nameidata路径查找辅助结构

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根据路径名寻找目标节点的dentry

   下面来研究文件系统中的一个非常关键的操作：根据路径名寻找目标节点的dentry。
 

   例如要打开/mnt/win/dir1/abc 这个文件，就是根据这个路径，找到目标节点 ‘abc’ 对应的 dentry ，进而得到 inode的过程。

5.1.  寻找过程
   寻找过程大致如下：

1. 首先找到根文件系统的根目录节点 dentry 和 inode
2. 由这个 inode 提供的操作接口 i_op->lookup()，找到下一层节点 ‘mnt’ 的dentry 和 inode
3. 由 ‘mnt’ 的 inode 找到 ‘win’ 的 dentry 和 inode
4. 由于 ‘win’ 是个“安装点”，因此需要找到“被安装设备”/dev/sda1 根目录节点的 dentry 和inode，只要找到 vfsmount B，就可以完成这个任务。
5. 然后由 /dev/sda1 根目录节点的 inode 负责找到下一层节点 ‘dir1’ 的 dentry 和inode
6. 由于 dir1 是个“安装点”，因此需要借助 vfsmount C 找到 /dev/sda2 的根目录节点 dentry 和inode
7. 最后由这个 inode 负责找到 ‘abc’ 的 dentry 和 inode

   可以看到，整个寻找过程是一个递归的过程。
   完成寻找后，内存中结构如下，其中红色线条是寻找目标节点的路径
 
现在有两个问题：

1. 在寻找过程的第一步，如何得到“根文件系统”的根目录节点的 dentry？
   答案是这个 dentry 是被保存在进程的 task_struct 中的。后面分析进程与文件系统关系的时候再说这个。
2. 如何寻找 vfsmount B 和 C？
   这是接下来要分析的。

5.2.  vfsmount之间的关系
    我们知道，vfsmount A、B、C 之间形成了一种父子关系，为什么不根据 A 来找到 B ，根据 B 找到 C 了？
   这是因为一个文件系统可能同时被安装到不同的“安装点”上。
    假设把/dev/sda1 同时安装到 /mnt/win 和 /mnt/Linux 下
    现在/mnt/win/dir1 和 /mnt/linux/dir1 对应的是同一个 dentry！！！
    然后，又把/dev/sda2 分别安装到 /mnt/win/dir1 和 /mnt/linux/dir1 下
    现在， vfsmount与 dentry 之间的关系大致如下。可以看到：

1. 现在有四个 vfsmount A, B, C, D
2. A 和B对应着不同的安装点 ‘win’ 和 ‘linux’，但是都指向 /dev/sda1 根目录的 dentry
3. C 和D 对应着这相同的安装点 ‘dir1’，也都指向 /dev/sda2 根目录的 dentry
4. C 是 A 的 child, A是 C 的 parent
5. D 是 B 的 child, B 是 D 的 parent

 
5.3.  搜索辅助结构 nameidata
   在递归寻找目标节点的过程中，需要借助一个搜索辅助结构 nameidata，这是一个临时结构，仅仅用在寻找目标节点的过程中。
    在搜索初始化时，创建nameidata，其中 mnt 指向current->fs->rootmnt，dentry 指向current->fs->root
    dentry随着目录节点的深入而不断变化；
    而 mnt则在每进入一个新的文件系统后发生变化
    以寻找/mnt/win/dir1/abc 为例
    开始的时候， mnt指向 vfsmount A，dentry 指向根设备的根目录
    随后，dentry 先后指向 ‘mnt’ 和 ‘win’ 对应的 dentry
    然后当寻找到vfsmount B 后，mnt 指向了它，而 dentry 则指向了 /dev/sda1 根目录的 dentry
   有了这个结构，上一节的问题就可以得到解决了：
    在寻找/mnt/win/dir1/abc 的过程中，首先找到 A，接下来在要决定选 C 还是 D，因为是从 A 搜索下来的， C 是 A 的child，因此选择 C 而不是 D；同样，如果是寻找 /mnt/linux/dir1/abc，则会依次选择 B 和D。这就是为什么nameidata 中要带着一个 vfsmount 的原因。 

6.  打开文件
6.1. “打开文件”结构 file
    一个文件每被打开一次，就对应着一个 file 结构。
    我们知道，每个文件对应着一个 dentry 和 inode，每打开一个文件，只要找到对应的 dentry 和inode 不就可以了么？为什么还要引入这个 file 结构？
    这是因为一个文件可以被同时打开多次，每次打开的方式也可以不一样。
    而dentry 和inode 只能描述一个物理的文件，无法描述“打开”这个概念。
    因此有必要引入 file结构，来描述一个“被打开的文件”。每打开一个文件，就创建一个 file 结构。
    file结构中包含以下信息：

• 打开这个文件的进程的 uid,pid
• 打开的方式
• 读写的方式
• 当前在文件中的位置

   实际上，打开文件的过程正是建立file, dentry, inode 之间的关联的过程。
 

7.   文件的读写
   文件一旦被打开，数据结构之间的关系已经建立，后面对文件的读写以及其它操作都变得很简单。就是根据 fd找到 file 结构，然后找到 dentry 和 inode，最后通过 inode->i_fop中对应的函数进行具体的读写等操作即可。

8.  进程与文件系统的关联
8.1. “打开文件”表和files_struct结构
   一个进程可以打开多个文件，每打开一个文件，创建一个 file 结构。所有的 file结构的指针保存在一个数组中。而文件描述符正是这个数组的下标。
   我记得以前刚开始学习编程的时候，怎么都无法理解这个“文件描述符”的概念。现在从内核的角度去看，就很容易明白“文件描述符”是怎么回事了。用户仅仅看到一个“整数”，实际底层对应着的是file, dentry, inode 等复杂的数据结构。
    files_struct用于管理这个“打开文件”表。

struct files_struct {
    atomic_tcount;
    rwlock_tfile_lock;   
    intmax_fds;
    intmax_fdset;
    intnext_fd;
    struct file** fd;   
    fd_set*close_on_exec;
    fd_set*open_fds;
    fd_setclose_on_exec_init;
    fd_setopen_fds_init;
    struct file* fd_array[NR_OPEN_DEFAULT];
};

    其中的fd_arrar[] 就是“打开文件”表。
    task_struct中通过成员 files 与 files_struct 关联起来。

8.2. struct  fs_struct
   task_struct 中与文件系统相关的还有另外一个成员 fs，它指向一个 fs_struct 。

struct fs_struct {
      atomic_t count;
      rwlock_t lock;
      int umask;
      struct dentry * root, * pwd, * altroot;
      struct vfsmount * rootmnt, * pwdmnt, * altrootmnt;
};

    其中：

• root 指向此进程的“根目录”，通常就是“根文件系统”的根目录 dentry
• pwd 指向此进程当前所在目录的 dentry
  因此，通过task_struct->fs->root，就可以找到“根文件系统”的根目录dentry，这就回答了 5.1 小节的第一个问题。
• rootmnt ：指向“安装”根文件系统时创建的那个 vfsmount
• pwdmnt：指向“安装”当前工作目录所在文件系统时创建的那个 vfsmount
  这两个域用于初始化 nameidata 结构。

8.3.  进程与文件系统的结构关系图
    下图描述了进程与文件系统之间的结构关系图：
 

9.   参考资料
1、《Linux 源码情景分析》上册
2、Linux 2.4.30 源码 
struct nameidata {
      struct dentry *dentry;
      struct vfsmount *mnt;
      struct qstr last;
      unsigned int flags;
      int last_type;
};
static inline struct inode *iget(struct super_block *sb, unsignedlong ino)
{
           struct inode *inode = iget4_locked(sb, ino, NULL, NULL);
           if (inode &&(inode->i_state & I_NEW)) {
                       sb->s_op->read_inode(inode);
                       unlock_new_inode(inode);
           }

           return inode;

}