VFS是Linux非常核心的一個概念，linux下的大部分操作都要用到VFS的相關功能。這里從使用者的角度，對VFS進行了簡單說明。使用者不但需要知道Linux下有哪些文件操作的函數，還需要對VFS的結構有一個比較清晰的了解，才能更好的使用它。例如hard link 與symbolic，如果沒有VFS結構的相了解，就無法搞清楚如何使用它們。

本文首先是建立了一個簡單的目錄模型，然后介紹該目錄在VFS的結構，最終總結出如何使用各個文件操作函數。

本著簡單使用的原則，主要使用了分析加猜測的方法。鑒于本人水平有限，文中不免會有些錯誤。歡迎各位讀者理性閱讀，大膽批判。您的批判是我進步的動力。

目錄

1 目錄模型
2 VFS的概念
3 VFS的構建
4 VFS的結構
5 Dentry cache
6 無denty時定位文件
7 有dentry時定位文件
8 Symbolic link
9 hard link
10 進程對文件的管理
11 open的過程
12 open與dup
13 Fork對打開文件的影響
14 文件操作函數解析

1 目錄模型

以下面的目錄為例。

dir為第一級目錄，dir中有subdir0與subdir1兩個子目錄與一個文件file0。“subdir0”中有兩個文件file1與file0。subdir1中有一個文件file3。

2 VFS的概念

VFS是Linux中的一個虛擬文件文件系統，也稱為虛擬文件系統交換層（Virtual Filesystem Switch）。它為應用程序員提供一層抽象，屏蔽底層各種文件系統的差異。如下圖所示：

不同的文件系統，如Ext2/3、XFS、FAT32等，具有不同的結構，假如用戶調用open等文件IO函數去打開文件，具體的實現會非常不同。為了屏蔽這種差異，Linux引入了VFS的概念。相當于是Linux自建了一個新的貯存在內存中的文件系統。所有其他文件系統都需要先轉換成VFS的結構才能為用戶所調用。

3 VFS的構建

所謂VFS的構建就是加載實際文件系統的過程，也就是mount被調用的過程。如下圖所示，以mount一個ext2的文件系統為例。

這是一個經過簡化的Ext2磁盤結構，只是用于說明用它構建VFS的基本過程。

mount命令的一般形式為：mount /dev/sdb1 /mnt/mysdb1

/dev/sdb1是設備名，/mnt/mysdb1是掛載點。

VFS文件系統的基本結構是dentry結構體與inode結構體。

Dentry代表一個文件目錄中的一個點，可以是目錄也可以是文件。

Inode代表一個在磁盤上的文件，它與磁盤文件一一對應。

Inode與dentry不一定一一對應，一個inode可能會對應多個dentry項。（hard link）

Mount時，linux首先找到磁盤分區的super block，然后通過解析磁盤的inode table與file data，構建出自己的dentry列表與indoe列表。

需要注意的是，VFS實際上是按照Ext的方式進行構建的，所以兩者非常相似（畢竟Ext是Linux的原生文件系統）。

比如inode節點，Ext與VFS中都把文件管理結構稱為inode，但實際上它們是不一樣的。Ext的inode節點在磁盤上；VFS的inode節點在內存里。Ext-inode中的一些成員變量其實是沒有用的，如引用計數等。保留它們的目的是為了與vfs-node保持一致。這樣在用ext-inode節點構造vfs-inode節點時，就不需要一個一個賦值，只需一次內存拷貝即可。

如果是非EXT格式的磁盤，就沒有這么幸運了，所以mount非EXT磁盤會慢一些。

4 VFS的結構

構建出VFS文件系統后，下一步是把第一節中提到的目錄模型映射到VFS結構體系中。

上文提到了VFS主要由denty與inode構成。Dentry用于維護VFS的目錄結構，每個dentry項就代表著我們用ls時看的的一項（每個目錄和每個文件都對應著一個dentry項）。Inode為文件節點，它與文件一一對應。Linux中，目錄也是一種文件，所以dentry也會對應一個inode節點。

下圖是第一節中的目錄模型在VFS中的結構。

5 Dentry cache

每個文件都要對應一個inode節點與至少一個dentry項。假設我們有一個100G的硬盤，上面寫滿了空文件，那個需要多少內存才能重建VFS呢？

文件最少要占用1個block（一般是4K）。假一個dentry與一個inode需要100byte，則dentry與inode需要占用1/40的空間。1G硬盤則需要2.5G空間。最近都開始換裝1T硬盤了，需要 25G的內存才能放下inode與dentry，相信沒有幾臺電腦可以承受。

為了避免資源浪費，VFS采用了dentry cache的設計。

當有用戶用ls命令查看某一個目錄或用open命令打開一個文件時，VFS會為這里用的每個目錄項與文件建立dentry項與inode，即“按需創建”。然后維護一個LRU（Least Recently Used）列表，當Linux認為VFS占用太多資源時，VFS會釋放掉長時間沒有被使用的dentry項與inode項。

需要注意的是：這里的建立于釋放是從內存占用的角度看。從Linux角度看，dentry與inode是VFS中固有的東西。所不同的只是VFS是否把dentry與inode讀到了內存中。對于Ext2/3文件系統，構建dentry與inode的過程非常簡單，但對于其他文件系統，則會慢得多。

了解了Dentry cache的概念，才能明白為何下面會有兩種定位文件的方式。

6 無denty時定位文件

因為上面提到的Denty Cache，VFS并不能保證隨時都有dentry項與inode項可用。下面是無dentry項與inode項時的定位方式。

為了簡化問題，這里假設已經找到了dir的dentry項（找到dentry的過程會在后面講解）。

首先，通過dir對應的dentry0找到inode0節點，有了inode節點就可以讀取目錄中的信息。其中包含了該目錄包含的下一級目錄與文件文件列表，包括name與inode號。實際上用ls命令查看的就是這些信息。“ls -i”會顯示出文件的inode號。

> ls -i

975248 subdir0 975247 subdir1 975251 file0

然后，根據通過根據subdir0對應的inode號重建inode2，并通過文件數據（目錄也是文件）與inode2重建subdir0的dentry節點：dentry1。

> ls -i

975311 file1 975312 file2

接著，根據file1對應的inode號重建inode4，并通過文件數據與inode4重建file1的dentry節點。

最后，就可以通過inode4節點訪問文件了。

注意：文件對應的inode號是確定的，只是inode結構體需要重新構造。

7 有dentry時定位文件

一旦在Dentry cache中建立了dentry項，下次訪問就很方便了。

Dentry中的一個關鍵變量是d_subdirs，它保存了下一級目錄的列表，用于快速定位文件。

首先，在代表dir目錄的dentry0的d_subdirs中查找名字為“subdir0”的dentry項，找到了dentry1。

然后在dentry1中查找名字為“file1”的dentry項，然后找到了file1對應的dentry項，

最后通過file1對應的dentry項獲得file1對應的inode4。

與無dentry項時比較，有dentry項時的操作精簡了許多。

8 Symbolic link

建立symboliclink的命令為：ln -s 源文件目標文件

Linux中的symbolic link類似于Windows系統中的快捷方式。如下圖所示，symlink1是指向file1的symbolic link。symlink1本身也是文件，因此有自己獨立的inode節點。symlink中實際存儲的是源文件的相對路徑。

大部分文件操作會直接對symbolic link指向的目標進行操作，比如open(“symlikn1”)，實際上打開的是file3。

如果file3不在會發生什么事情呢？open函數照樣會按照symlink1中的文件路徑打開文件。但file3不存在，因此會報錯說文件不存在。

9 hard link

Linux除了symbolic link，還有hard link的概念。

Hard link建立實際上是dentry項的一個拷貝，它們都指向同一個inode節點。當我們使用write改寫file1的內容時，hardlink1的內容也會被改寫，因為所以實際上它們是同一個文件。

如下圖所示，hardlink1是file1的一個hard link。它們都指向同一個inode1節點。Inode1中有一個計數器，用于記錄有幾個dentry項指向它。刪除任意一個dentry項都不會導致inode1的刪除。只有所有指向inode1的dentry都被刪除了，inode1才會被刪除。

他們實際從某種意義上講，所有dentry項都是hard link。

10 進程對文件的管理

進程控制塊task_struct中有兩個變量與文件有關：fs與files。

files中存儲著root與pwd兩個指向dentry項的指針。用戶定路徑時，絕對路徑會通過root進行定位；相對路徑會的通過pwd進行定位。（一個進程的root不一定是文件系統的根目錄。比如ftp進程的根目錄不是文件系統的根目錄，這樣才能保證用戶只能訪問ftp目錄下的內容）

fs是一個file object列表，其中每一個節點對應著一個被打開了的文件。當進程定位到文件時，會構造一個file object，并通過f_inode關聯到inode節點。文件關閉時（close），進程會釋放對應對應file object。File object中的f_mode是打開時選擇的權限，f_pos為讀寫位置。當打開同一個文件多次時，每次都會構造一個新的file object。每個file object中有獨立的f_mode與f_pos。

11 open的過程

打開文件涉及到里一系列的結構調整，這里分步驟進行說明：

首先建立一個文件管理結構，如下圖所示，該進程已經打開了兩個文件，接下來我們再打開一個新文件。

第一步：找到文件；

從上文中能定位到我們文件的inode節點，找到了inode節點也就找到了文件。

第二步：建立file object；

建立一個新的file object對象，放入file object對象列表，并把它指向inode節點。

第三步：建立file descriptor

file descriptor就是進程控制塊task_struct中files中維護的fd_array。因為是數組，所以file descriptor實際上已經預先分配好空間了，這里這是需要把某個空閑的file descriptor與file object關聯起來。這個file descriptor在數組中的索引號就是open文件時得到的文件fd。

12 open與dup

同一個文件是可以open多次的，結構如下圖所示。每次open都會建立一個新的file descriptor與file object。然后指向同一個文件的inode節點。下圖中，假設open的文件與fd1指向的是同一個文件，則新創建的file object 2與fd1的file object 2會指向同一個inode2節點。

Linux還提供了dup功能，用于復制file descriptor。使用dup不會建立新的非file object，所以新建立的file descriptor會與原filedescriptor同時指向同一個file object。下圖中，我們通過dup(fd1)得到了fd2，則fd2與fd1指向了同一個file object2。

兩次open后由于會生成新的object，所以文件讀寫屬性、文件讀寫位置（f_pos）等信息都是獨立的。使用dup復制file descriptor后，由于沒有獨立的object，所以修改某個fd的屬性或文件讀寫位置后，另一個fd也會隨之變化。

13 Fork對打開文件的影響

Dup的操作與fork一個子進程時的操作類似。

下圖是已有父進程的文件結構：

使用fork后的結構如下。同樣是沒有創建新的file object，因此當對parent process中的fd1進行文件指針的移動時（如讀寫），child process中的fd1也會受影響。也即是說opened files list不是進程的一部分，因此不會被復制。Opened files list應該是一個全局性的資源鏈表，進程維護的是一個指針列表fd table，所以被復制的只是指針列表fd table，而不是opened files list。

14 文件操作函數解析

通過上面的分析，可以對各個函數的作用域與使用方式有更清晰的了解。下面列出了常用的文件操作：

函數名作用對象說明creatdentry, inode創建文件時會創建新的dentry與inodeopenfile object如果文件不存在，且有O_CREAT參數，則會先調用creatclosefile object刪除file object，但不會刪除文件。state/lstateinode讀取inode的內容。如果目標是symbolic link，stat會讀取symbolic link指向的內容；lstat則會讀取symbolic link文件本身。chmodfile object改變file object中的f_modechown/lchownfile object改變file object中的f_uid與f_gidtruncateinode改變文件長度。readfile object讀文件會改變file object中的f_poswritefile object，inode寫文件改變file object中的f_pos的同時也會改變文件內容與更新修改時間。dupfile object建立一個新的file descriptor，指向同一個file object項seek/lseekfile object改變file object中的f_poslinkdentry創建新的dentry項，指向同一個inode節點。unlinkdentry刪除一個dentry項。如果該dentry指向的inode節點沒有被其他dentry項使用，則刪除inode節點與磁盤文件。renamedentry修改dentry相中的d_namereadlink———–read無法讀取symbolic link 文件的內容，需要使用readlink讀取symlinkdentry, inode作用與creat類似，但創建的文件屬性為symbolic link。

注：磁盤文件與inode節點一一對應，所以在表中不再單獨列出磁盤文件。

參考文件：
Advanced Programming in the UNIX Environment (3rd) W. Richard Stevens & Stephen A. Rago
Understanding the Linux Kernel (3rd) Daniel P. Bovet & Marco Cesati

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