

由current->files->fdt->fd[fd]->f_path.dentry->d_name.Name

和current->files->fdt->fd[fd]->f_path.dentry->d_parent

得到在所在文件系统下的路径

由current->files->fdt->fd[fd]->f_path.mnt->mnt_mountpoint->d_name.Name

和current->files->fdt->fd[fd]->f_path.mnt->mnt_mountpoint->d_parent

得到文件系统挂载点在系统中挂载点的路径

#elif LINUX_VERSION_CODE >= 0x020610

由current->files->fdt->fd[fd]->f_dentry->d_name.Name

和current->files->fdt->fd[fd]->f_dentry->d_parent

得到在所在文件系统下的路径

由current->files->fdt->fd[fd]->f_vfsmnt->mnt_mountpoint->d_name.Name

和current->files->fdt->fd[fd]->f_vfsmnt->mnt_mountpoint->d_parent

得到文件系统挂载点在系统中挂载点的路径

#else

由current->files->fd[fd]->f_dentry->d_name.Name

和current->files->fd[fd]->f_dentry->d_parent

得到在所在文件系统下的路径

由current->files->fd[fd]->f_vfsmnt->mnt_mountpoint->d_name.Name

和current->files->fd[fd]->f_vfsmnt->mnt_mountpoint->d_parent

得到文件系统挂载点在系统中挂载点的路径

#endif

2.3 得到当前进程的绝对路径

#if LINUX_VERSION_CODE >= 0x020616

由current->mm->mmap->vm_file->f_path.dentry->d_name.Name

和current->mm->mmap->vm_file->f_path.dentry->d_parent

得到在所在文件系统下的路径

由current->mm->mmap->vm_file->f_path.mnt->mnt_mountpoint->d_name.Name

和current->mm->mmap->vm_file->f_path.mnt->mnt_mountpoint->d_parent

得到文件系统挂载点在系统中挂载点的路径

#else

由current->mm->mmap->vm_file->f_dentry->d_name.Name

和current->mm->mmap->vm_file->f_dentry->d_parent

得到在所在文件系统下的路径

由current->mm->mmap->vm_file->f_vfsmnt->mnt_mountpoint->d_name.Name

和current->mm->mmap->vm_file->f_vfsmnt->mnt_mountpoint->d_parent

得到文件系统挂载点在系统中挂载点的路径

#endif


理解inode

转载自

是一个重要概念,是理解Unix/Linux文件系统和硬盘储存的基础。

我觉得,理解inode,不仅有助于提高系统操作水平,还有助于体会Unix设计哲学,即如何把底层的复杂性抽象成一个简单概念,从而大大简化用户接口。

下面就是我的inode学习笔记,尽量保持简单。

===================================

理解inode

作者:阮一峰

一、inode是什么?

理解inode,要从文件储存说起。

文件储存在硬盘上,硬盘的最小存储单位叫做"扇区"(Sector)。每个扇区储存512字节(相当于0.5KB)。

操作系统读取硬盘的时候,不会一个个扇区地读取,这样效率太低,而是一次性连续读取多个扇区,即一次性读取一个"块"(block)。这种由多个扇区组成的"块",是文件存取的最小单位。"块"的大小,最常见的是4KB,即连续八个 sector组成一个 block。

文件数据都储存在"块"中,那么很显然,我们还必须找到一个地方储存文件的元信息,比如文件的创建者、文件的创建日期、文件的大小等等。这种储存文件元信息的区域就叫做inode,中文译名为"索引节点"。

每一个文件都有对应的inode,里面包含了与该文件有关的一些信息。

二、inode的内容

inode包含文件的元信息,具体来说有以下内容:

  * 文件的字节数

  * 文件拥有者的User ID

  * 文件的Group ID

  * 文件的读、写、执行权限

  * 文件的时间戳,共有三个:ctime指inode上一次变动的时间,mtime指文件内容上一次变动的时间,atime指文件上一次打开的时间。

  * 链接数,即有多少文件名指向这个inode

  * 文件数据block的位置

可以用stat命令,查看某个文件的inode信息:

  stat example.txt

总之,除了文件名以外的所有文件信息,都存在inode之中。至于为什么没有文件名,下文会有详细解释。

三、inode的大小

inode也会消耗硬盘空间,所以硬盘格式化的时候,操作系统自动将硬盘分成两个区域。一个是数据区,存放文件数据;另一个是inode区(inode table),存放inode所包含的信息。

每个inode节点的大小,一般是128字节或256字节。inode节点的总数,在格式化时就给定,一般是每1KB或每2KB就设置一个 inode。假定在一块1GB的硬盘中,每个inode节点的大小为128字节,每1KB就设置一个inode,那么inode table的大小就会达到128MB,占整块硬盘的12.8%。

查看每个硬盘分区的inode总数和已经使用的数量,可以使用df命令。

  df -i

查看每个inode节点的大小,可以用如下命令:

  sudo dumpe2fs -h /dev/hda | grep "Inode size"

由于每个文件都必须有一个inode,因此有可能发生inode已经用光,但是硬盘还未存满的情况。这时,就无法在硬盘上创建新文件。

四、inode号码

每个inode都有一个号码,操作系统用inode号码来识别不同的文件。

这里值得重复一遍,Unix/Linux系统内部不使用文件名,而使用inode号码来识别文件。对于系统来说,文件名只是inode号码便于识别的别称或者绰号。

表面上,用户通过文件名,打开文件。实际上,系统内部这个过程分成三步:首先,系统找到这个文件名对应的inode号码;其次,通过inode号码,获取inode信息;最后,根据inode信息,找到文件数据所在的block,读出数据。

使用ls -i命令,可以看到文件名对应的inode号码:

  ls -i example.txt

五、目录文件

Unix/Linux系统中,目录(directory)也是一种文件。打开目录,实际上就是打开目录文件。

目录文件的结构非常简单,就是一系列目录项(dirent)的列表。每个目录项,由两部分组成:所包含文件的文件名,以及该文件名对应的inode号码。

ls命令只列出目录文件中的所有文件名:

  ls /etc

ls -i命令列出整个目录文件,即文件名和inode号码:

  ls -i /etc

如果要查看文件的详细信息,就必须根据inode号码,访问inode节点,读取信息。ls -l命令列出文件的详细信息。

  ls -l /etc

六、硬链接

一般情况下,文件名和inode号码是"一一对应"关系,每个inode号码对应一个文件名。但是,Unix/Linux系统允许,多个文件名指向同一个inode号码。

这意味着,可以用不同的文件名访问同样的内容;对文件内容进行修改,会影响到所有文件名;但是,删除一个文件名,不影响另一个文件名的访问。这种情况就被称为"硬链接"(hard link)。

ln命令可以创建硬链接:

  ln 源文件 目标文件

运行上面这条命令以后,源文件与目标文件的inode号码相同,都指向同一个inode。inode信息中有一项叫做"链接数",记录指向该inode的文件名总数,这时就会增加1。

反过来,删除一个文件名,就会使得inode节点中的"链接数"减1。当这个值减到0,表明没有文件名指向这个inode,系统就会回收这个inode号码,以及其所对应block区域。

这里顺便说一下目录文件的"链接数"。创建目录时,默认会生成两个目录项:"."和".."。前者的inode号码就是当前目录的inode号码, 等同于当前目录的"硬链接";后者的inode号码就是当前目录的父目录的inode号码,等同于父目录的"硬链接"。所以,任何一个目录的"硬链接"总 数,总是等于2加上它的子目录总数(含隐藏目录)。

七、软链接

除了硬链接以外,还有一种特殊情况。

文件A和文件B的inode号码虽然不一样,但是文件A的内容是文件B的路径。读取文件A时,系统会自动将访问者导向文件B。因此,无论打开哪一个 文件,最终读取的都是文件B。这时,文件A就称为文件B的"软链接"(soft link)或者"符号链接(symbolic link)。

这意味着,文件A依赖于文件B而存在,如果删除了文件B,打开文件A就会报错:"No such file or directory"。这是软链接与硬链接最大的不同:文件A指向文件B的文件名,而不是文件B的inode号码,文件B的inode"链接数"不会因此 发生变化。

ln -s命令可以创建软链接。

  ln -s 源文文件或目录 目标文件或目录

八、inode的特殊作用

由于inode号码与文件名分离,这种机制导致了一些Unix/Linux系统特有的现象。

  1. 有时,文件名包含特殊字符,无法正常删除。这时,直接删除inode节点,就能起到删除文件的作用。

  2. 移动文件或重命名文件,只是改变文件名,不影响inode号码。

  3. 打开一个文件以后,系统就以inode号码来识别这个文件,不再考虑文件名。因此,通常来说,系统无法从inode号码得知文件名。

第3点使得软件更新变得简单,可以在不关闭软件的情况下进行更新,不需要重启。因为系统通过inode号码,识别运行中的文件,不通过文件名。更新 的时候,新版文件以同样的文件名,生成一个新的inode,不会影响到运行中的文件。等到下一次运行这个软件的时候,文件名就自动指向新版文件,旧版文件 的inode则被回收。


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