linux文件系统实现原理简述
[摘要][背景][正文][总结]注意：请使用谷歌浏览器阅读（IE浏览器排版混乱）【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
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,
};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)
{
/*此处可以参考文章: linux内核文件权限管理 中对path_openat的介绍->path_init/link_path_walk；
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path_init():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='/'; user_path->path_lookupat->path_init/link_path_walk;
*/
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);
}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(user_path得到的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.而此处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;
}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->squashfs_fill_super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 ，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(user_path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，而此处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;
}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;
} 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);
}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。
s_magic举例：UBIFS_NODE_MAGIC<0X06101831>/SQUASHFS_MAGIC/JFFS2_SUPER_MAGIC等
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;
}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;
}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,
};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，注意如果是通过工具制作好的文件系统，烧录到指定flash分区上，则inode->i_ino要从flash上读取，不一定是1，
在诸如：mount->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=0x868c9400
filename=/mnt/mtd/Config/network;file=85fe1c80;inode=0x86233350;super_block=0x868c9400
filename=/mnt/mtd/Config/networkip6;file=868ca6c0;inode=0x86233200;super_block=0x868c9400file->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;
}块设备：
static int blkdev_open(struct inode *inode, struct file * filp)
{
filp->f_mapping= bdev->bd_inode->i_mapping;
}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;
}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)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)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=0x862330b0
filename=/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=0x8627f130
filename=/mnt/mtd/test;file=850d0b40;inode=0x8627f130;super_block=0x866ca400static void __d_instantiate(struct dentry*dentry, struct inode *inode)
{
dentry->d_inode= inode;
}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inode
2)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);
}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);
}__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;
}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();
}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
}1 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;
}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,
};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);
2 块设备创建:
如nand/nor flash驱动创建的/dev/mtdblock*:从0开始计算第1个分区如uboot分区对应：/dev/mtdblock0;
flash驱动(**_nand.c)通过mtd_device_register或mtd_device_parse_register接口根据分区表创建;
如emmc/sd驱动创建:/dev/mmcblk0p*;从1开始计算第1个分区如uboot分区对应：/dev/mmcblk0p1;通过check_partition创建;
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,
};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);
}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();
}
}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);
}
}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);
}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;
}3>page_cache_get-> atomic_inc(&page->_count);
[总结]
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