文件系统使用的数据结构
作者：互联网
linux虚拟文件系统四大对象：
1）超级块(super block)
2）索引节点(inode)
3）目录项(dentry)
4）文件对象(file)
super_block
/*超级块代表了整个文件系统，超级块是文件系统的控制块，有整个文件系统信息，一个文件系统所有的inode都要连接到超级块上，
可以说，一个超级块就代表了一个文件系统
*/
struct super_block {
struct list_head s_list; /* Keep this first 一个双向循环链表，把所有的super_block连接起来，一个super_block代表一个在linux上的文件系统，
这个list上边的就是所有的在linux上记录的文件系统。*/
dev_t s_dev; /* search index; _not_ kdev_t 包含该具体文件系统的块设备标识符。例如，对于 /dev/hda1，其设备标识符为 0x301*/
unsigned char s_blocksize_bits;//上面的size大小占用位数，例如512字节就是9 bits
unsigned long s_blocksize;//文件系统中数据块大小，以字节单位
loff_t s_maxbytes; /* Max file size允许的最大的文件大小(字节数) */
struct file_system_type *s_type;//文件系统类型 ext2还是fat32 ? “文件系统”和“文件系统类型”不一样！一个文件系统类型下可以包括很多文件系统即很多的super_block
const struct super_operations *s_op;//指向某个特定的具体文件系统的用于超级块操作的函数集合
const struct dquot_operations *dq_op;//指向某个特定的具体文件系统用于限额操作的函数集合
const struct quotactl_ops *s_qcop;//用于配置磁盘限额的的方法，处理来自用户空间的请求
const struct export_operations *s_export_op;
unsigned long s_flags;
unsigned long s_iflags; /* internal SB_I_* flags */
unsigned long s_magic;//区别于其他文件系统的标识
struct dentry *s_root;//指向该具体文件系统安装目录的目录项
struct rw_semaphore s_umount;//对超级块读写时进行同步
int s_count;//对超级块的使用计数
atomic_t s_active;//引用计数
#ifdef CONFIG_SECURITY
void *s_security;
#endif
const struct xattr_handler **s_xattr;
struct hlist_bl_head s_anon; /* anonymous dentries for (nfs) exporting */
struct list_head s_mounts; /* list of mounts; _not_ for fs use */
struct block_device *s_bdev;//指向文件系统被安装的块设备
struct backing_dev_info *s_bdi;
struct mtd_info *s_mtd;
struct hlist_node s_instances;
unsigned int s_quota_types; /* Bitmask of supported quota types */
struct quota_info s_dquot; /* Diskquota specific options磁盘限额相关选项 */
struct sb_writers s_writers;
char s_id[32]; /* Informational name */
u8 s_uuid[16]; /* UUID */
void *s_fs_info; /* Filesystem private info */
unsigned int s_max_links;
fmode_t s_mode;
/* Granularity of c/m/atime in ns.
Cannot be worse than a second */
u32 s_time_gran;
/*
* The next field is for VFS *only*. No filesystems have any business
* even looking at it. You had been warned.
*/
struct mutex s_vfs_rename_mutex; /* Kludge */
/*
* Filesystem subtype. If non-empty the filesystem type field
* in /proc/mounts will be "type.subtype"
*/
char *s_subtype;
/*
* Saved mount options for lazy filesystems using
* generic_show_options()
*/
char __rcu *s_options;
const struct dentry_operations *s_d_op; /* default d_op for dentries */
/*
* Saved pool identifier for cleancache (-1 means none)
*/
int cleancache_poolid;
struct shrinker s_shrink; /* per-sb shrinker handle */
/* Number of inodes with nlink == 0 but still referenced */
atomic_long_t s_remove_count;
/* Being remounted read-only */
int s_readonly_remount;
/* AIO completions deferred from interrupt context */
struct workqueue_struct *s_dio_done_wq;
struct hlist_head s_pins;
/*
* Context in which to interpret filesystem uids, gids,
* quotas, device nodes, extended attributes and security
* labels.
*/
struct user_namespace *s_user_ns;
/*
* Keep the lru lists last in the structure so they always sit on their
* own individual cachelines.
*/
struct list_lru s_dentry_lru ____cacheline_aligned_in_smp;
struct list_lru s_inode_lru ____cacheline_aligned_in_smp;
struct rcu_head rcu;
struct work_struct destroy_work;
struct mutex s_sync_lock; /* sync serialisation lock */
/*
* Indicates how deep in a filesystem stack this SB is
*/
int s_stack_depth;
/* s_inode_list_lock protects s_inodes */
spinlock_t s_inode_list_lock ____cacheline_aligned_in_smp;
struct list_head s_inodes; /* all inodes */
};
Inode:
/*
* Keep mostly read-only and often accessed (especially for
* the RCU path lookup and 'stat' data) fields at the beginning
* of the 'struct inode'
inode有两种，一种是VFS的inode，一种是具体文件系统的inode。前者在内存中，后者在磁盘中。所以每次其实是将磁盘中的inode调进填充内存中的inode，
这样才是算使用了磁盘文件inode。
每个inode节点的大小，一般是128字节或256字节。inode节点的总数，在格式化时就给定(现代OS可以动态变化)，一般每2KB就设置一个inode。
一般文件系统中很少有文件小于2KB的，所以预定按照2KB分，一般inode是用不完的。所以inode在文件系统安装的时候会有一个默认数量，
后期会根据实际的需要发生变化
inode号是唯一的，表示不同的文件。其实在Linux内部的时候，访问文件都是通过inode号来进行的，所谓文件名仅仅是给用户容易使用的。
当我们打开一个文件的时候，首先，系统找到这个文件名对应的inode号；然后，通过inode号，得到inode信息，最后，由inode找到文件数据所在的block，
现在可以处理文件数据了。
inode和文件的关系：当创建一个文件的时候，就给文件分配了一个inode。一个inode只对应一个实际文件，一个文件也会只有一个inode。
inodes最大数量就是文件的最大数量。
*/
struct inode {
umode_t i_mode;//文件的类型和访问权限
unsigned short i_opflags;
kuid_t i_uid;//文件拥有者标号
kgid_t i_gid;//文件所在组标号
unsigned int i_flags;
#ifdef CONFIG_FS_POSIX_ACL
struct posix_acl *i_acl;
struct posix_acl *i_default_acl;
#endif
const struct inode_operations *i_op;//索引节点操作函数集
struct super_block *i_sb;//inode所属文件系统的超级块指针
struct address_space *i_mapping;//表示向谁请求页面 于描述页高速缓存中的页面的
#ifdef CONFIG_SECURITY
void *i_security;
#endif
/* Stat data, not accessed from path walking */
unsigned long i_ino;//索引节点号，每个inode都是唯一的
/*
* Filesystems may only read i_nlink directly. They shall use the
* following functions for modification:
*
* (set|clear|inc|drop)_nlink
* inode_(inc|dec)_link_count
*/
union {
const unsigned int i_nlink;
unsigned int __i_nlink;
};
dev_t i_rdev;//实际的设备标识
loff_t i_size;//inode所代表的的文件的大小，以字节为单位
struct timespec i_atime;//文件最后一次访问时间
struct timespec i_mtime;//文件最后一次修改时间
struct timespec i_ctime;//inode最后一次修改时间
spinlock_t i_lock; /* i_blocks, i_bytes, maybe i_size */
unsigned short i_bytes;//文件中最后一个块的字节数
unsigned int i_blkbits;//块大小，字节单位
blkcnt_t i_blocks;//文件所占块数
#ifdef __NEED_I_SIZE_ORDERED
seqcount_t i_size_seqcount;
#endif
/* Misc */
unsigned long i_state;
struct mutex i_mutex;
unsigned long dirtied_when; /* jiffies of first dirtying */
unsigned long dirtied_time_when;
struct hlist_node i_hash;//指向hash链表指针，用于inode的hash表
struct list_head i_io_list; /* backing dev IO list */
#ifdef CONFIG_CGROUP_WRITEBACK
struct bdi_writeback *i_wb; /* the associated cgroup wb */
/* foreign inode detection, see wbc_detach_inode() */
int i_wb_frn_winner;
u16 i_wb_frn_avg_time;
u16 i_wb_frn_history;
#endif
struct list_head i_lru; /* inode LRU list */
struct list_head i_sb_list;
union {
struct hlist_head i_dentry;//指向目录项链表指针，注意一个inodes可以对应多个dentry，因为一个实际的文件可能被链接到其他的文件，
//那么就会有另一个dentry，这个链表就是将所有的与本inode有关的dentry都连在一起
struct rcu_head i_rcu;
};
u64 i_version;//版本号
atomic_t i_count;//引用计数
atomic_t i_dio_count;
atomic_t i_writecount;//记录多少进程以刻写模式打开此文件
#ifdef CONFIG_IMA
atomic_t i_readcount; /* struct files open RO */
#endif
const struct file_operations *i_fop; /* former ->i_op->default_file_ops 文件操作*/
struct file_lock_context *i_flctx;
struct address_space i_data;
struct list_head i_devices;//设备链表。共用同一个驱动程序的设备形成的链表
union {
struct pipe_inode_info *i_pipe;//向管道文件（如果文件是管道文件时使用）
struct block_device *i_bdev;//指向块设备文件指针（如果文件是块设备文件时使用）
struct cdev *i_cdev;//指向字符设备文件指针（如果文件是字符设备时使用）
char *i_link;//链接
};
__u32 i_generation;
#ifdef CONFIG_FSNOTIFY
__u32 i_fsnotify_mask; /* all events this inode cares about */
struct hlist_head i_fsnotify_marks;
#endif
void *i_private; /* fs or device private pointer */
};
dentry:
/*
dentry则表示了不同层级之间的关系，也是链接所使用的结构体。dentry通过d_parent来和上级目录构成链接关系，
通过d_op来存储对应的实际文件系统的文件操作，如创建、删除、打开、读写等。d_sb指向实际文件系统的超级块，
该结构在上文已详细介绍。d_inode指向对应的inode，d_name表示该文件的文件名。
一个有效的dentry结构必定有一个inode结构，这是因为一个目录项要么代表着一个文件，要么代表着一个目录，而目录实际上也是文件。
所以，只要dentry结构是有效的，则其指针d_inode必定指向一个inode结构。但是inode却可以对应多个
*/
struct dentry {
/* RCU lookup touched fields */
unsigned int d_flags; /* protected by d_lock目录项缓存标识，可取 DCACHE_UNUSED DCACHE_REFERENCED 等 */
seqcount_t d_seq; /* per dentry seqlock */
struct hlist_bl_node d_hash; /* lookup hash list 内核使用dentry_hashtable对dentry进行管理，dentry_hashtable是由list_head组成的链表，
一个dentry创建之后，就通过d_hash链接进入对应的hash值的链表中。*/
struct dentry *d_parent; /*父目录的目录项 parent directory */
struct qstr d_name;//目录项名称
struct inode *d_inode; /* 与该目录项关联的inode Where the name belongs to - NULL is * negative */
unsigned char d_iname[DNAME_INLINE_LEN]; /* 存放短的文件名small names */
/* Ref lookup also touches following */
struct lockref d_lockref; /* per-dentry lock and refcount */
const struct dentry_operations *d_op;//目录项操作函数集
struct super_block *d_sb; /* The root of the dentry tree 这个目录项所属的文件系统的超级块*/
unsigned long d_time; /* used by d_revalidate 重新变为有效的时间！注意只要操作成功这个dentry就是有效的，否则无效*/
void *d_fsdata; /* fs-specific data 文件系统私有数据 */
struct list_head d_lru; /*最近未使用的目录项的链表 LRU list */
struct list_head d_child; /* child of parent list 目录项通过这个加入到父目录的d_subdirs中*/
struct list_head d_subdirs; /* our children本目录的所有孩子目录链表头 */
/*
* d_alias and d_rcu can share memory
一个有效的dentry必然与一个inode关联，但是一个inode可以对应多个dentry，因为一个文件可以被链接到其他文件，
所以，这个dentry就是通过这个字段链接到属于自己的inode结构中的i_dentry链表中的
*/
union {
struct hlist_node d_alias; /* inode alias list这个dentry就是通过这个字段链接到属于自己的inode结构中的i_dentry链表中的 */
struct rcu_head d_rcu;
} d_u;
};
files
struct path {
struct vfsmount *mnt;
struct dentry *dentry;
};
struct file {
union {
struct llist_node fu_llist;
struct rcu_head fu_rcuhead;
} f_u;//用于通用文件对象链表的指针
struct path f_path;//指出该文件的已安装的文件系统vfsmount以及文件相关的目录项对象dentry
struct inode *f_inode; /* cached value */
const struct file_operations *f_op;///*指向文件操作表的指针 --函数指针*/
/*
* Protects f_ep_links, f_flags.
* Must not be taken from IRQ context.
*/
spinlock_t f_lock;
atomic_long_t f_count;//表示打开文件的引用计数
unsigned int f_flags;//表示打开文件的权限
fmode_t f_mode;//设置对文件的访问模式,例如：只读，只写
struct mutex f_pos_lock;
loff_t f_pos;//表示当前读写文件的位置
struct fown_struct f_owner;//该结构的作用是通过信号进行I/O时间通知的数据 异步操作;记录一个进程ID，当某些事发送的时候发送给该ID进程的信号
const struct cred *f_cred;
struct file_ra_state f_ra;//文件预读状态，文件预读算法使用的主要数据结构，当打开一个文件时，f_ra中出了perv_page(默认为－1)和ra_apges(对该文件允许的最大预读量)这两个字段外，其他的所有西端都置为0
u64 f_version;//记录文件的版本号，每次使用后都自动递增
#ifdef CONFIG_SECURITY
void *f_security;
#endif
/* needed for tty driver, and maybe others */
void *private_data;
#ifdef CONFIG_EPOLL
/* Used by fs/eventpoll.c to link all the hooks to this file */
struct list_head f_ep_links;
struct list_head f_tfile_llink;
#endif /* #ifdef CONFIG_EPOLL */
struct address_space *f_mapping;
} __attribute__((aligned(4))); /* lest something weird decides that 2 is OK */
files_struct:
struct fdtable {
unsigned int max_fds;
struct file __rcu **fd; /* current fd array */
unsigned long *close_on_exec;
unsigned long *open_fds;
unsigned long *full_fds_bits;
struct rcu_head rcu;
};
/*
* Open file table structure
*/
struct files_struct {
/*
* read mostly part
*/
atomic_t count;/* 共享该表的进程数 */
bool resize_in_progress;
wait_queue_head_t resize_wait;
/*包括一个struct fdtable变量实例和一个struct fdtable类型指针;
而struct fdtable中的成员变量close_on_exec，open_fds，fd又分别指向struct files_struct中
的成员close_on_exec_init，open_fds_init和fd_array*/
struct fdtable __rcu *fdt;
struct fdtable fdtab;
/*
* written part on a separate cache line in SMP
*/
spinlock_t file_lock ____cacheline_aligned_in_smp; /* 保护以下的所有域,以免在tsk->alloc_lock中的嵌套*/
int next_fd;/*已分配的文件描述符加1*/
unsigned long close_on_exec_init[1];/*指向执行exec( )时需要关闭的文件描述符*/
unsigned long open_fds_init[1];/*指向打开文件描述符的指针*/
unsigned long full_fds_bits_init[1];/*文件描述符的初值集合*/
struct file __rcu * fd_array[NR_OPEN_DEFAULT];;/* 文件对象指针的初始化数组 默认使用 不够时动态分配*/
/*通常，fd字段指向files_struct结构的fd_array字段，该字段包括32个文件对象指针。
如果进程打开的文件数目多于32，内核就分配一个新的、更大的文件指针数组，
并将其地址存放在fd字段中，内核同时也更新max_fds字段的值。*/
};
linux系统中，一个进程打开的文件数是有初步限制的，即其文件描述符数初始时有最大化定量，即一个进程一般只能打开NR_OPEN_DEFAULT个文件，该值在32位机上为32个，在64位机上为64个。上面的files_struct这种初始化正是体现了进程初步所能打开文件的内核结构描述。这里需要说明的是，这不仅仅限于类似上面的静态初始化，当init进程fork一个子进程时，也是如此（此时是files_struct是动态分配的）。
do_fork------>copy_process |------>dup_task_struct------>alloc_task_struct |------>copy_files------>dup_fd
即先调用alloc_task_struct分配一个task_struct结构实例，然后使用alloc_files来分配并初始化files_struct变量实例。
上面的 files_struct初始化和上面例子中的静态初始化并无本质差别：
语句fdt = &newf->fdtab取出newf的struct fdtable实例变量fdtab的指针，然后通过rcu_assign_pointer函数将其赋值给newf->fdt，那么newf->fdt还是指向其自身中的struct fdtable实例变量，fdt的成员close_on_exec、open_fds和fd也是如此。
当进行struct files_struct扩充时，会分配一个新的struct fdtable，为了叙述方便，下面该变量用指针用nfdt来表示。另外还分配了满足扩充要求的fd数组(即struct file数组），以及与fd相对的bitmap描述close_on_exec，open_fds的存储空间。
然后将新分配的close_on_exec，open_fds，fd空间指针赋值给nfdt->close_on_exec，nfdt->open_fds和nfdt->fd。注意，这里的close_on_exec，open_fds和上面初始化时close_on_exec_init，open_fds_init的差别：
close_on_exec，open_fds的最大值按bit来说为__FDSET_LONGS，实际值为1024位，即文件描述符的最大数为1024个。但它们也是按需分配，并和file数组的大小一致，分配的实际值会同时赋值给nfdt->max_fds。
分配并初始化新的struct fdtable变量后，原先指向fdtab的struct files_struct指针成员fdt，会调整为指向新分配的struct fdtable变量。这时，struct files_struct实例变量中就包含两个struct fdtable存储区：一个是其自身的，一个新分配的，用fdt指向。
执行完上面的操作后，其关系如下图：
上图中同颜色的存储区，代表的是两者内容是一致的。即执行完上述的操作后，还要将旧的结构存储区的内容拷贝到新的存储区，这包括files_struct自身所包含的close_on_exec，open_fds，fd到新分配的close_on_exec，open_fds，fd的拷贝。
执行完上述拷贝之后，就要释放旧的struct fdtable，
标签：文件,struct,dentry,list,文件系统,unsigned,使用,数据结构,inode 来源： https://www.cnblogs.com/codestack/p/15776409.html