linux inode-file-fd

在Linux中，进程是通过文件描述符（file descriptors，简称fd）而不是文件名来访问文件的，文件描述符实际上是一个整数。Linux中规定每个进程能最多能同时使用NR_OPEN个文件描述符，这个值在fs.h中定义，为1024*1024（2.0版中仅定义为256）。

每个文件都有一个32位的数字来表示下一个读写的 字节位置，这个数字叫做文件位置。每次打开一个文件，除非明确要求，否则文件位置都被置为0，即文件的开始处，此后的读或写操作都将从文件的开始处执行， 但你可以通过执行系统调用LSEEK（随机存储）对这个文件位置进行修改。Linux中专门用了一个数据结构file来保存打开文件的文件位置，这个结构 称为打开的文件描述（open file description）。这个数据结构的设置是煞费苦心的，因为它与进程的联系非常紧密，可以说这是VFS中一个比较难于理解的数据结构。

file结构中主要保存了文件位置，此外，还把指向该文件索引节点的指针也放在其中。file结构形成一个双链表，称为系统打开文件表，其最大长度是NR_FILE，在fs.h中定义为8192。

file结构在include\linux\fs.h中定义如下：

struct file

{

 struct list_head        f_list;    /*所有打开的文件形成一个链表*/

 struct dentry           *f_dentry; /*指向相关目录项的指针*/

 struct vfsmount         *f_vfsmnt; /*指向VFS安装点的指针*/

 struct file_operations  *f_op;     /*指向文件操作表的指针*/

 mode_t f_mode;                                  /*文件的打开模式*/

 loff_t f_pos;                                   /*文件的当前位置*/

 unsigned short f_flags;                         /*打开文件时所指定的标志*/

 unsigned short f_count;                           /*使用该结构的进程数*/

 unsigned long f_reada, f_ramax, f_raend, f_ralen, f_rawin;

 /*预读标志、要预读的最多页面数、上次预读后的文件指针、预读的字节数以及预读的页面数*/

 int f_owner;                  /* 通过信号进行异步I/O数据的传送*/

 unsigned int         f_uid, f_gid;  /*用户的UID和GID*/

 int                 f_error;       /*网络写操作的错误码*/



 unsigned long f_version;           /*版本号*/

 void *private_data;                      /* tty驱动程序所需 */

};

内核中，对应于每个进程都有一个文件描述符表，表示这个进程打开的所有文件。文件描述表中每一项都是一个指针，指向一个用于 描述打开的文件的数据块———file对象，file对象中描述了文件的打开模式，读写位置等重要信息，当进程打开一个文件时，内核就会创建一个新的 file对象。需要注意的是，file对象不是专属于某个进程的，不同进程的文件描述符表中的指针可以指向相同的file对象，从而共享这个打开的文件。 file对象有引用计数，记录了引用这个对象的文件描述符个数，只有当引用计数为0时，内核才销毁file对象，因此某个进程关闭文件，不影响与之共享同 一个file对象的进程.

file对象中包含一个指针，指向dentry对象。dentry对象代表一个独立的文件路径，如果一个文件路径被打开多次，那么会建立多个file对象，但它们都指向同一个dentry对象。

dentry对象中又包含一个指向inode对象的指针。inode对象代表一个独立文件。因为存在硬链接与符号链接，因此不同的dentry 对象可以指向相同的inode对象.inode 对象包含了最终对文件进行操作所需的所有信息，如文件系统类型、文件的操作方法、文件的权限、访问日期等。

打开文件后，进程得到的文件描述符实质上就是文件描述符表的下标，内核根据这个下标值去访问相应的文件对象，从而实现对文件的操作。

注意，同一个进程多次打开同一个文件时，内核会创建多个file对象。

当进程使用fork系统调用创建一个子进程后，子进程将继承父进程的文件描述符表，因此在父进程中打开的文件可以在子进程中用同一个描述符访问。


inode 或i节点是指对文件的索引。如一个系统，所有文件是放在磁盘或flash上，就要编个目录来说明每个文件在什么地方，有什么属性，及大小等。就像书本的目 录一样，便于查找和管理。这目录是操作系统需要的，用来找文件或叫管理文件。许多操作系统都用到这个概念，如linux， 某些嵌入式文件系统等。当然，对某个系统来说，有许多i节点。所以对i节点本身也是要进行管理的。

 

    在linux中，内核通过inode来找到每个文件，但一个文件可以被许多用户同时打开或一个用户同时打开多次。这就有一个问题，如何管理文件的当前位 移量，因为可能每个用户打开文件后进行的操作都不一样，这样文件位移量也不同，当然还有其他的一些问题。所以linux又搞了一个文件描述符（file descriptor）这个东西，来分别为每一个用户服务。每个用户每次打开一个文件，就产生一个文件描述符，多次打开就产生多个文件描述符，一一对应， 不管是同一个用户，还是多个用户。该文件描述符就记录了当前打开的文件的偏移量等数据。所以一个i节点可以有0个或多个文件描述符。多个文件描述符可以对 应一个i节点。

 

struct inode {
　　struct list_headi_hash;
　　struct list_headi_list;
　　struct list_headi_dentry;
　　struct list_headi_dirty_buffers;
　　unsigned longi_ino; /*每一个inode都有一个序号，经由super block结构和其序号，我们可以很轻易的找到这个inode。*/
　　atomic_t i_count; /*在Kernel里，很多的结构都会记录其reference count，以确保如果某个结构正在使用，它不会被不小心释放掉，i_count就是其reference count。*/
　　kdev_t i_dev; /* inode所在的device代码 */
　　umode_t i_mode; /* inode的权限 */
　　nlink_t i_nlink; /* hard link的个数 */
　　uid_t i_uid; /* inode拥有者的id */
　　gid_t i_gid; /* inode所属的群组id */
　　kdev_t i_rdev; /* 如果inode代表的是device的话，那此字段将记录device的代码 */
　　off_t i_size; /* inode所代表的档案大小 */
　　time_t i_atime; /* inode最近一次的存取时间 */
　　time_t i_mtime; /* inode最近一次的修改时间 */
　　time_t i_ctime; /* inode的产生时间 */
　　unsigned long i_blksize; /* inode在做IO时的区块大小 */
　　unsigned long i_blocks; /* inode所使用的block数，一个block为512 byte*/
　　unsigned long i_version; /* 版本号码 */
　　unsigned short i_bytes;
　　struct semaphore i_sem;
　　struct rw_semaphore i_truncate_sem;
　　struct semaphore i_zombie;
　　struct inode_operations *i_op;
　　struct file_operations *i_fop;/* former ->i_op->default_file_ops */
　　struct super_block *i_sb; /* inode所属档案系统的super block */
　　wait_queue_head_t i_wait;
　　struct file_lock *i_flock; /* 用来做file lock */
　　struct address_space *i_mapping;
　　struct address_space i_data;
　　struct dquot *i_dquot [MAXQUOTAS];
　　/* These three should probably be a union */
　　struct pipe_inode_info *i_pipe;
　　struct block_device *i_bdev;
　　struct char_device *i_cdev;
　　unsigned longi_dnotify_mask; /* Directory notify events */
　　struct dnotify_struct *i_dnotify; /* for directory notifications */
　　unsigned long i_state; /* inode目前的状态，可以是I_DIRTY，I_LOCK和 I_FREEING的OR组合 */
　　unsigned int i_flags; /* 记录此inode的参数 */
　　unsigned char i_sock; /* 用来记录此inode是否为socket */
　　atomic_t i_write count;
　　unsigned int i_attr_flags; /* 用来记录此inode的属性参数 */
　　__u32 i_generation;
　　union {
　　struct minix_inode_info minix_i;
　　struct ext2_inode_info ext2_i;
　　struct ext3_inode_info ext3_i;
　　struct hpfs_inode_info hpfs_i;
　　struct ntfs_inode_info ntfs_i;
　　struct msdos_inode_info msdos_i;
　　struct umsdos_inode_info umsdos_i;
　　struct iso_inode_info isofs_i;
　　struct sysv_inode_info sysv_i;
　　struct affs_inode_info affs_i;
　　struct ufs_inode_info ufs_i;
　　struct efs_inode_info efs_i;
　　struct romfs_inode_info romfs_i;
　　struct shmem_inode_info shmem_i;
　　struct coda_inode_info coda_i;
　　struct smb_inode_info smbfs_i;
　　struct hfs_inode_info hfs_i;
　　struct adfs_inode_info adfs_i;
　　struct qnx4_inode_info qnx4_i;
　　struct reiserfs_inode_info reiserfs_i;
　　struct bfs_inode_info bfs_i;
　　struct udf_inode_info udf_i;
　　struct ncp_inode_info ncpfs_i;
　　struct proc_inode_info proc_i;
　　struct socketsocket_i;
　　struct usbdev_inode_info usbdev_i;
　　struct jffs2_inode_infojffs2_i;
　　void *generic_ip;
　　} u;
　　};

 

http://blog.csdn.net/zbszhangbosen/article/details/7535928

http://www.cnblogs.com/itech/archive/2012/05/15/2502284.html

http://www.cnblogs.com/wblyuyang/archive/2012/11/04/2754032.html