Linux内核原理之虚拟文件系统（下）

处理VFS对象

文件系统操作

注册文件系统

文件系统注册到内核时，是编译为模块，或者持久编译到内核。fs/super.c中的register_filesystem函数用来向内核注册文件系统，该函数扫描文件系统结构组成的单链表，直至到达链表尾部然后添加新的元素或者找到所需的文件系统

装载和卸载

装载操作开始于超级块的读取，file_system_type中保存的read_super函数指针返回一个类型为super_block的对象，用来在内存中表示超级块

mount系统调用

入口点是sys_mount函数，在fs/namespace.c定义，代码流程如下图

首先将装载选项（类型、设备和选项）从用户空间复制到内核空间，内核将控制权转给do_mount函数，该函数调用path_lookup找到装载点所在的dentry项

do_mount充当一个多路分解器，将需要完成的工作委派给装载类型对应的各个函数，其中do_new_mount处理普通装载操作，它分为两部分：do_kern_mount和do_add_mount

• do_kern_mount首先使用get_fs_type找到对应的file_system_type实例，并扫描已注册文件系统的链表，返回正确的项，然后调用特定于文件系统类型的get_sb函数读取相关的超级块，返回struct super_block的实例

• do_add_mount首先处理一些必须的锁定操作，确保同一个文件系统不会重复装载到同一位置，然后主要工作是在graft_tree函数，新装载的文件系统通过attach_recursive_mnt函数添加到父文件系统的命名空间

  

  • nameidata用于将vfsmount实例和denrty实例聚集起来，该结构保存了装载点的dentry实例和装载之前该目录对应的vfsmount实例

  • mnt_set_mount确保新的vfsmount实例中的mnt_parent成员指向父文件系统的vfsmount实例，以及mnt_mountpoint成员指向装载点在父文件系统中的dentry实例，旧的dentry实例d_mounted值加一

  

  • 函数commit_tree将新的vfsmount实例添加到全局散列表以及父文件系统vfsmount实例中的子文件系统链表

    

umount系统调用

umount系统调用的入口点是fs/namespace.c中的sys_umount，如下图

• 首先，__user_walk找到装载点的dentry和vfsmount实例，主要的工作委派给do_umount函数
• 如果定义了特定于超级块的umount_begin函数，则调用它。例如，网络文件系统在卸载前，需要终止与远程文件系统的通信
• 如果装在的文件系统不再需要（通过使用计数判断），或者指定了MNT_DETACH来强制卸载文件系统，则调用umount_tree和release_mounts函数，前者将d_mounted减一，后者使用保存在mnt_mountpoints和mnt_parent中的数据，将环境恢复到文件系统装在之前的状态。同时被卸载的文件系统对应的数据结构，会从内核链表中移除

文件操作过程

查找inode

主要操作是根据给定的文件名查找inode，nameidata结构用于向查找函数传递参数，并保存查找结果，该结构定义如下

主要成员：

• 查找完成后，dentry和mnt包含了找到的文件系统项的数据
• last包含了查找的名称，包含字符串和散列值
• flags保存了相关标志

内核使用path_lookup函数查找路径和文件名，该函数需要一个nameidata类型的指针，用作临时结果的“暂存器”

内核使用nameidata实例规定查找的起点，如果名称以/开头，使用当前根目录的dentry实例和vfsmount实例；否则，从当前进程的task_struct获得当前工作目录的数据

主要处理在link_path_walk函数，它调用__link_path_walk函数，该函数代码流程图如下

该函数由一个大的循环组成，逐分量处理文件或路径名（路径根据/被分解为多个分量），每个循环的主要逻辑为：

• 将nameidata实例的mnt和dentry成员设置为根目录或工作目录对应的数据项
• 对目录进行权限检查，判断进程是否允许进入该目录、
• 路径名称是逐字母扫描，根据/将路径分为多个路径分量，每个循环处理一个路径分量；路径分量的每个字符传给partial_name_hash函数，用于计算散列和，将他保存到qstr实例中
• 处理(.)，直接跳过
• 处理(. .)，委派给follow_dotdot函数，当前目录为进程的根目录时，没有效果，否则，分两种情况：
  • 如果当前目录不是一个装载点的根目录时，将当前dentry对象的d_parent成员作为新的目录
  • 如果是已装载文件系统的根目录，利用保存在mnt_mountpoint和mnt_parent中的信息定义下一个dentry和vfsmount对象。follow_mount和lookup_mnt用于取得所需的信息
• 如果路径分量是一个普通文件，需要区分两种情况进行处理，数据位于dentry缓存 或者 需要文件系统底层实现进行查找，函数do_lookup负责区分两种情况，返回所需的fentry实例
• 最后一步：判断该分量是否为符号链接（方法：只有勇于符号链接的inode，其inode_operations中才包含lookup函数，否则为NULL）

最后一个分量对应的dentry作为函数link_path_walk的返回结果

打开文件

标准库的open函数用于打开文件，该函数使用同名的open系统调用，调用了fs/open.c中的sys_open函数，代码流程图如下

• force_o_largefile检查是否应该不考虑用户层传递的标志
• 接下来的主要处理是在do_sys_open函数
  • 调用get_unused_fd_flags查找未使用的文件描述符
  • 根据open参数中的文件路径名称，查找对应的inode，主要是在do_file_open函数
    • open_namei函数调用path_lookup函数查找inode并执行几个额外检查
    • nameidata_to_filp初始化预读结构，将新创建的file实例放置到超级块的sfiles链表中，并调用底层文件系统随影file_operations中的open函数
• fd_install函数将file实例放置到进程task_struct结构的files->fd数组中
• 最后控制权转到用户进程，返回进程描述符

读取和写入

文件打开之后，使用read和write系统调用进行读写，入口函数是sys_read和sys_write（都是在fs/read_write.c实现）

• read

  函数需要三个参数：文件描述符、保存数据的缓冲区和指定读取字符数的长度参数，代码流程如下图

  • 根据文件描述符，fget_light函数（fs/file_table.c中）从task_struct结构中找到相关的file实例
  • file_pos_read找到文件当前的读写位置（返回file->f_pos的值）
  • vfs_read函数调用特定于文件的读取函数file->f_op->read，如果该函数没有实现，则调用一般的辅助函数sys_sync_read
  • file_pos_write函数记录文件内部新的读写位置

  注意：读取数据涉及到复杂的缓冲区和缓存系统，详见Linux内核原理之通用块设备层

  

参考资料

• Linux内核设计与实现
• 深入Linux内核架构