hello_world-3.1之增加操作函数fops(一）概念介绍

1.我们对常见的file_operations 进行讨论，下面是file_operations的结构体

struct file_operations {struct module *owner;loff_t (*llseek) (struct file *, loff_t, int);ssize_t (*read) (struct file *, char __user *, size_t, loff_t *);ssize_t (*write) (struct file *, const char __user *, size_t, loff_t *);ssize_t (*aio_read) (struct kiocb *, const struct iovec *, unsigned long, loff_t);ssize_t (*aio_write) (struct kiocb *, const struct iovec *, unsigned long, loff_t);int (*readdir) (struct file *, void *, filldir_t);unsigned int (*poll) (struct file *, struct poll_table_struct *);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 *, fl_owner_t id);int (*release) (struct inode *, struct file *);int (*fsync) (struct file *, loff_t, loff_t, 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 (*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 (*flock) (struct file *, int, struct file_lock *);ssize_t (*splice_write)(struct pipe_inode_info *, struct file *, loff_t *, size_t, unsigned int);ssize_t (*splice_read)(struct file *, loff_t *, struct pipe_inode_info *, size_t, unsigned int);int (*setlease)(struct file *, long, struct file_lock **);long (*fallocate)(struct file *file, int mode, loff_t offset,  loff_t len);};

在hello_world-3.0中，我们只是定义了一个空的file_operations，这样的设备不能进行任何的文件操作。

下面我们来介绍，比较重点的几个文件操作：

1.1  open方法

这个方法是在用户空间首先被调用的，一般在用户空间先open一个设备，这样会通过系统调用，调用底层的open，我们来看看open接口

int (*open) (struct inode *, struct file *);

首先，引入眼帘的是这个inode，这个是个比较奇怪的东西。

这里我想引用fudan_abc大牛们的解说http://blog.csdn.net/fudan_abc/article/details/1775313。

     所谓"文件", 就是按一定的形式存储在介质上的信息，所以一个文件其实包含了两方面的信息，一是存储的数据本身，二是有关该文件的组织和管理的信息。在内存中, 每个文件都有一个dentry(目录项)和inode(索引节点)结构，dentry记录着文件名，上级目录等信息，正是它形成了我们所看到的树状结构；而有关该文件的组织和管理的信息主要存放inode里面，它记录着文件在存储介质上的位置与分布。同时dentry->d_inode指向相应的inode结构。dentry与inode是多对一的关系，因为有可能一个文件有好几个文件名(硬链接, hard link, ）

      所有的dentry用d_parent和d_child连接起来，就形成了我们熟悉的树状结构。

inode代表的是物理意义上的文件，通过inode可以得到一个数组，这个数组记录了文件内容的位置，如该文件位于硬盘的第3，8，10块，那么这个数组的内容就是3,8,10。其索引节点号inode->i_ino，在同一个文件系统中是唯一的，内核只要根据i_ino，就可以计算出它对应的inode在介质上的位置。就硬盘来说，根据i_ino就可以计算出它对应的inode属于哪个块(block)，从而找到相应的inode结构。但仅仅用inode还是无法描述出所有的文件系统，对于某一种特定的文件系统而言，比如ext3，在内存中用ext3_inode_info描述。他是一个包含inode的"容器"。

dentry和inode终究都是在内存中的，它们的原始信息必须要有一个载体。否则断电之后岂不是玩完了？且听我慢慢道来。

文件可以分为磁盘文件，设备文件，和特殊文件三种。

磁盘文件
就磁盘文件而言，dentry和inode的载体在存储介质(磁盘)上。对于像ext3这样的磁盘文件来说，存储介质中的目录项和索引节点载体如下，
struct ext3_inode {
__le16 i_mode; /* File mode */
__le16 i_uid; /* Low 16 bits of Owner Uid */
__le32 i_size; /* Size in bytes */
__le32 i_atime; /* Access time */
__le32 i_ctime; /* Creation time */
__le32 i_mtime; /* Modification time */

__le32 i_dtime; /* Deletion Time */
__le16 i_gid; /* Low 16 bits of Group Id */
__le16 i_links_count; /* Links count */
......
__le32 i_block[EXT2_N_BLOCKS];/* Pointers to blocks */
......
}
struct ext3_dir_entry_2 {
__u32 inode; /* Inode number */
__u16 rec_len; /* Directory entry length */
__u8 name_len; /* Name length */
__u8 file_type;
char name[EXT3_NAME_LEN]; /* File name */
};

le32 i block[EXT2 N BLOCKS];/* Pointers to blocks */
i_block数组指示了文件的内容所存放的地点(在硬盘上的位置)。

ext3_inode是放在索引节点区，而ext3_dir_entry_2是以文件内容的形式存放在数据区。我们只要知道了ino，由于ext3_inode大小已知，我们就可以计算出ext3_inode在索引节点区的位置( ino * sizeof(ext3_inode) )，而得到了ext3_inode，我们根据i_block就可以知道这个文件的数据存放的地点。将磁盘上ext3_inode的内容读入到ext3_inode_info中的函数是ext3_read_inode()。以一个有100 block的硬盘为例，一个文件系统的组织布局大致如下图。位图区中的每一位表示每一个相应的对象有没有被使用。

特殊文件
特殊文件在内存中有inode和dentry数据结构，但是不一定在存储介质上有"索引节点"，它断电之后的确就玩完了，所以不需要什么载体。当从一个特殊文件读时，所读出的数据是由系统内部按一定的规则临时生成的，或从内存中收集，加工出来的。sysfs里面就是典型的特殊文件。它存储的信息都是由系统动态的生成的，它动态的包含了整个机器的硬件资源情况。从sysfs读写就相当于向kobject层次结构提取数据。

还请注意, 我们谈到目录项和索引节点时，有两种含义。一种是在存储介质(硬盘)中的(如ext3_inode)，一种是在内存中的，后者是根据在前者生成的。内存中的表示就是dentry和inode，它是VFS中的一层，不管什么样的文件系统，最后在内存中描述它的都是dentry和inode结构。我们使用不同的文件系统，就是将它们各自的文件信息都抽象到dentry和inode中去。这样对于高层来说，我们就可以不关心底层的实现，我们使用的都是一系列标准的函数调用。这就是VFS的精髓，实际上就是面向对象。

我们在进程中打开一个文件F，实际上就是要在内存中建立F的dentry,和inode结构，并让它们与进程结构联系来，把VFS中定义的接口给接起来。我们来看一看这个经典的图。这张图之于文件系统，就像每天爱你多一些之于张学友，番茄炒蛋之于复旦南区食堂，刻骨铭心。

前面说过，只要知道文件的索引节点号，就可以得到那个文件。但是我们在操作文件时，从没听说谁会拿着索引节点号来操作文件，我们只知道文件名而已。它们是如何"和谐"起来的呢？linux把目录也看成一种文件，里面记录着文件名与索引节点号的对应关系。比如在ext3文件系统中，如果文件是一个目录，那么它的内容就是一系列ext3_dir_entry_2的结构

struct ext3_dir_entry_2 {
__u32 inode; /* Inode number */
__u16 rec_len; /* Directory entry length */
__u8 name_len; /* Name length */
__u8 file_type;
char name[EXT3_NAME_LEN]; /* File name */
};

举个例子，比如要打开/home/test/hello.c。首先，找到‘/’，读入其内容，找到名为"home"的文件的索引节点号，打开/home这个"文件"，读入内容，找到名为 "test" 的的文件的索引节点号，同理，再打开文件"/home/test"，找到找到名为"hello.c”的文件的索引节点号，最后就得到/home/test/hello.c了。这就是path_walk()函数的原理。

其中，根据一个文件夹的inode，和一个文件名来获取该文件的inode结构的函数，就叫lookup，它是inode_operations里面的函数。
struct dentry * (*lookup) (struct inode *,struct dentry *, struct nameidata *);
lookup，顾名思义，就是查找，比如查查在test这个文件夹下，有没有叫hello.c的文件，有的话，就从存储介质中读取其inode结构。并用dentry->d_inode指向它。所以，我们只要知道了文件的路径和名字，总可以从根目录开始，一层一层的往下走，定位到某一个文件。

好吧，就贴到这里了，我们一般写上层的C调用文件时,open("/home/thiz/helloworldmem.c",O_RDONLY);这样，然后调用系统调用，系统调用帮你完成pathwalk，就是根据所给的文件名字和路径来找到他的inode，那么，再将inode传给内核层的open(struct inode *inode,file *filp);

@file *flip,因为文件结构体代表一个打开的文件，系统中的每个打开的文件在内核空间都有一个关联的 struct file。它由内核在打开文件时创建，并传递给在文件上进行操作的任何函数(包括open,release,read,write,ioctl)。在文件的所有实例都关闭后，内核释放这个数据结构。在内核创建和驱动源码中，struct file的指针通常被命名为file或filp.

1.2 读方法 

ssize_t (*read) (struct file *, char __user *, size_t, loff_t *);

1.3  写方法

ssize_t (*write) (struct file *, const char __user *, size_t, loff_t *);

1.4 ioctl 方法

long (*compat_ioctl) (struct file *, unsigned int, unsigned long);

1.5 release 方法

int (*release) (struct inode *, struct file *);

当然release和open是相对应的，就像在上层C中调用close(fd),这个在底层中就是调用release来释放文件，以及资源

注意：设备驱动中没有flush函数，说明没有缓冲

2.系统调用的文件操作

当一个进程在运行时，一般已经打开的3个文件描述符：

0：标准输入

1：标准输出

2：标准错误

2.1 open系统调用原型

        #include <fcntl.h>        #include <sys/types.h>        #include <sys/stat.h>        int open(const char *path, int oflags);        int open(const char *path, int oflags, mode_t mode);

open建立了一条到文件或者设备访问的路径，如果调用成功，将会成功返回一个文件描述符，该文件描述符是唯一的，不会

和任何其他运行中的进程共享。如果两个程序同时打开一个文件，他们会分别得到两个不同的文件描述符。如果他们都对文件

进行写操作，那么他们会各写各的（这也是FIFO必须考虑的同步问题）。他们会接着上次离开的位置继续写。不会交织在一起

而是相互覆盖。

open调用在成功时候返回一个新的文件描述符，他总是一个非负整数，失败是返回-1.

2.2 write 系统调用，原型为

#include <unistd.h>

        size_t write(int fildes, const void *buf, size_t nbytes);

作用是把缓冲区buf前nbytes字节写入文件描述符fildes关联的文件中，返回实际写入的字节数。如果返回为0，表示未写入任何数据

-1，表述write调用中出现错误。错误代码在errno中。

2.3  read 系统调用，原型为

 #include <unistd.h>        size_t read(int fildes, void *buf, size_t nbytes)

作用是，从与文件描述符 fildes 相关联的文件里读入 nbytes 个字节的数据，并存放到数据区 buf 中，返回实际读入的字节数。如果返回 0，就表示未读入任何数据，如果返回 -1，就表示 read 调用出现错误。此外，该返回值可能小于请求的字节数。