Linux 虚拟文件系统概观
作者 Richard Gooch <rgooch在atnf.cs.iro.au>
翻译 albcamus < albcamus在gmail.com <mailto:albcamus在gmail.com> >
最后更新:2005 年 10 月 28 日
版权:1999, Richard Gooch
版权:2005, Pekka Enberg
本文件以 GPLv2 许可发放
[翻译说明:Richard Gooch 的这份 Overview of the Linux Virtual File System 位于内核
源代码的 Documentation/filesystems/下, 文件名是 vfs.txt。 该文档在 Understanding
the Linux Kernel 中被推荐, 我是从 2.6.16 官方内核中拷贝出来翻译的。 自己知道水平
差, 理解和表达都不到位, 所以还是建议看原文:( ]
介绍
====
虚拟文件系统(也被称做虚拟文件系统开关)是内核中为应用程序提供接口的一层软件。
同样, 它也提供了一种抽象, 来允许不同的文件系统共存。
VFS 系统调用, 如 open(2),stat(2),read(2),write(2),chmod(2)等, 是在进程上下文被
调用的。 关于文件系统锁的描述在 Documnetation/filesystems/Locking 中。
目录项缓存(dcache)
-----------------
VFS 实现了诸如 open(2),stat(2),chmod(2)等系统调用。 路径名作为参数传递给这些系统
调用, 然后 VFS 使用路径名来在目录项缓存(也叫 dentry cache 或 dcache)中查找相关的
目录项。 这提供了非常迅速的机制来把路径名(文件名)转换成具体的目录项。 目录项只
存在于 RAM 中, 永不会保存到磁盘上:它们的意义只在于性能。
目录项缓存是为了保留一个视域, 一个整个文件空间的缩影。 因为大多数计算机无法同时
把所有的目录项全部保留在 RAM 中, 有些目录项不被缓存。 为了把路径名解析成目录项,
VFS 得一步步解析路径名的同时创建 dentries,最终找到 inode。 这是 inode 查找时做的。
Inode 对象
---------
一个 dentry 通常包含指向 inode 的指针。 Inodes 是诸如常规文件,FIFO 和其他的文件系
统对象。 它们或者存在于磁盘上(块设备上的文件系统), 或者存在于内存中(伪文件系统)。
当需要时, 在磁盘上的 inode 会被加载到内存中; 对 inode 的改变会写回到磁盘 上。 一个
inode 可以被多个 dentry 指向(例如硬链接就是这样)。
为了查找一个 inode, VFS 需要调用它的父目录 inode 的 lookup()方法。 该方法由 inode
所在的文件系统实现来定义。 一旦 VFS 知道了 dentry(因此也就知道了 inode), 我们就
可以执行诸如用 open(2)来打开它、用 stat(2)来查看 inode 内的数据。 Stat(2)操作非常
简单: 一旦 VFS 找到了 dentry, 它就查看相关的 inode 并把部分数据返回给用户空间。
File 对象
--------
打开文件时需要另一个操作: 分配一个 file 结构(就是内核对文件描述符的实现)。 这
个新分配的 file 结构, 会用指向 dentry 的指针和一组文件操作成员函数来初始化──这
是从 inode 取来的。 然后调用文件操作中的 open(2)方法, 这样, 由文件系统自己实现的
open 就被调用。 File 结构被放置在进程的文件描述符表中。
读、写和关闭文件(以及其他与 VFS 有关的操作)时, 首先使用用户空间的文件描述符找
到相应的 file 结构, 然后执行该结构中定义的相关操作。 只要文件还在打开着, dentry
就处于使用状态, 也就意味着 inode 处在使用状态。
注册和挂载一个文件系统
=====================
注册或注销一个文件系统, 使用如下的 API 函数:
#include <linux/fs.h>
extern int register_filesystem(struct file_system_type *);
extern int unregister_filesystem(struct file_system_type *);
传递进来的 file_system_type 结构描述了一个文件系统。 当有请求到来, 要把某设备挂
载到文件空间的某个目录上时, VFS 调用相关文件系统(由 file_system_type 结构代表)
的 get_sb()方法。 挂载点的 dentry 将被更新, 以便指向新的文件系统的根 inode。
在/proc/filesystems 文件中, 你可以看到内核中所有已注册的文件系统。
file_system_type 结构
---------------------
该结构描述了文件系统。 例如 2.6.13 内核中的代码, 该结构具有下列成员:
struct file_system_type {
const char *name;
int fs_flags;
int (*get_sb) (struct file_system_type *, int,
const char *, void *, struct vfsmount *);
void (*kill_sb) (struct super_block *);
struct module *owner;
struct file_system_type *next;
struct list_head fs_supers;
};
name: 文件系统的名字, 例如"ext2"、"iso9660"、"msdos"等
fs_flags: 各种标志(亦即: FS_REQUIRES_DEV, FS_NO_DCACHE 等)
get_sb: 每当该类型的文件系统被挂载时, 调用该方法
kill_sb: 每当该类型的文件系统被卸载时, 调用该方法
owner: VFS 内部使用:多数情况下该被赋值为 THIS_MODULE
next: VFS 内部使用:多数情况下该被赋值为 NULL
get_sb()方法有如下参数:
struct super_block sb: superblock 结构。 该结构由 VFS 初始化一部分, 剩下的部分
由get_sb()方法来初始化。
int flags: 挂载标志
const char *dev_name:要挂载的设备名
void *data: 任意的挂载选项, 通常是 ASCII 字符串的形式
int silent: 出错时是否打印错误信息
get_sb()方法必须探测 superblock 中指定的块设备所包含的文件系统类型, 自己是否支持
它。 如果成功, 就返回指向 superblock 的指针, 失败则返回 NULL。
get_sb()方法必须填充的 superblock 结构的一些域, 其中 s_op 最值得关注。 它是一个指
向"struct super_operations"的指针, 这个结构描述了文件系统的下层实现。
通常, 一个文件系统会使用通用的 get_sb()实现并自己提供一个 fill_super()方法。 通用
的 get_sb()实现有:
get_sb_bdev: 挂载一个基于块设备的文件系统
get_sb_nodev: 挂载不存在于磁盘上的文件系统
get_sb_single: 挂载一个与其他挂载共享的文件系统
fill_super()方法具有下列参数:
struct super_block *sb: superblock 结构, fill_super()方法必须初始化它
void *data: 任意的挂载选项, 通常由 ASCII 字符串组成
int silent: 出错时是否打印错误信息
Superblock 对象
==============
一个 superblock 对象代表一个挂载的文件系统。
super_operations 结构
---------------------
该结构描述了 VFS 如何操作文件系统上的 superblock, 以 2.6.13 为例, 它具有下列成员:
struct super_operations {
struct inode *(*alloc_inode)(struct super_block *sb);
void (*destroy_inode)(struct inode *);
void (*read_inode) (struct inode *);
void (*dirty_inode) (struct inode *);
int (*write_inode) (struct inode *, int);
void (*put_inode) (struct inode *);
void (*drop_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 *sb, int wait);
void (*write_super_lockfs) (struct super_block *);
void (*unlockfs) (struct super_block *);
int (*statfs) (struct dentry *, struct kstatfs *);
int (*remount_fs) (struct super_block *, int *, char *);
void (*clear_inode) (struct inode *);
void (*umount_begin) (struct super_block *);
void (*sync_inodes) (struct super_block *sb,
struct writeback_control *wbc);
int (*show_options)(struct seq_file *, struct vfsmount *);
ssize_t (*quota_read)(struct super_block *, int, char *, size_t, loff_t);
ssize_t (*quota_write)(struct super_block *, int, const char *, size_t,
loff_t);
};
除非特别说明, 否则所有这些成员都可以在不持有锁的情况下调用, 这意味着这些方法可
能会阻塞, 都必须在进程上下文调用(亦即:不是在中断处理函数或者 boottom half 中)。
alloc_inode: 由 inode_alloc()调用, 来为 inode 结构分配空间并初始化它。 如果不定义该
方法，则分配一个简单的inode结构。 而正常情况下，alloc_inode会分配一个更大的
inode结构，它包含那个"简单的inode结构"。
destroy_inode: 由 destroy_inode()调用, 撤消为 inode 分配的资源。 该方法只有在
alloc_inode被定义的时候才有效，它撤消alloc_inode做的所有事。
read_inode: 从某个挂载的文件系统中读取相关的 inode。 inode 结构的 i_ino 成员由 VFS
初始化, 来指定要读取的 inode; 其他成员由本方法填充。
dirty_inode: 由 VFS 调用, 来把一个 inode 标记为脏。
write_inode: 当 VFS 需要把某个 inode 写入到磁盘上时, 调用本方法。 第二个参数指定
了写操作是否需要同步, 并非所有的文件系统都会检查这个标志。
put_inode: 当 VFS inode 从 inode cache 中移除时调用
drop_inode: 当所有能访问到 inode 的途径都被移除时调用, 调用时必须持有 inode_lock
自旋锁。
该方法或者为 NULL(正常的 Unix 文件系统语义), 或者为 "generic_delete_inode"
(那些不想 cache inode 的文件系统。 这会导致不管 i_nlink 的值是多少,
delete_inode 总会被调用)
"generic_delete_inode"的行为, 与 put_inode()中使用"force_delete"是等价的, 但
不象后者那样会引发竞争情形。
delete_inode: 当 VFS 想删除一个 inode 时调用
put_super: 当 VFS 想释放 superblock(亦即卸载)时调用。 应持有 superblock 自旋锁。
wirte_super: 当 VFS 需要写入到磁盘时调用, 该方法是可选的。
sysc_fs: 当 VFS 正在把所有与 superblock 有关的脏数据写入到磁盘上时调用。 第二个参
数指示了该方法是否需要一直等待写操作的完成。 可选。
write_super_lockfs: 当 VFS 正锁定一个文件系统, 强制它进入一致状态时, 调用该方
法。 该方法目前用于逻辑卷管理(Logical Volume Manager, LVM)
unlockfs: 当 VFS 解锁一个文件系统, 并标记它为可写的, 此时调用本方法。
statfs: 当 VFS 想获得文件系统的一些统计数据时调用。 调用时需要持有内核锁(翻译疑
问:看 2.6.16 的 vfs_statfs 函数调用 sb->s_op->statfs 时并没有持有锁, 不知道
作者指的是哪把锁?)
remount_fs: 当文件系统被 remount 时调用, 调用需持有内核锁
clear_inode: 当 VFS 清除 inode 时调用。 可选。
umount_begin: 当 VFS 卸载一个文件系统时调用
sysc_inodes: 当 VFS 正把与 superblock 相关的脏数据写到磁盘上时调用
show_options: VFS 需要在/proc/<pid>/mounts 显示挂载选项时调用
quota_read: VFS 想读取文件系统的磁盘配额文件时调用
quota_write: VFS 想写入文件系统的磁盘配额文件时调用
read_inode()方法负责填充"i_ip"域, 它是一个指向"struct inode_operations"的指针, 该
结构描述了那些操作于每个 inode 的方法。
Inode 对象
==========
一个 inode 对象代表了文件系统内的一个对象。
inode_operations 结构
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描述了 VFS 如何操作你的文件系统中的一个 inode。 例如在 2.6.13 内核中, 有如下的成员:
struct inode_operations {
int (*create) (struct inode *,struct dentry *,int, struct nameidata *);
struct dentry * (*lookup) (struct inode *,struct dentry *, struct
nameidata *);
int (*link) (struct dentry *,struct inode *,struct dentry *);
int (*unlink) (struct inode *,struct dentry *);
int (*symlink) (struct inode *,struct dentry *,const char *);
int (*mkdir) (struct inode *,struct dentry *,int);
int (*rmdir) (struct inode *,struct dentry *);
int (*mknod) (struct inode *,struct dentry *,int,dev_t);
int (*rename) (struct inode *, struct dentry *,
struct inode *, struct dentry *);
int (*readlink) (struct dentry *, char __user *,int);
void * (*follow_link) (struct dentry *, struct nameidata *);
void (*put_link) (struct dentry *, struct nameidata *, void *);
void (*truncate) (struct inode *);
int (*permission) (struct inode *, int, struct nameidata *);
int (*setattr) (struct dentry *, struct iattr *);
int (*getattr) (struct vfsmount *mnt, struct dentry *, struct kstat *);
int (*setxattr) (struct dentry *, const char *,const void *,size_t,int);
ssize_t (*getxattr) (struct dentry *, const char *, void *, size_t);
ssize_t (*listxattr) (struct dentry *, char *, size_t);
int (*removexattr) (struct dentry *, const char *);
};
正如 super_operations 的方法一样, inode_operations 的成员也可以在无锁情形下调用──
除非有特别说明。
create: 由 open(2)和 creat(2)系统调用来调用。 只有你想在文件系统中支持正规文件时,
才需要提供该方法的实现。 得到的 dentry 不跟 inode 相关连(亦即:是一个负的
dentry)。 一般需要使用 dentry 和新建的 inode 来调用 d_instantiate()函数。
lookup: VFS 需要在父目录中寻找一个 inode 时调用。 要查找的文件名在 dentry 中。 该方
法必须调用 d_add()来把找到的 inode 关联到到 dentry, 该 inode 的"i_count"域随之增
加。 如果该名字的 inode 未找到, 则 dentry 与 NULL 关联(亦即:是一个负的 dentry)。
本方法只有在真正遇到不可恢复的错误时才返回错误, 否则的话, 那些会创建 inode 的系
统调用, 如 create(2)、mknod(2)、mkdir(2)等将无法工作。 如果你想重载 dentry 的方法,
那么就初始化 dentry 的"d_dop"域, 它是一个指向"struct dentry_operations"的指针。
link: 由系统调用 link(2)来调用。 只有你想在自己的文件系统内支持硬链接时, 才需要
提供该方法的实现。 多数情形下, 应该象我们刚刚在 create 方法中描述的那样调用
d_instantiate()函数。
unlink: 由 unlink(2)系统调用来调用。 只有你想支持删除 inode 时才提供。
symlink: 由 symlink(2)系统调用来调用。 只有你想在自己的文件系统里支持符号链接时,
才需要提供该方法的实现。 多数情形下, 需要象 create 方法那样调用 d_instantiate()
函数。
mkdir: 由系统调用 mkdir(2)来调用。 只有你想在文件系统中支持创建子目录时, 才需要提供其实
现。 需要象 create 方法那样调用 d_instantiate()函数
rmdir: 由系统调用 rmdir(2)来调用。 只有想支持删除子目录时, 才需要。
mknod: 由系统调用 mknod(2)来调用, 以创建设备 inode 或者命名管道(FIFO)或者
socket。 只有你想支持创建这些类型的 inode 时, 你的文件系统才需要提供该方法的实现。
需要象 create 方法那样调用 d_instantiate()方法。
rename: 由系统调用 rename(2)来调用, 以重命名一个对象, 使之具有由第二个 inode 和
denrty 给定的父目录和名字。
follow_link: 由 VFS 调用, 以跟踪符号链接到它所指向的 inode。 只有你想支持符号链接
时才需要提供。 该方法返回了 void 型指针 cookie 传递给 put_link(), 参考下面的 put_link()
方法。
put_link: 由 VFS 调用, 来释放由 follow_link 方法申请的临时性资源。 由follow_link()返回的
cookie 作为最后一个参数传递给本方法。 由一些诸如 NFS 这样的文件系统使用, 因为在这样的文
件系统中, page cache 是不稳定的(亦即, 随着跟踪符号链接的过程中建立起的 page cache 可能在
跟踪的最后已经不存在了)。
truncate: 由 VFS 调用以改变文件的大小。 在调用本方法之前, VFS 先把 inode 的 i_size
域设为期望的值。 本方法主要由 truncate(2)系统调用等使用。
permission: 由 VFS 调用, 来检查 POSIX 类文件系统的访问权限。
setattr: 由 VFS 调用, 来设定文件的属性, 该方法主要由 chmod(2)等使用
getattr: 由 VFS 调用, 来设定文件的属性, 主要由 stat(2)等系统调用使用
setxattr: 由 VFS 调用, 来设置文件的扩展属性。 所谓扩展属性,就是和 inode 相关的一
对「名称-值」, 它是在 inode 分配的时候与之关联的。 由 setxattr(2)系统调用使用。
getxattr: 由 VFS 调用, 获取根据扩展属性的名称, 获取其值。 由 getxattr(2)系统调用
使用。
listxattr: 由 VFS 调用, 来列出给定文件的所有扩展属性。 给 listxattr(2)系统调用使用。
removexattr: 由 VFS 调用, 移除给定文件的扩展属性。 给 removexattr(2)系统调用使用。
地址空间对象(The Address Space Object)
======================================
地址空间对象用来对Page Cache中的页进行分组、管理。 它可以用来跟踪文件中的(或其他地方的)
页面，也可以用来跟踪文件映射到进程地址空间的映射区。
地址空间对象有多种用处，其关系有时并不紧密。 这些用处包括：计算内存的资源紧张程度，
根据地址来查找页面，跟踪那些标记为Dirty和Writeback的页面。
在这用处中，第一项可以独立于其他项单独使用。VM可以把脏页写入磁盘，从而使得它变为clean；
也可以释放clean页，以便重新使用它。 对脏页调用->writepage方法，和对clean页设置PagePrivate
并调用->releasepage方法，就可以达到这个目的。 没有被设置PagePrivate的Clean页面，如果又
没有外部的引用，可以直接释放，而不用通知它所属的地址空间对象。
为了做到这点，应该把页面放入一个LRU链表，每当页面被使用，就调用lru_cache_add和
mark_page_active。
正常情况下页面要位于基树(radix tree)中，由page结构的->index成员来索引。该基树为每个
页面维护了PG_Dirty和PG_Writeback的信息，这样，设置了这些标志的页面可以通过基树很快
找到。
Dirty标签主要是由mpage_writeages──默认的->writepages方法──使用的，用来寻找那么需要调用
->writepages方法的页面。 如果未使用mpage_writepages函数(亦即，地址空间提供了自己定义的
->writepages方法)，PAGECACHE_TAG_DIRTY标签就基本没用了。 write_inode_now和sync_inode函
数倒是会使用它(通过__sync_single_inode)，来检查->writepages方法是否成功把地址空间对象里
的所有脏页都写出去了。
Writeback标签由 filemap*_wait* 和 sync_page* 等函数使用(通过wait_on_page_writeback_range)，
以等待写回操作完成。 在等待的时候，会针对每个需要写回的页面调用->sync_page方法(如果定义了)。
地址空间对象的操作可能会给页面附加一些信息，使用'struct page'的'private'。 如果附加了这样
的信息，那么就应该设置页面的PG_Private标志，这样，各个VM子系统就会在相应的场合调用地址空
间对象的处理函数来处理这些附加信息。
地址空间对象是联系应用程序和磁盘存储的媒介。 数据是以页为单位，从存储读入地址空间的；而提供
给应用程序时，或者是拷贝该页，或者是对该页进行内存映射。 数据是由应用程序写入到地址空间的，
然后写回到磁盘存储--通常也是以页为单位，但实际上地址空间对写操作的大小有控制权。
读的过程很简单，只需要'readpage'方法；相对来说，写的过程要复杂的多，使用prepare_write/
commit_write或set_page_dirty来把数据写入到地址空间中，再使用writepage,sync_page和writepages
来把数据从地址空间中写入到磁盘存储上。
从地址空间中添加和删除页面，都必须得持有inode的i_mutex互斥锁。
当有数据写入页面，就应该页面的PG_Dirty标志。 该标志一直保持着，直到writepage请求把该页写回存
储--这回清除PG_Dirty标志，而设置PG_Writeback标志。只要PG_Dirty标志清除了，就可以往该页写数据，
在合适的时机PG_Writeback标志也会被清除。
Writeback使用了一个writeback_control结构。
address_space_operations结构
----------------------------
该结构描述了 VFS 如何把文件映射到 page cache 中。 例如在 2.6.16 内核中, 它有以下成
员:
struct address_space_operations {
int (*writepage)(struct page *page, struct writeback_control *wbc);
int (*readpage)(struct file *, struct page *);
int (*sync_page)(struct page *);
int (*writepages)(struct address_space *, struct writeback_control *);
int (*set_page_dirty)(struct page *page);
int (*readpages)(struct file *filp, struct address_space *mapping,
struct list_head *pages, unsigned nr_pages);
int (*prepare_write)(struct file *, struct page *, unsigned, unsigned);
int (*commit_write)(struct file *, struct page *, unsigned, unsigned);
sector_t (*bmap)(struct address_space *, sector_t);
int (*invalidatepage) (struct page *, unsigned long);
int (*releasepage) (struct page *, int);
ssize_t (*direct_IO)(int, struct kiocb *, const struct iovec *iov,
loff_t offset, unsigned long nr_segs);
struct page* (*get_xip_page)(struct address_space *, sector_t,
int);
/* migrate the contents of a page to the specified target */
int (*migratepage) (struct page *, struct page *);
};
writepage: 由 VM 用来把脏页写到磁盘上。 这可能是为了数据的完整性(亦即，'sync')，
或者是为了释放内存(flush)。二者的区别见wbc->sync_mode。
writepage方法调用前应保证PG_Dirty标志已清除，PageLocaked已设置。该方法应
调用writeout函数，并在写操作完成时设置PG_Writeback标志，并保证页面未被锁。
如果wbc->syn_mode的值为WB_SYNC_NONE， ->writepage方法就不必费力的完成工作，
它可以选择容易写的其他页面(例如，由于内部依赖的问题)。 如果它选择不调用
writeout函数，则应当返回AOP_WRITEPAGE_ACTIVE，以便VM不再对该页调用
->writepage方法了。
更多细节可以参考"Locking"文件。
readpage: 由 VM 用来从磁盘上读取页面。
当readpage方法应该在已经对页面加锁的情形下调用，而且函数完成时要把页面设置为
未锁状态，并标记为最新。 如果由于某种原因，->readpage方法需要解锁该页，它倒
也可以这么做，然后返回AOP_TRUNCATED_PAGE。 这种情况下，该页将被重定位、重新
加锁，都成功了再重新调用->readpage方法。
sync_page: VM 调用它来通知磁盘, 执行所有与某一页有关的正等待的 I/O 操作。 同一
address_space 中的其他页的 I/O 也可能被执行。
该方法是可选的，只有在等待writeback完成时才会调用，而且只针对那些设置了
PG_Writeback的页调用。
writepages; VM 调用, 把跟该 address_space 有关的页写到磁盘。 如果wbc->sync_mode
为WBC_SYNC_ALL，那么writeback_control将一系列的页面指定为需要写出去。如果是
WBC_SYNC_NONE，就要给一个nr_to_write值，有这么多的页面需要写出去。
如果未提供->writepages方法，那么就使用mpage_writepages函数。它会选择地址空间
对象中那些标记为脏的页面，并传给->write_page方法。
set_page_dirty: VM调用它把某页标记为脏。
如果一个地址空间对象给页面附加了数据，且当页面变脏时那些数据需要更新，那么就需要
本方法了。 例如，当一个内存映射的页被修改了，本方法就被调用。
如果提供了本方法，它需要设置页的PageDirty标志，也设置基树的PAGECACHE_TAG_DIRTY
标签。
readpages: VM 调用, 从磁盘上读取跟该 address_space 有关的页。
基本可以说本方法就是readpage方法的向量化版本(a vector version of readpage)。
readpage方法只读一个页面，而本方法读多个页面。
readpages方法只用与预读(read-ahead)，所以其错误可以被忽略，不管什么地方出错
了，只管放弃，没问题的。
prepare_write: 在通用写操作路径中, VM 调用它来设置跟页有关的写请求。
commit_write: 在通用写操作路径中, VM 调用它来把页写入到磁盘上。
bmap: VFS 调用它, 把对象内的逻辑偏移映射到物理块号上。 传统的 FIBMAP ioctl 系统调
用使用该函数, 其他场合不赞成使用该函数。
invalidatepage: Vm 调用它,断开某页与其 address_space 的映射关系。
releasepage: VFS 调用它, 释放页中特定于文件系统的元数据。
direct_IO: VM 为直接 I/O 的读/写操作调用它
get_xip_page: VM 调用它, 把块号转换成页。 在相关的文件系统卸载之前, 该页保持有
效。 那些想实现「适当执行」(execute-in-place,XIP)的文件系统需要提供该方法的实现。
在 fs/ext2/xip.c 文件中可以找到例子。
文件对象(The File Object)
=========================
一个文件对象, 代表了进程的一个打开文件。
file_operations 结构
--------------------
该结构描述了 VFS 如何操作一个打开的文件。 例如在内核 2.6.13 中, 它有如下成员:
struct file_operations {
loff_t (*llseek) (struct file *, loff_t, int);
ssize_t (*read) (struct file *, char __user *, size_t, loff_t *);
ssize_t (*aio_read) (struct kiocb *, char __user *, size_t, loff_t);
ssize_t (*write) (struct file *, const char __user *, size_t, loff_t *);
ssize_t (*aio_write) (struct kiocb *, const char __user *, 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);
long (*unlocked_ioctl) (struct file *, unsigned int, unsigned long);
long (*compat_ioctl) (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 (*aio_fsync) (struct kiocb *, 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 (*sendfile) (struct file *, loff_t *, size_t, read_actor_t, void
*);
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);
int (*check_flags)(int);
int (*dir_notify)(struct file *filp, unsigned long arg);
int (*flock) (struct file *, int, struct file_lock *);
};
除非特别说明, 否则这些方法都可以在不加锁的情况下调用。
llseek: VFS 想移动文件的读写位置指针时调用
read: 由 read(2)及其它相关系统调用调用
aio_read: 由 io_submit(2)及其他异步 I/O 操作调用
write: 由 write(2)及相关系统调用调用
aio_write: 由 io_submit(2)及其他异步 I/O 操作调用
readdir: VFS 想读取目录内容时调用
poll: VFS 调用。 调用的时机为: 当进程想检查某一文件上是否出现特定特征, 并且
(可选地)阻塞, 直到所等待特征出现。 给 select(2)和 poll(2)系统调用使用。
ioctl: 由 ioctl(2)调用
unlocked_ioctl: 由 ioctl(2)调用。 那些并不获取 BKL(译注:Big Kernel Lock, 大内核
锁,一种同一时刻只允许一个 CPU 在内核态、允许递归获取的锁,详见 lib/kernel_lock.c
代码注释)
compat_ioctl: 由 ioctl(2)调用。 调用时机为: 在 64 位内核上执行 32 位的 ioctl 系统调用。
mmap: 由 mmap(2)调用
open: 当 VFS 想打开一个 inode 时调用。 VFS 打开文件时, 先创建一个新的 struct file, 然后
调用该 file 结构的 open 方法。 嗯, 你可能会想:open 方法为什么不放在
struct inode_operations 里呢? 可能这种想法也有道理, 但我觉得象内核这样设计, 可以简
化文件系统的实现。 并且, 该 open()方法适合初始化 file 结构的"private_data"成员──如
果你想让该成员指向某个设备的数据结构。
flush: 由 close(2)调用, 来冲刷文件。
release: 当最后一个对 file 结构的指向也被关闭时调用
fsync: 由 fsync(2)调用
fasync: 由 fcntl(2)调用, 前提是该 file 的异步(非阻塞)模式已被激活
lock: 由带 F_GETLK,F_SETLK 和 F_SETLKW 命令的 fcntl(2)调用
readv: 由 readv(2)调用
writev: 由 writev(2)调用
sendfile: 由 sendfile(2)调用
get_unmapped_aera: 由 mmap(2)调用
check_flags: 由带 F_SETFL 命令的 fcntl(2)调用
dir_notify: 由带 F_NOTIFY 命令的 fcntl(2)调用
flock: 由 flock(2)调用
注意, 文件操作的这些方法, 是由其 inode 所在的分区的文件系统来实现的。 当打开一
个设备文件(字符设备或块设备特殊文件)时, 多数文件系统会调用 VFS 的一些例程来定
位该设备所属的驱动程序信息。 这些例程将用设备驱动程序中实现的的 file operations
替换文件系统中实现的的那个, 并继续调用新的 open 方法, 这是「为什么打开文件系统
中的设备文件,会最终导致调用设备驱动中的 open()方法」的原因。
目录项 Cache(Directory Entry Cache, dcache)
===========================================
dentry_operations 结构
----------------------
该结构描述了一个文件系统如何重载标准的 dentry 操作集。 Dentry 和 dcache 是 VFS 和具
体文件系统实现的概念, 设备驱动程序就和他们不搭边了。 这些方法可以被置为 NULL,
因为它们是可选的, 如果你不实现, VFS 就使用默认的。 例如 2.6.13 内核中, 该结构有
如下成员:
struct dentry_operations {
int (*d_revalidate)(struct dentry *, struct nameidata *);
int (*d_hash) (struct dentry *, struct qstr *);
int (*d_compare) (struct dentry *, struct qstr *, struct qstr *);
int (*d_delete)(struct dentry *);
void (*d_release)(struct dentry *);
void (*d_iput)(struct dentry *, struct inode *);
};
d_revalidate: 当 VFS 想重新使一个 dentry 有效时调用, 这一般发生在某次查找中在dcache
中找到了 dentry。 多数文件系统会把这个方法置为 NULL, 因为它们留在 dache 中的
dentry 还是有效的。
d_hash: 当 VFS 把一个 dentry 加入到哈希表中时调用
d_compare: 比较两个 dentry 时调用
d_delete: 当 dentry 的最后一个引用被删除时调用。 这意味着没有人在使用这个 dentry
了, 但它依然是有效的, 并且在 dcache 中。
d_release: 当 dentry 真正被销毁时调用。
d_input: 当一个 denrty 失去了它所属的 inode 时(正好在 dentry 被销毁之前)调用。
如果这个方法置为 NULL, VFS 就会调用 iput(); 如果你自己定义了该方法, 必须在自己
的实现中调用 iput()。
每个 dentry 含有一个指向父 dentry 的指针, 还有一个所有子 dentries 的哈希链表。 基
本上, 子 dentries 就象目录中的文件一样。
Dcache API
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内核中定义了许多函数, 供文件系统来操作 dentries:
dget: 打开一个已存在的 dentry 的句柄(在这里,只是增加引用计数而已)
dput: 关闭 dentry 的一个句柄(减少引用计数)。 如果引用计数减到了 0, 就调用
d_delete 方法, 把该 dentry 置入「未使用」队列。 「把 dentry 置入未使用队列」意味着,
如果内存不够用了, 将遍历「未使用队列」并调用 deallocates 方法来销毁 dentries,
以腾出内存。 如果 dentry 已经是「unhashed」(译注:指不在父 dentry 的 hash 链中)且
引用计数为 0, 这时候调用 d_delete 方法然后销毁它。
d_drop: 该方法把一个 dentry 从它的父 dentry 的 hash 链中脱链。 如果它的引用计数变为
0, 随后的调用 dput()将销毁该 dentry。
d_delete: 删除一个 dentry。 如果该 dentry 没有其他的引用了, 则变为「负的 dentry」
并调用 d_iput()方法; 如果还有其他引用, 就不走这些而调用 d_drop()。
d_add: 把一个 dentry 放入它的父 dentry 的哈希链表, 并调用 d_instantiate()。
d_instantiate: 把一个 dentry 链入 inode 的「别名哈希链表」并更新 d_inode 域。 inode
结构的i_count 域应该被设置/增加。 如果 dentry 不和任何 inode 关联, 则它就是一个
「负的 dentry」。 该函数一般在为负的 dentry 新创建一个 inode 时调用。
d_lookup: 给出父 dentry 和名字等信息, 在 dcache 哈希表中查找一个 dentry。 如果找到,
增加其引用计数并返回其地址。 调用者在使用完毕时, 必须调用 d_put()方法来释放
dentry。
关于访问 dentry 时加锁的更多信息, 请参考文档 Documentation/filesystems/dentry-locking.txt。
资源列表
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(注意并非所有资源都适合最新版本的内核)
Creating Linux virtual filesystems. 2002
<http://lwn.net/Articles/13325/>
The Linux Virtual File-system Layer by Neil Brown. 1999
< http://www.cse.unsw.edu.au/~neilb/oss/linux-commentary/vfs.html <http://www.cse.unsw.edu.au/~neilb/oss/linux-commentary/vfs.html> >
A tour of the Linux VFS by Michael K. Johnson. 1996
<http://www.tldp.org/LDP/khg/HyperNews/get/fs/vfstour.html <http://www.tldp.org/LDP/khg/HyperNews/get/fs/vfstour.html> >
A small trail through the Linux kernel by Andries Brouwer. 2001
<http://www.win.tue.nl/~aeb/linux/vfs/trail.html>
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