linux文件系统实现原理简述

[摘要]

[背景]

[正文]

[总结]

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【摘要】

本文将以jffs2文件系统的访问过程为例，从全局视角，介绍一下linux文件系统的实现机理。本文不追求细节实现，旨在通过访问过程，把文件系统的基本原理尽量全面地展现在大家面前。

【背景】

1 为日后回顾方便。

2 很多朋友想了解文件系统的实现原理，但不知道如何入门，希望本文能有一点帮助。

【正文】

用户要访问一个文件系统，通俗说即是读写一个文件。最先要做的是挂载相应的文件系统，无论是根文件系统还是普通文件系统都需要挂载。所以如果从应用角度出发，应该从mount开始介绍。不过，文件系统的一些基本信息是在内核启动过程就初始完成的，所以首先简单介绍一下文件系统的初始化过程。

本文虽然已jffs2文件系统为例进行介绍，但是很多内容在其他类型文件系统中也是大同小异，很多原理可以类推过去。

文件系统的初始化过程。

以jffs2为例介绍：

关键函数：init_jffs2_fs->register_filesystem(&jffs2_fs_type);  

ps:如果是其他文件系统：register_filesystem(&ubifs_fs_type);  

static struct file_system_type jffs2_fs_type = {                             .owner=       THIS_MODULE,                             .name=                  "jffs2",                             .mount=      jffs2_mount,                             .kill_sb=       jffs2_kill_sb,};

linux系统中mount的实现过程:

通过kernel源码的分析，可以知道mount过程中初始了哪些日后访问文件系统所必须的信息，如文件结点inode，超级块super block等。学习文件系统的实现原理，也可以从mount的实现作为切入点。

1 VFS中mount的实现。

我们知道访问一个真实的文件系统必须经过VFS,所以在此简单介绍下。

VFS中mount过程:namespace.c

1.1 关键函数：sys_mount->do_mount->do_new_mount->vfs_kern_mount->mount_fs

long do_mount(const char *dev_name, const char __user *dir_name,  const char *type_page, unsigned long flags, void *data_page){/*ubifs中使用的user_path接口，和kern_path具有相同功能；dirname是挂载目录，比如挂载到/mnt/test目录，则此处dirname="/mnt/test";通过如下调用kern_path->filename_loopup->path_loopupat找到struct path，kern_path()找到挂载点的目录项,即此时path.dentry->d_iname=test;此时nd->path.mnt->mnt_root->d_iname="/",根目录超级块是SQUASHFS_MAGIC类型,nd->path.mnt->mnt_sb->s_magic是根目录对应的超级块;ps:current->fs->root.dentry->d_iname='/';*/  retval=user_path(dir_name, &path);/*根据不同文件系统实现挂载，如：jffs2_mount,ubifs_mount等主要功能是实现super_block申请及初始化。注意此时path.dentry是要挂载到目录 的目录项*/  retval = do_new_mount(&path, type_page, flags, mnt_flags,          dev_name, data_page);}

1.2 sys_mount->do_mount->do_new_mount->vfs_kern_mount->mount_fs

static int do_new_mount(struct path *path, const char *fstype, int flags,   int mnt_flags, const char *name, void *data){ struct file_system_type *type; struct user_namespace *user_ns = current->nsproxy->mnt_ns->user_ns; struct vfsmount *mnt; int err; if (!fstype)  return -EINVAL; /*根据"mount -t jffs2 "指定的文件系统类型jffs2找到jffs2_fs_type */ type = get_fs_type(fstype); if (!type)  return -ENODEV; if (user_ns != &init_user_ns) {  if (!(type->fs_flags & FS_USERNS_MOUNT)) {   put_filesystem(type);   return -EPERM;  }  if (!(type->fs_flags & FS_USERNS_DEV_MOUNT)) {   flags |= MS_NODEV;   mnt_flags |= MNT_NODEV | MNT_LOCK_NODEV;  }  if (type->fs_flags & FS_USERNS_VISIBLE) {   if (!fs_fully_visible(type, &mnt_flags))    return -EPERM;  } } /* 由此调用下去，会调用到真正的文件系统mount函数,如：jffs2_mount()/ubifs_mount()等 jffs2_mount/ubifs_mount中申请到的超级块，该超级块对应的根目录项、根inode都赋值给了mnt，详见vfs_kern_mount中实现。此时：mnt->mnt_root->d_iname="/",这个目录项是此次mount过程创建的超级块对应的根目录项，和根文件系统的"/"对应根目录项不是同一个，只是名字相同。即：此处的mnt->mnt_root与do_mount->user_path()中的path.mnt->mnt_root，不是同一个根目录项(前者是要挂载的目录所在超级块的根目录，如挂载到/mnt/test,则超级块对应根文件系统，是squashfs类型的，而后者是挂载时创建的超级块的根目录项，文件系统类型是挂载时mount -t 参数指定的).但根目录项的名字相同（都是‘/’）.*/ mnt = vfs_kern_mount(type, flags, name, data); if (!IS_ERR(mnt) && (type->fs_flags & FS_HAS_SUBTYPE) &&     !mnt->mnt_sb->s_subtype)  mnt = fs_set_subtype(mnt, fstype); put_filesystem(type); if (IS_ERR(mnt))  return PTR_ERR(mnt); err = do_add_mount(real_mount(mnt), path, mnt_flags); if (err)  mntput(mnt); return err;}

1.3 sys_mount->do_mount->do_new_mount->vfs_kern_mount->mount_fs

struct vfsmount *vfs_kern_mount(struct file_system_type *type, int flags, const char *name, void *data){ struct mount *mnt; struct dentry *root; if (!type)  return ERR_PTR(-ENODEV); mnt = alloc_vfsmnt(name); if (!mnt)  return ERR_PTR(-ENOMEM); if (flags & MS_KERNMOUNT)  mnt->mnt.mnt_flags = MNT_INTERNAL; /*   该函数创建超级块及该超级块的根目录项和根inode.  注意此处mount_fs中返回的是目录项sb->s_root,可以在后文看到sb->s_root目录项是指向 '/' */ root = mount_fs(type, flags, name, data); if (IS_ERR(root)) {  mnt_free_id(mnt);  free_vfsmnt(mnt);  return ERR_CAST(root); } /*把此次mount过程创建的超级块对应的根目录项dentry，根inode和超级块，都赋值给vfsmount ，并讲vfsmount返回到上级调用函数do_new_mount此时：mnt->mnt_root->d_iname="/",这个目录项是此次mount过程创建的超级块对应的根目录项，和根文件系统的"/"对应根目录项不是同一个，只是名字相同。即：此处的mnt->mnt_root与do_mount->user_path()中的path.mnt->mnt_root，不是同一个根目录项(前者是要挂载的目录所在超级块的根目录，如挂载到/mnt/test,则超级块对应根文件系统，是squashfs类型的，而后者是挂载时创建的超级块的根目录项，文件系统类型是挂载时mount -t 参数指定的).但根目录项的名字相同（都是‘/’）*/ mnt->mnt.mnt_root = root; mnt->mnt.mnt_sb = root->d_sb; mnt->mnt_mountpoint = mnt->mnt.mnt_root; mnt->mnt_parent = mnt; lock_mount_hash(); list_add_tail(&mnt->mnt_instance, &root->d_sb->s_mounts); unlock_mount_hash(); return &mnt->mnt;}

1.4 sys_mount->do_mount->do_new_mount->vfs_kern_mount->mount_fs  ：

创建超级块及超级块对应的根目录项. 每个超级块都对应根目录项（目录项名即dentry->d_iname="/"）和根节点(inode->i_ino=1);

struct dentry *mount_fs(struct file_system_type *type, int flags, const char *name, void *data){ struct dentry *root; struct super_block *sb;/*从VFS中的mount调用真实文件系统的jffs2_fs_type->mount=jffs2_mount 创建super_block: sget(fs_type, get_sb_mtd_compare,get_sb_mtd_set, flags, mtd);此时name为mount命令中诸如/dev/mtdblock7的设备名;注意：1）此时type->mount的返回值root是目录项dentry：sb->s_root,而超级块sb是在jffs2_mount->mount_mtd_aux->sget中创建的，sb->s_root目录项在jffs2_mount->jffs2_fill_super中初始化2）而对于ubifs文件系统：sb是在ubifs_mount->sget中创建，sb->s_root是在ubifs_mount->ubifs_fill_super中初始化。*/  root= type->mount(type, flags, name, data);  return root;} 

2 文件系统中的mount。

关键函数：mount_fs->jffs2_mount –>mount_mtd_aux

mount_mtd_aux函数主要完成超级块的申请及初始化

ps: ubifs文件系统中直接在ubifs_mount中完成mount_mtd_aux的功能

static dentry *mount_mtd_aux(){/* 申请super_block */sb=sget();/*jffs2_fill_super中初始化super_block;同理：ubifs_fill_super中初始化super_block;*/fii_super();/*返回值root是目录项dentry：sb->s_root,而超级块sb是在jffs2_mount->mount_mtd_aux->sget中创建的，sb->s_root目录项在jffs2_mount->jffs2_fill_super中初始化*/return dget(sb->s_root);}

关键函数：jffs2_mount –>mount_mtd_aux–>jffs2_fill_super

ffs2_fill_super系列调用中初始化超级块的基本信息，如：mtd_info（与flash驱动建立关系）, s_magic（区分不同文件系统）、struct jffs2_sb_info s_fs_info（该成员记录文件系统超级快的基本信息，文件系统操作过程会经常用到struct super_block->s_fs_info）等。下面开始介绍。

2.1 jffs2_fill_super中初始化struct super_block超级块的基本信息

static int jffs2_fill_super(struct super_block *sb, void *data, int silent){ struct jffs2_sb_info *c; int ret; c = kzalloc(sizeof(*c), GFP_KERNEL); if (!c)  return -ENOMEM; c->mtd = sb->s_mtd; c->os_priv = sb; /* s_fs_info与文件系统类型相关，不同文件系统该信息不同，但都保存到超级块的sb->s_fs_info中. 这部分信息很重要，文件系统中经常用到。 */ sb->s_fs_info = c; ret = jffs2_parse_options(c, data); if (ret) {  kfree(c);  return -EINVAL; } /* Initialize JFFS2 superblock locks, the further initialization will  * be done later */ mutex_init(&c->alloc_sem); mutex_init(&c->erase_free_sem); init_waitqueue_head(&c->erase_wait); init_waitqueue_head(&c->inocache_wq); spin_lock_init(&c->erase_completion_lock); spin_lock_init(&c->inocache_lock); /*初始化super_block的s_op项,sb->s_op= &jffs2_super_operations;*/ sb->s_op = &jffs2_super_operations; sb->s_export_op = &jffs2_export_ops; sb->s_flags = sb->s_flags | MS_NOATIME; sb->s_xattr = jffs2_xattr_handlers; /* 关键函数：jffs2_mount–>jffs2_fill_super->jffs2_do_fill_super(); 初始化struct jffs2_sb_info s_fs_info（该成员记录文件系统超级快的基本信息， 文件系统操作过程会经常用到struct super_block->s_fs_info）等 */ ret = jffs2_do_fill_super(sb, data, silent); return ret;}

初始化super_block的s_op项,sb->s_op= &jffs2_super_operations:

static const struct super_operationsjffs2_super_operations ={        ……        .alloc_inode= jffs2_alloc_inode,）

2.2 初始化挂载的超级块的根inode及目录项。

jffs2_mount –>jffs2_fill_super->jffs2_do_fill_super

初始化 sb->s_root目录项和对应的inode,ubifs中在ubifs_fill_super函数中完成该功能。

int jffs2_do_fill_super(struct super_block*sb, void *data, int silent){/*该函数能够查询特定超级块下指定inode number的inode。如果inode number不存在，则创建新的inode，并将inode number赋值给新的inode.一般来说系统都用类似的jffs2_iget->iget_locked/ubifs_iget->iget_locked来创建新inode，或查询已存在的inode。每个超级块都存在一个root inode,其中结点号是inode->i_ino=1，返回值是超级块的根节点inode。*/root_i= jffs2_iget(sb, 1);/*每个超级块都存在一个root inode对应的目录项dentry,其中结点号是dentry->d_iname="/" */sb->s_root= d_make_root(root_i);/*超级块的魔数等信息*/sb->s_magic=JFFS2_SUPER_MAGIC;/*此过程开启了关键线程如下，完成真实的写flash操作*/if (!(sb->s_flags & MS_RDONLY))                  jffs2_start_garbage_collect_thread(c);return0;}

文件系统创建inode

jffs2_mount –>jffs2_fill_super->jffs2_do_fill_super->jffs2_iget()

struct inode *jffs2_iget(struct super_block *sb, unsigned long ino){inode->i_fop = jffs2_file_operations;}

ps：系统中jffs2_file_operations的定义如下：

const struct file_operations jffs2_file_operations={        .llseek=  generic_file_llseek,        .open=             generic_file_open,       .read =              do_sync_read,       .aio_read =      generic_file_aio_read,       .write =   do_sync_write,       .aio_write =    generic_file_aio_write,        .unlocked_ioctl=jffs2_ioctl,        .mmap=          generic_file_readonly_mmap,        .fsync=   jffs2_fsync,        .splice_read= generic_file_splice_read,};

至此，完成了mount过程的介绍，简要回顾一下，mount过程系统都做了什么？

1> 创建了超级块super_bock，这个超级块类型为mount -t指定的类型。在诸如：jffs2_fill_super->jffs2_do_fill_super中完成.

2> 为新创建的超级块创建根目录项(dentry->d_iname=“/”)和相应的inode(i_ino=1),即：每次mount对应创建一个超级块，每个超级块都有一个名为"/"的根目录项，

和一个inode->i_ino=1的inode。在诸如：jffs2_fill_super->jffs2_do_fill_super函数中完成.

3> 将2中新创建的根目录项和根inode赋值给vfsmount变量(vfs_kern_mount函数中完成)，并在do_new_mount->do_add_mount系列函数中对vfsmount进行管理。

4> 以后如果在mount挂载到的目录下创建文件或目录，都是基于mount挂载过程中创建的超级块进行操作。

3 文件的访问。

访问文件时，文件结构struct file,超级块结构super_block，inode结构,目录项dentry和address_space结构是重要的。

3.1 struct file文件的初始化。

文件初始化过程是在文件的打开过程中完成的，可以参考另一篇博文：linux文件系统中文件权限管理 

1）读写一个文件时都是通过文件句柄fd找到 struct file，然后在通过file操作方法进行操作，那么file是何时创建的呢？

一般来说是open过程创建的struct file并绑定一个fd，如此后续读写操作可根据fd找file，而file的操作方法在finish_open->do_dentry_open中实现

file.f_op=inode.i_fop;如jffs2文件系统中的inode.i_fop=jffs2_file_operations ;

2） 其实，文件的访问过程最重要的是文件的打开，即open过程，open时把大多数资源都初始化好，read、write等过程直接使用open是初始的一些信息即可，这些信息都是通过struct file结构绑定到fd上，从open传递到read,write等文件操作函数中的。

3）如何通过struct file结构体，找到文件的super_block,inode和address_space

struct address_space *mapping = file->f_mapping;--打开文件时do_dentry_open初始化

structinode *inode  = mapping->host;

struct super_block *sb= mapping->host->i_sb

4)通过struct file结构找到inode和super_block

对于同一个文件，如果打开两次，系统中对应的file地址是不同的，但inode和super_block是相同的.

对于同一mount目录，不同文件对应的inode是不同的但super_block是相同的.

举例：do_sys_open()中加入如下打印：printk("filename=%s;file=%x;inode=0x%x;super_block=0x%x\n",filename,f,f->f_mapping->host,f->f_mapping->host->i_sb);->f_mapping是address_space,它的初始化过程，见下文。->host是对应文件inode，i_sb是super_block.filename=/mnt/mtd/Config/network;file=85fe1b00;inode=0x86233350;super_block=0x868c9400filename=/mnt/mtd/Config/network;file=85fe1c80;inode=0x86233350;super_block=0x868c9400filename=/mnt/mtd/Config/networkip6;file=868ca6c0;inode=0x86233200;super_block=0x868c9400

5）通过struct file获取文件名的方法：

file->f_path.dentry->d_name.name,

file->f_path.dentry->d_iname

6) 通过inode找文件名：

sturct path *path ;

struct dentry *dentry = path->dentry;

struct inode *inode = dentry->d_inode;

struct dentry *pdentry = container_of(inode,structdentry,d_inode);

根据inode得到dentry再根据dentry找到文件名

7) 文件名初始化:

打开文件时初始化（创建文件）：

sys_open->do_filp_open-> path_openat->do_last-> lookup_open-> lookup_dcache-> d_alloc-> __d_alloc

mknod时：

kern_path_create->lookup_hash->lookup_dcache->d_alloc-> __d_alloc

8) 特殊文件socket文件和设备文件操作方法初始化：init_special_inode；

3.2 address_space结构，struct address_space *mapping = file->f_mapping.

该结构体与页高速缓存密切相关。下面观察下它的初始化过程:

do_filp_open-> path_openat->do_last(Handle the last step of open)->finish_open()->do_dentry_open：

1) structfile中address_space的初始化，即file->f_mapping 初始化.

Mtd字符设备/dev/mtd0(/dev/mtd/0) , mtdchar.c:

static int mtdchar_open(struct inode*inode, struct file *file){        file->f_mapping= mtd_info->i_mapping;}

Mtd块设备/dev/mtdblock0(/dev/mtdblock/0), mtdblock.c:

块设备：

static int blkdev_open(struct inode *inode, struct file * filp){        filp->f_mapping= bdev->bd_inode->i_mapping;}

普通文件：

static int do_dentry_open(struct file *f,                            int (*open)(struct inode *, struct file *),                            const struct cred *cred){        inode= f->f_inode = f->f_path.dentry->d_inode;        f->f_mapping= inode->i_mapping;}

2) 以普通文件为例，file中的address_space与inode中的是同一个.

Inode中的address_space是在inode_init_always初始化的，见下.

3.3 文件对应的inode，file->f_mapping->host.

如何找到文件的i节点、根据inode号判断是哪个文件，因为inode->i_ino是不变的:

对于已有文件和新建文件系统用不同方法申请inode.

1）已创建文件：jffs2_iget()中添加如下打印，系统的inode结构体地址在系统重启后会改变，但是inode->i_ino是不变的，可据此判断访问的文件是否为同一文件.

printk("%s(): ino ==%lu,inode=0x%x\n", __func__, ino,inode);#ls/mnt/mtd/Config –访问已创建文件[<8009f6a4>] (alloc_inode+0xc/0x9c)from [<800a05fc>] (iget_locked+0x78/0x194)[<800a05fc>] (iget_locked+0x78/0x194)from [<801165c8>] (jffs2_iget+0x10/0x32c)[<801165c8>] (jffs2_iget+0x10/0x32c)from [<8010c8e0>] (jffs2_lookup+0xc4/0xf8)[<8010c8e0>] (jffs2_lookup+0xc4/0xf8)from [<800921f0>] (lookup_real+0x30/0x4c)[<800921f0>] (lookup_real+0x30/0x4c)from [<80092e70>] (__lookup_hash+0x30/0x38)[<80092e70>](__lookup_hash+0x30/0x38) from [<8009367c>] (lookup_slow+0x3c/0xa0)[<8009367c>] (lookup_slow+0x3c/0xa0)from [<80094c84>] (path_lookupat+0x10c/0x7a8)[<80094c84>](path_lookupat+0x10c/0x7a8) from [<80095340>](filename_lookup.isra.48+0x20/0x5c)[<80095340>](filename_lookup.isra.48+0x20/0x5c) from [<800972b4>](user_path_at_empty+0x54/0x78)[<800972b4>](user_path_at_empty+0x54/0x78) from [<800972e8>] (user_path_at+0x10/0x18)[<800972e8>] (user_path_at+0x10/0x18)from [<8008e200>] (vfs_fstatat+0x44/0x84)[<8008e200>] (vfs_fstatat+0x44/0x84)from [<8008e75c>] (SyS_lstat64+0x14/0x30)[<8008e75c>] (SyS_lstat64+0x14/0x30)from [<8000da40>] (ret_fast_syscall+0x0/0x30)

squashfs文件系统：

dCPU: 0 PID: 213 Comm: sh Tainted: G          O 3.10.50 #52[<80012664>](unwind_backtrace+0x0/0xdc) from [<80010588>] (show_stack+0x10/0x14)[<80010588>] (show_stack+0x10/0x14)from [<8009f6a4>] (alloc_inode+0xc/0x9c)[<8009f6a4>] (alloc_inode+0xc/0x9c)from [<800a05fc>] (iget_locked+0x78/0x194)[<800a05fc>] (iget_locked+0x78/0x194)from [<800e2df4>] (squashfs_iget+0x14/0x64)[<800e2df4>](squashfs_iget+0x14/0x64) from [<800e3198>] (squashfs_lookup+0x354/0x3d4)[<800e3198>](squashfs_lookup+0x354/0x3d4) from [<800921f0>] (lookup_real+0x30/0x4c)[<800921f0>] (lookup_real+0x30/0x4c)from [<80092e70>] (__lookup_hash+0x30/0x38)[<80092e70>](__lookup_hash+0x30/0x38) from [<8009367c>] (lookup_slow+0x3c/0xa0)[<8009367c>] (lookup_slow+0x3c/0xa0)from [<80094c84>] (path_lookupat+0x10c/0x7a8)[<80094c84>](path_lookupat+0x10c/0x7a8) from [<80095340>](filename_lookup.isra.48+0x20/0x5c)[<80095340>](filename_lookup.isra.48+0x20/0x5c) from [<800972b4>](user_path_at_empty+0x54/0x78)[<800972b4>](user_path_at_empty+0x54/0x78) from [<800972e8>] (user_path_at+0x10/0x18)[<800972e8>] (user_path_at+0x10/0x18)from [<8008e200>] (vfs_fstatat+0x44/0x84)[<8008e200>] (vfs_fstatat+0x44/0x84)from [<8008e72c>] (SyS_stat64+0x14/0x30)[<8008e72c>] (SyS_stat64+0x14/0x30)from [<8000da40>] (ret_fast_syscall+0x0/0x30)

2）# touch /mnt/mtd/test --新建文件.

jffs2_new_inode()中添加打印如下：创建时才调用打开时不调用.

printk("%s(): ino ==%lu,inode=0x%x\n", __func__, inode->i_ino,inode);

例子：对于/mnt/mtd/Config/network文件 ino保持不变，但每次重启inode内存地址都可能变化.

jffs2_iget(): ino == 42,inode=0x862330b0filename=/mnt/mtd/Config/network;file=868bfb00;inode=0x862330b0;super_block=0x868d0400 dCPU: 0 PID: 224 Comm: touch Tainted:G          O 3.10.50 #52[<80012664>](unwind_backtrace+0x0/0xdc) from [<80010588>] (show_stack+0x10/0x14)[<80010588>] (show_stack+0x10/0x14)from [<8009f6a4>] (alloc_inode+0xc/0x9c)[<8009f6a4>] (alloc_inode+0xc/0x9c)from [<800a13ac>] (new_inode_pseudo+0x8/0x60)[<800a13ac>](new_inode_pseudo+0x8/0x60) from [<800a140c>] (new_inode+0x8/0x1c)[<800a140c>] （new_inode+0x8/0x1c)from [<80116a00>] (jffs2_new_inode+0x1c/0x218)[<80116a00>](jffs2_new_inode+0x1c/0x218) from [<8010c72c>] (jffs2_create+0x38/0x128)[<8010c72c>](jffs2_create+0x38/0x128) from [<80093b00>] (vfs_create+0x70/0xa8)[<80093b00>] (vfs_create+0x70/0xa8)from [<80095da0>] (do_last.isra.52+0x574/0xad8)[<80095da0>](do_last.isra.52+0x574/0xad8) from [<800963b8>](path_openat.isra.53+0xb4/0x41c)[<800963b8>](path_openat.isra.53+0xb4/0x41c) from [<8009731c>](do_filp_open+0x2c/0x78)[<8009731c>] (do_filp_open+0x2c/0x78)from [<80089940>] (do_sys_open+0xe0/0x248)[<80089940>] (do_sys_open+0xe0/0x248)from [<8000da40>] (ret_fast_syscall+0x0/0x30)jffs2_new_inode(): ino ==43,inode=0x8627f130filename=/mnt/mtd/test;file=850d0b40;inode=0x8627f130;super_block=0x866ca400

3）页目录项dentry->d_inode初始化jffs2_create->：

static void __d_instantiate(struct dentry*dentry, struct inode *inode){        dentry->d_inode= inode;}

4）inode中address_space结构的初始化.

static int ubifs_mknod(struct inode *dir,struct dentry *dentry,umode_t mode, dev_t rdev)->ubifs_new_inode->alloc_inode

static int ubifs_mkdir(struct inode *dir,struct dentry *dentry, umode_t mode)

jffs2_new_inode->new_inode()->alloc_inode

static struct inode *alloc_inode(structsuper_block *sb){        structinode *inode;        //ubifs_alloc_inode or jffs2_alloc_inode        if(sb->s_op->alloc_inode)                  inode= sb->s_op->alloc_inode(sb);        else                  inode= kmem_cache_alloc(inode_cachep, GFP_KERNEL);         if(!inode)                  returnNULL;        //初始化 inode->i_mapping;        if(unlikely(inode_init_always(sb, inode))) {                  if(inode->i_sb->s_op->destroy_inode)                           inode->i_sb->s_op->destroy_inode(inode);                  else                           kmem_cache_free(inode_cachep,inode);                  returnNULL;        }         returninode;} 

3.4文件读操作

vfs_read->generic_file_aio_read->do_generic_file_read-> jffs2_readpage-> jffs2_flash_read

1) jffs2文件系统死锁问题时添加的代码.注意以前读取过程并未对inode或者super_block进行加锁.

2）do_generic_file_read：

static void do_generic_file_read(structfile *filp, loff_t *ppos,                  read_descriptor_t*desc, read_actor_t actor){        structaddress_space *mapping = filp->f_mapping;        structinode *inode = mapping->host;         index= *ppos >> PAGE_CACHE_SHIFT;         for(;;) {find_page:/*读文件时，系统会计算读取的数据保存到哪里index = *ppos >> PAGE_CACHE_SHIFT。数据保存到页高速缓存中。 那么对于一个文件，如何知道哪个页是它的高速缓存呢?需要明确以下几点 :1)一个文件，操作系统在VFS中把他看作struct file；在文件系统中可以被看作一个inode2)file和inode中都有一个struct address_space项即此处的mapping;用户每新建一个文件，系统都对应创建一个inode;inode在创建过程中初始了address_space。而我们打开一个文件时，file->f_mapping= inode->i_mapping;所以此处的mapping就是inode的mapping。3) 而mapping->page_tree中页就是这个文件在内核态下要读取到的内存地址，根据读取位置的不同来区分到底要读取到mapping->page_tree的哪个页上，即*ppos >>PAGE_CACHE_SHIFT.4)第一次读文件时，该文件对应的inode上的f_mapping->page_tree里没有page，所以会跳转到no_cached_page.*/                  page= find_get_page(mapping, index);                                    gotopage_not_up_to_date_locked;page_ok:                  /*                  读取数据后，把该页加到页活动链表上                  这是为了页高速缓存的释放管理。                  */                  if(prev_index != index || offset != prev_offset)                           mark_page_accessed(page);readpage:/*从flash上读取一个page的数据jffs2_readpage  此时页是lock_page的*/                  error= mapping->a_ops->readpage(filp, page);/*成功读取后unlock_page且SetPageUptodate(page)*/no_cached_page:/*第一次读文件inode->f_mapping->page_tree上没有页，需要向系统申请,然后通过add_to_page_cache_lru挂到page_tree上.1) flash上读出的数据，在内核态下保存到该页，用户读文件时，直接从该页上取数据，不用访问flash，大大节省了时间。这就是通常说的页高速缓存。2)当系统内存不足时，可以考虑释放这种页，不过如果此时需要频繁访问文件，会大大增加系统开销，io可能会飙升。3)注意这种页即使用户访问完了文件也不会马上被释放，可以参考页高速缓存的释放机制。 */                  page= page_cache_alloc_cold(mapping);                  if(!page) {                           desc->error= -ENOMEM;                           gotoout;                  }/*注意此时会锁住该页：__set_page_locked(page);完成一次读过程，会解锁jffs2_do_readpage_unlock-> unlock_page。*/                  error= add_to_page_cache_lru(page, mapping,                                                       index,GFP_KERNEL);}

3.5文件写操作

1）inode加锁

ssize_t generic_file_aio_write(struct kiocb*iocb, const struct iovec *iov,                  unsignedlong nr_segs, loff_t pos){        /*此时inode被锁住*/        mutex_lock(&inode->i_mutex);        ret= __generic_file_aio_write(iocb, iov, nr_segs, &iocb->ki_pos);        mutex_unlock(&inode->i_mutex);}

2）软件调用过程：

__generic_file_aio_write ->generic_file_buffered_write->generic_perform_write->

jffs2_write_begin：jffs2_write_end

3）jffs2垃圾回收线程jffs2_garbage_collect_thread，完成flash的实际读写操作（jffs2_flash_read/jffs2_flash_write ）

写操作时jffs2_write_end->jffs2_complete_reservation->jffs2_garbage_collect_trigger()

触发垃圾回收，完成真实写flash操作。

4）页高速缓存中的页：真正操作flash前锁定该页，防止换出页高速缓存,代码实现

jffs2_write_begin ->grab_cache_page_write_begin->find_lock_page->lock_page->

__lock_page()->__wait_on_bit_lock(page_waitqueue(page),,sleep_on_page,);

操作完成后解除锁定unlock_page()，真正实现是在

 _wake_up_bit(page_waitqueue(page),&page->flags, bit)中唤醒page_waitqueue(page)

/*

如果lock_page一直不成功则会一直io_schedule,此时top命令会看到io很高.

io_schedule过程系统的时间记作io时间.

1)如果同一文件的同一偏移地址被频繁读写时，可能出现该问题.

2)Lock_page时如果page已经是locked的，则需要等待unlock后,才能lock成功,等待过程中执行sleep_on_page.

*/

static int sleep_on_page(void *word){        io_schedule();        return0;}

4 字符设备与块设备

对于外设来说,硬件驱动本身其实并不关注字符设备还是块设备.

字符设备和块设备是实现不同用户需求的两种软件实现方式.

如flash驱动，它即是一个字符驱动如mtdchar.c中创建/dev/mtd;

又是一个块设备驱动如:mtdblock.c中创建/dev/mtdblock0;

当用户擦除flash时(如flash_eraseall)使用/dev/mtd, /dev/mtdblock中不提供ioctl接口.

当挂载文件系统时,使用/dev/mtdblock;

4.1 字符设备操作

文件系统中字符设备和块设备操作方法初始化:init_special_inode

void init_special_inode(struct inode*inode, umode_t mode, dev_t rdev){        inode->i_mode= mode;        if(S_ISCHR(mode)) {                  inode->i_fop= &def_chr_fops;                  inode->i_rdev= rdev;        }else if (S_ISBLK(mode)) {                  inode->i_fop= &def_blk_fops;                  inode->i_rdev= rdev;        }else if (S_ISFIFO(mode))                  inode->i_fop= &pipefifo_fops;        elseif (S_ISSOCK(mode))                  inode->i_fop= &bad_sock_fops;} const struct file_operations def_chr_fops = {        .open= chrdev_open,        .llseek= noop_llseek,};

注意chrdev_open

static int chrdev_open(struct inode *inode,struct file *filp){struct cdev *p;struct cdev *new=NULL;p=inode->i_cdev;/*打开字符设备时,此处p=NULL*/   if(!p){/*此次找到kobj,再根据kobj找到cdev,注意cdev_add中添加*/kobj = kobj_lookup(cdev_map,inode->i_rdev,&idx);}/*直接获取了字符设备驱动中注册的文件操作方法:mtd_fops后续对字符设备的读写操作,直接用mtd_fops中的操作__register_chrdev(MTD_CHAR_MAJOR,0, 1 << MINORBITS,"mtd", &mtd_fops);*/        filp->f_op= fops_get(p->ops);/* 此处将fops改为cdev_init时注册的fops */replace_ops();}

创建设备结点时:register_chrdev()->_register_chrdev()

test_init(){  register_chrdev_region()  cdev_init();  /*cdev_add->kobj_map中关联设备号和cdev_map*/  cdev_add();  class_create();  device_create()}cdev_init(){/*  注册操作函数*/cdev->ops=fops;}cdev_add(){/* 为了打开字符设备时，chrdev_open能够找到该cdev */kobj_map}

4.2块设备操作.

文件系统中字符设备和块设备操作方法初始化:init_special_inode.

void init_special_inode(struct inode*inode, umode_t mode, dev_t rdev){        inode->i_mode= mode;        if(S_ISCHR(mode)) {                  inode->i_fop= &def_chr_fops;                  inode->i_rdev= rdev;        }else if (S_ISBLK(mode)) {                  inode->i_fop= &def_blk_fops;                  inode->i_rdev= rdev;        }else if (S_ISFIFO(mode))                  inode->i_fop= &pipefifo_fops;        elseif (S_ISSOCK(mode))                  inode->i_fop= &bad_sock_fops;}

注意块设备中def_blk_fops是在文件系统层注册的操作方法fs/block_dev.c

此处与字符设备有区别，字符设备def_chr_fops是在驱动中注册的.

/drivers/mtd/mtdchar.c:

注意块设备没有提供ioctl操作:

const struct file_operations def_blk_fops = {        .open                = blkdev_open,        .release  = blkdev_close,        .llseek               = block_llseek,        .read                 = do_sync_read,        .write                = do_sync_write,        .aio_read= blkdev_aio_read,        .aio_write        =blkdev_aio_write,        .mmap              = generic_file_mmap,        .fsync                = blkdev_fsync,        .unlocked_ioctl        = block_ioctl,        .splice_read    = generic_file_splice_read,        .splice_write   = generic_file_splice_write,};

块设备的挂载:

Mtd设备:jffs2_mount->mount_mtd().

MMC设备:vfat_mount->mount_bdev().

mount_bdev()

->找到block_device:  bdev = blkdev_get_by_path(dev_name, mode,fs_type);

->找到block_device:  bdev = lookup_bdev(path);

4.3普通文件与块设备，字符设备操作差异:

const struct file_operations jffs2_file_operations ={        .llseek=  generic_file_llseek,        .open=             generic_file_open,       .read =              do_sync_read,       .aio_read =      generic_file_aio_read,       .write =   do_sync_write,       .aio_write =    generic_file_aio_write,        .unlocked_ioctl=jffs2_ioctl,        .mmap=          generic_file_readonly_mmap,        .fsync=   jffs2_fsync,        .splice_read= generic_file_splice_read,};

以写文件为例:

1)普通文件generic_file_aio_write->__generic_file_aio_write->(jffs2_file_address_operations->write_begin)

2)块设备文件:blkdev_aio_write->__generic_file_aio_write->(def_blk_aops->write_begin = blkdev_write_begin)

3)字符设备:驱动层注册的字符设备文件操作方法(如mtd设备mtdchar_write)；

4.4 def_blk_fops与mtd或mmc驱动操作方法:

def_blk_fops->（unlocked_ioctl=block_ioctl）->mtd_block_ops/ mmc_bdops ;

1）Mtd设备:

register_mtd_blktrans ->add_mtd_blktrans_dev->(gendisk ->fops = &mtd_block_ops;)

2）MMC设备:

mmc_blk_probe->mmc_blk_alloc_req->(gendisk->fops= &mmc_bdops;)

4.5 块设备写操作和vfat普通文件写操作到flash驱动的过程:

staticconst struct address_space_operations def_blk_aops = {        .readpage        =blkdev_readpage,        .writepage      =blkdev_writepage,        .write_begin   = blkdev_write_begin,        .write_end      = blkdev_write_end,        .writepages    = generic_writepages,        .releasepage  = blkdev_releasepage,        .direct_IO        = blkdev_direct_IO,};

blkdev_aio_read->do_generic_file_read->(mapping->a_ops->readpage=blkdev_readpage)

static int blkdev_writepage(struct page*page, struct writeback_control *wbc){        return block_write_full_page(page, blkdev_get_block, wbc);}static int fat_writepage(struct page *page,struct writeback_control *wbc){        return block_write_full_page(page, fat_get_block, wbc);}

1)用户写操作将数据页入队列:

block_write_full_page->block_write_full_page_endio->__block_write_full_page->

submit_bh-> _submit_bh-> submit_bio->generic_make_request->

(request_queue ->make_request_fn(q,bio);)

2）将数据同步到flash或sd卡中:

以sd卡为例：

mmc_blk_probe-> mmc_blk_alloc/mmc_blk_alloc_parts-> mmc_blk_alloc_req->

mmc_init_queue-> kthread_run(mmc_queue_thread)

mmc_queue_thread->(md->queue.issue_fn= mmc_blk_issue_rq)-> mmc_blk_issue_rw_rq

mmc_blk_issue_rw_rq(mq,req)中完成真正的sd卡读写操作,其中req是mmc_queue_thread从队列struct request_queue*q = mq->queue;上获取的req = blk_fetch_request(q);。

request_queue是在第1步完成的。

Mtd设备是在         INIT_WORK(&new->work, mtd_blktrans_work);完成的。

5 页高速缓存的释放.

系统在读写文件时，会将flash中的数据保存到页高速缓存中。

用户读写时，会根据文件偏移地址，直接找到对应页进行操作，而不用从flash上读写，大大减少了文件访问的时间。当页高速缓存中的页也不能无限多，

1)一般来说，首次访问文件时，是没有这样的页的，需要我们向系统申请内存，并加入页高速缓存中。

2)在访问过程中，如果没有找到偏移地址对应页，也需要申请内存。加入页高速缓存。

那么，页高速缓存中的内存是如何释放的呢？

1 可以通过proc文件系统进行释放：

echo 3 > /proc/sys/vm/drop_caches

对应执行过程如下：

int drop_caches_sysctl_handler(){        if(write) {                  if(sysctl_drop_caches & 1)                   iterate_supers(drop_pagecache_sb, NULL);                  if(sysctl_drop_caches & 2)                           drop_slab();        }}

2 通过kswapd释放周期性回收.

1)系统在读写文件的过程，会把页从inactive链表迁移到active链表,通过如下函数实现page迁移。值得注意的是迁移不是一次完成的。mark_page_accessed完成page从inactive链表向active链表切换，其中采用了二次机会。

/* *Mark a page as having seen activity. *inactive,unreferenced        ->     inactive,referenced *inactive,referenced             ->     active,unreferenced *active,unreferenced           ->     active,referenced */void mark_page_accessed(struct page *page){/* page-flag.h中定义 */        if(!PageActive(page) && !PageUnevictable(page) &&                           PageReferenced(page)&& PageLRU(page)) {                  activate_page(page);                  ClearPageReferenced(page);        }else if (!PageReferenced(page)) {                  SetPageReferenced(page);        }}

举例：当我们对一个文件进行读操作do_generic_file_read，中会将文件页:

mark_page_accessed(struct page *page)

执行前：inactive,unpreference;执行后：inactive,preference;

如果再次操作同一文件同一偏移地址，则该页被标记为active,preference

3) 与mark_page_accessed功能相反的是page_referenced:page从active向inactive表切换.每当置换算法扫描一次页面，就老化一次。

真正释放可以通过如下方式：

守护进程释放kswapd_init->kswapd->balance_pgdat->shrink_zone->shrink_lruvec->shrink_list

在此，需要注意的是只有在内存少于特定阈值（__zone_watermark_ok）时kswapd才会回收。

3 对于映射页(或文件页)来说，系统在申请page后会执行如下操作：

do_generic_file_read ->add_to_page_cache_lru–>add_to_page_cache_locked-> add_to_page_cache

如此会：

1>锁住该页：

static inline void __set_page_locked(structpage *page){        __set_bit(PG_locked,&page->flags);}

2> 初始化page->mapping为file->f_mapping。

这一点与匿名页的明显不同：

匿名页：handle_pte_fault->do_wp_page->page_move_anon_rmap

void page_move_anon_rmap(struct page *page,        structvm_area_struct *vma, unsigned long address){        structanon_vma *anon_vma = vma->anon_vma;        anon_vma= (void *) anon_vma + PAGE_MAPPING_ANON;        page->mapping = (structaddress_space *) anon_vma;}

系统也可以根据page的mapping变量，来判断该页是匿名页还是文件页:PageAnon()。

3>page_cache_get-> atomic_inc(&page->_count);

[总结]

1 访问文件系统，首先要进行mount，mount过程中系统创建超级块（super_block）结构。该结构初始化了访问文件系统的必要信息，比如文件系统类型.

2 创建超级块的过程会同时创建超级块的根inode和相应的根目录项（“/”为目录项名）。可参看上文。

3 一个普通文件或目录文件在内核中都同时对应一个目录项dentry和inode结构。一般来说，根目录项和根inode是在mount过程创建，其他的是open，mkdir等过程创建。

4 vfs层文件访问是通过struct file结构进行的，open->do_dentry_open过程会对file进行初始化.