VFS文件系统结构分析

VFS是Linux非常核心的一个概念,linux下的大部分操作都要用到VFS的相关功能。这里从使用者的角度,对VFS进行了简单说明。使用者不但需要知道Linux下有哪些文件操作的函数,还需要对VFS的结构有一个比较清晰的了解,才能更好的使用它。例如hard link 与symbolic,如果没有VFS结构的相了解,就无法搞清楚如何使用它们。

本文首先是建立了一个简单的目录模型,然后介绍该目录在VFS的结构,最终总结出如何使用各个文件操作函数。

本着简单使用的原则,主要使用了分析加猜测的方法。鉴于本人水平有限,文中不免会有些错误。欢迎各位读者理性阅读,大胆批判。您的批判是我进步的动力。

目录

1    目录模型
2    VFS的概念
3    VFS的构建
4    VFS的结构
5    Dentry cache
6    无denty时定位文件
7    有dentry时定位文件
8    Symbolic link
9    hard link
10    进程对文件的管理
11    open的过程
12    open与dup
13    Fork对打开文件的影响
14    文件操作函数解析

1    目录模型

以下面的目录为例。

vfs1

dir为第一级目录,dir中有subdir0与subdir1两个子目录与一个文件file0。“subdir0”中有两个文件file1与file0。subdir1中有一个文件file3。

2     VFS的概念

VFS是Linux中的一个虚拟文件文件系统,也称为虚拟文件系统交换层(Virtual Filesystem Switch)。它为应用程序员提供一层抽象,屏蔽底层各种文件系统的差异。如下图所示:

vfs2

不同的文件系统,如Ext2/3、XFS、FAT32等,具有不同的结构,假如用户调用open等文件IO函数去打开文件,具体的实现会非常不同。为了屏蔽这种差异,Linux引入了VFS的概念。相当于是Linux自建了一个新的贮存在内存中的文件系统。所有其他文件系统都需要先转换成VFS的结构才能为用户所调用。

3    VFS的构建

所谓VFS的构建就是加载实际文件系统的过程,也就是mount被调用的过程。如下图所示,以mount一个ext2的文件系统为例。

这是一个经过简化的Ext2磁盘结构,只是用于说明用它构建VFS的基本过程。

mount命令的一般形式为:mount /dev/sdb1 /mnt/mysdb1

/dev/sdb1是设备名,/mnt/mysdb1是挂载点。

vfs3

VFS文件系统的基本结构是dentry结构体与inode结构体。

Dentry代表一个文件目录中的一个点,可以是目录也可以是文件。

Inode代表一个在磁盘上的文件,它与磁盘文件一一对应。

Inode与dentry不一定一一对应,一个inode可能会对应多个dentry项。(hard link)

Mount时,linux首先找到磁盘分区的super block,然后通过解析磁盘的inode table与file data,构建出自己的dentry列表与indoe列表。

需要注意的是,VFS实际上是按照Ext的方式进行构建的,所以两者非常相似(毕竟Ext是Linux的原生文件系统)。

比如inode节点,Ext与VFS中都把文件管理结构称为inode,但实际上它们是不一样的。Ext的inode节点在磁盘上;VFS的inode节点在内存里。Ext-inode中的一些成员变量其实是没有用的,如引用计数等。保留它们的目的是为了与vfs-node保持一致。这样在用ext-inode节点构造vfs-inode节点时,就不需要一个一个赋值,只需一次内存拷贝即可。

如果是非EXT格式的磁盘,就没有这么幸运了,所以mount非EXT磁盘会慢一些。

4     VFS的结构

构建出VFS文件系统后,下一步是把第一节中提到的目录模型映射到VFS结构体系中。

上文提到了VFS主要由denty与inode构成。Dentry用于维护VFS的目录结构,每个dentry项就代表着我们用ls时看的的一项(每个目录和每个文件都对应着一个dentry项)。Inode为文件节点,它与文件一一对应。Linux中,目录也是一种文件,所以dentry也会对应一个inode节点。

下图是第一节中的目录模型在VFS中的结构。

vfs4

5     Dentry cache

每个文件都要对应一个inode节点与至少一个dentry项。假设我们有一个100G的硬盘,上面写满了空文件,那个需要多少内存才能重建VFS呢?

文件最少要占用1个block(一般是4K)。假一个dentry与一个inode需要100byte,则dentry与inode需要占用1/40的空间。1G硬盘则需要2.5G空间。最近都开始换装1T硬盘了,需要 25G的内存才能放下inode与dentry,相信没有几台电脑可以承受。

为了避免资源浪费,VFS采用了dentry cache的设计。

当有用户用ls命令查看某一个目录或用open命令打开一个文件时,VFS会为这里用的每个目录项与文件建立dentry项与inode,即“按需创建”。然后维护一个LRU(Least Recently Used)列表,当Linux认为VFS占用太多资源时,VFS会释放掉长时间没有被使用的dentry项与inode项。

需要注意的是:这里的建立于释放是从内存占用的角度看。从Linux角度看,dentry与inode是VFS中固有的东西。所不同的只是VFS是否把dentry与inode读到了内存中。对于Ext2/3文件系统,构建dentry与inode的过程非常简单,但对于其他文件系统,则会慢得多。

了解了Dentry cache的概念,才能明白为何下面会有两种定位文件的方式。

6     无denty时定位文件

因为上面提到的Denty Cache,VFS并不能保证随时都有dentry项与inode项可用。下面是无dentry项与inode项时的定位方式。

为了简化问题,这里假设已经找到了dir的dentry项(找到dentry的过程会在后面讲解)。

首先,通过dir对应的dentry0找到inode0节点,有了inode节点就可以读取目录中的信息。其中包含了该目录包含的下一级目录与文件文件列表,包括name与inode号。实际上用ls命令查看的就是这些信息。“ls -i”会显示出文件的inode号。

>  ls -i

975248 subdir0  975247 subdir1   975251 file0

然后,根据通过根据subdir0对应的inode号重建inode2,并通过文件数据(目录也是文件)与inode2重建subdir0的dentry节点:dentry1。

>  ls -i

975311 file1 975312 file2

接着,根据file1对应的inode号重建inode4,并通过文件数据与inode4重建file1的dentry节点。

最后,就可以通过inode4节点访问文件了。

vfs5

注意:文件对应的inode号是确定的,只是inode结构体需要重新构造。

7     有dentry时定位文件

一旦在Dentry cache中建立了dentry项,下次访问就很方便了。

Dentry中的一个关键变量是d_subdirs,它保存了下一级目录的列表,用于快速定位文件。

首先,在代表dir目录的dentry0的d_subdirs中查找名字为“subdir0”的dentry项,找到了dentry1。

然后在dentry1中查找名字为“file1”的dentry项,然后找到了file1对应的dentry项,

最后通过file1对应的dentry项获得file1对应的inode4。

与无dentry项时比较,有dentry项时的操作精简了许多。

vfs5

8     Symbolic link

建立symboliclink的命令为:ln -s 源文件目标文件

Linux中的symbolic link类似于Windows系统中的快捷方式。如下图所示,symlink1是指向file1的symbolic link。symlink1本身也是文件,因此有自己独立的inode节点。symlink中实际存储的是源文件的相对路径。

大部分文件操作会直接对symbolic link指向的目标进行操作,比如open(“symlikn1”),实际上打开的是file3。

vfs6

如果file3不在会发生什么事情呢?open函数照样会按照symlink1中的文件路径打开文件。但file3不存在,因此会报错说文件不存在。

vfs7

9     hard link

Linux除了symbolic link,还有hard link的概念。

Hard link建立实际上是dentry项的一个拷贝,它们都指向同一个inode节点。当我们使用write改写file1的内容时,hardlink1的内容也会被改写,因为所以实际上它们是同一个文件。

如下图所示,hardlink1是file1的一个hard link。它们都指向同一个inode1节点。Inode1中有一个计数器,用于记录有几个dentry项指向它。删除任意一个dentry项都不会导致inode1的删除。只有所有指向inode1的dentry都被删除了,inode1才会被删除。

他们实际从某种意义上讲,所有dentry项都是hard link。

vfs8

 

10  进程对文件的管理

进程控制块task_struct中有两个变量与文件有关:fs与files。

files中存储着root与pwd两个指向dentry项的指针。用户定路径时,绝对路径会通过root进行定位;相对路径会的通过pwd进行定位。(一个进程的root不一定是文件系统的根目录。比如ftp进程的根目录不是文件系统的根目录,这样才能保证用户只能访问ftp目录下的内容)

fs是一个file object列表,其中每一个节点对应着一个被打开了的文件。当进程定位到文件时,会构造一个file object,并通过f_inode 关联到inode节点。文件关闭时(close),进程会释放对应对应file object。File object中的f_mode是打开时选择的权限,f_pos为读写位置。当打开同一个文件多次时,每次都会构造一个新的file object。每个file object中有独立的f_mode与f_pos。

vfs9

11    open的过程

打开文件涉及到里一系列的结构调整,这里分步骤进行说明:

首先建立一个文件管理结构,如下图所示,该进程已经打开了两个文件,接下来我们再打开一个新文件。

vfs10

 

第一步:找到文件;

从上文中能定位到我们文件的inode节点,找到了inode节点也就找到了文件。

vfs11

第二步:建立file object;

建立一个新的file object对象,放入file object对象列表,并把它指向inode节点。

vfs12

第三步:建立file descriptor

file descriptor就是进程控制块task_struct中files中维护的fd_array。因为是数组,所以file descriptor实际上已经预先分配好空间了,这里这是需要把某个空闲的file descriptor与file object关联起来。这个file descriptor在数组中的索引号就是open文件时得到的文件fd。

vfs13

12     open与dup

同一个文件是可以open多次的,结构如下图所示。每次open都会建立一个新的file descriptor与file object。然后指向同一个文件的inode节点。下图中,假设open的文件与fd1指向的是同一个文件,则新创建的file object 2与fd1的file  object 2会指向同一个inode2节点。

vfs14

Linux还提供了dup功能,用于复制file descriptor。使用dup不会建立新的非file object,所以新建立的file descriptor会与原filedescriptor同时指向同一个file object。下图中,我们通过dup(fd1)得到了fd2,则fd2与fd1指向了同一个file object2。

vfs15

两次open后由于会生成新的object,所以文件读写属性、文件读写位置(f_pos)等信息都是独立的。使用dup复制file descriptor后,由于没有独立的object,所以修改某个fd的属性或文件读写位置后,另一个fd也会随之变化。

13     Fork对打开文件的影响

Dup的操作与fork一个子进程时的操作类似。

下图是已有父进程的文件结构:

vfs16

使用fork后的结构如下。同样是没有创建新的file object,因此当对parent process中的fd1进行文件指针的移动时(如读写),child process中的fd1也会受影响。也即是说opened files list不是进程的一部分,因此不会被复制。Opened files list应该是一个全局性的资源链表,进程维护的是一个指针列表fd table,所以被复制的只是指针列表fd table,而不是opened files list。

vfs17

14  文件操作函数解析

通过上面的分析,可以对各个函数的作用域与使用方式有更清晰的了解。下面列出了常用的文件操作:

函数名 作用对象 说明
creat dentry, inode 创建文件时会创建新的dentry与inode
open file object 如果文件不存在,且有O_CREAT参数,则会先调用creat
close file object 删除file object,但不会删除文件。
state/lstate inode 读取inode的内容。如果目标是symbolic link,stat会读取symbolic link指向的内容;lstat则会读取symbolic link文件本身。
chmod file object 改变file object中的f_mode
chown/lchown file object 改变file object中的f_uid与f_gid
truncate inode 改变文件长度。
read file object 读文件会改变file object中的f_pos
write file object,inode 写文件改变file object中的f_pos的同时也会改变文件内容与更新修改时间。
dup file object 建立一个新的file descriptor,指向同一个file object项
seek/lseek file object 改变file object中的f_pos
link dentry 创建新的dentry项,指向同一个inode节点。
unlink dentry 删除一个dentry项。如果该dentry指向的inode节点没有被其他dentry项使用,则删除inode节点与磁盘文件。
rename dentry 修改dentry相中的d_name
readlink ———– read无法读取symbolic link 文件的内容,需要使用readlink读取
symlink dentry, inode 作用与creat类似,但创建的文件属性为symbolic link。

注:磁盘文件与inode节点一一对应,所以在表中不再单独列出磁盘文件。

参考文件:
Advanced Programming in the UNIX Environment (3rd) W. Richard Stevens & Stephen A. Rago
Understanding the Linux Kernel (3rd) Daniel P. Bovet & Marco Cesati

本文乃fireaxe原创,使用GPL发布,可以自由拷贝,转载。但转载请保持文档的完整性,并注明原作者及原链接。内容可任意使用,但对因使用该内容引起的后果不做任何保证。
作者:fireaxe_hq@hotmail.com
博客:fireaxe.blog.chinaunix.net

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