注：
写得实在太好了！
原文出处：http://blog.csdn.net/rstevens/archive/2007/10/14/1824785.aspx
1. 概述
根据以前学习内核源码的经验，在学习文件系统实现之前，我大概定了个目标：
1、 建立一个清晰的全局概念。为将来需要研究代码细节打下坚实基础。
2、 只研究虚拟文件系统 VFS 的实现，不研究具体文件系统。
为什么选择 Linux 2.4.30？因为可以参考《Linux 源码情景分析》一书，减少学习难度。
1.1. 基本概念
1、 一块磁盘（块设备），首先要按照某种文件系统（如 NTFS）格式进行格式化，然后才能在其上进行创建目录、保存文件等操作。
在 Linux 中，有“安装”文件系统和“卸载”文件系统的概念。
一块经过格式化的“块设备”（不管是刚刚格式化完的，没有创建任何名录和文件；还是已经创建了目录和文件），只有先被“安装”，才能融入 Linux 的文件系统中，用户才可以在它上面进行正常的文件操作。
2、 Linux 把目录或普通文件，统一看成“目录节点”。通常一个“目录节点”具有两个重要属性：名称以及磁盘上实际对应的数据。本文中，“目录节点”有时简称为“节点”
“符号链接”是一种特殊的目录节点，它只有一个名称，没有实际数据。这个名称指向一个实际的目录节点。
3、 “接口结构”：在 内核代码中，经常可以看到一种结构，其成员全部是函数指针，例如：
struct file_operations {
struct module *owner;
loff_t (*llseek) (struct file *, loff_t, int);
ssize_t (*read) (struct file *, char *, size_t, loff_t *);
ssize_t (*write) (struct file *, const char *, size_t, loff_t *);
int (*readdir) (struct file *, void *, filldir_t);
unsigned int (*poll) (struct file *, struct poll_table_struct *);
int (*ioctl) (struct inode *, struct file *, unsigned int, unsigned long);
int (*mmap) (struct file *, struct vm_area_struct *);
int (*open) (struct inode *, struct file *);
int (*flush) (struct file *);
int (*release) (struct inode *, struct file *);
int (*fsync) (struct file *, struct dentry *, int datasync);
int (*fasync) (int, struct file *, int);
int (*lock) (struct file *, int, struct file_lock *);
ssize_t (*readv) (struct file *, const struct iovec *, unsigned long, loff_t *);
ssize_t (*writev) (struct file *, const struct iovec *, unsigned long, loff_t *);
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);
};
这种结构的作用类似与 C++ 中的“接口类”，它是用 C 语言进行软件抽象设计时最重要的工具。通过它，将一组通用的操作抽象出来，核心的代码只针对这种“接口结构”进行操作，而这些函数的具体实现由不同的“子类”去完成。
以这个 file_operations“接口”为例，它是“目录节点”提供的操作接口。不同的文件系统需要提供这些函数的具体实现。
本文中，“接口结构”有时简称“接口”。
1.2. 虚拟文件系统
Linux 通过虚拟文件系统 （VFS） 来支持不同的具体的文件系统，那么 VFS 到底是什么？
从程序员的角度看，我认为 VFS 就是一套代码框架（framework），它将用户与具体的文件系统隔离开来，使得用户能够通过这套框架，以统一的接口在不同的具体的文件系统上进行操作。
这套框架包括：
1、 为用户提供统一的文件和目录的操作接口，如 open, read, write
2、 抽象出文件系统共有的一些结构，包括“目录节点”inode、“超级块”super_block 等。
3、 面向具体的文件系统，定义一系列统一的操作“接口”， 如 file_operations, inode_operations, dentry_operation，具体的文件系统必须提供它们的实现。
4、 提供一套机制，让具体的文件系统融入 VFS 框架中，包括文件系统的“注册”和“安装”
5、 实现这套框架逻辑的核心代码
我对文件系统的学习，实际上就是学习虚拟文件系统这套框架是如何实现的。
2. 核心数据结构
数据结构是代码的灵魂，要分析一个复杂的系统，关键是掌握那些核心的数据结构，这包括：
1、 弄清数据结构的核心功能。一个数据结构通常具有比较复杂的成员，此外，还有一些成员用于建立数据结构之间的关系。如果要一个个去理解，就会陷入细节。
2、 弄清数据结构之间的静态关系
3、 弄清数据结构之间是如何建立起动态的关系的
本文重点分析文件系统中的关键数据结构以及它们之间的关系。
2.1. inode 和 file_operations
1、 inode 用以描述“目录节点” ，它描述了一个目录节点物理上的属性，例如大小，创建时间，修改时间、uid、gid 等
2、 file_operations 是“目录节点”提供的操作“接口”。它包括 open, read, wirte, ioctl, llseek, mmap 等操作。
3、 一个 inode 通过成员 i_fop 对应一个 file_operations
4、 打开文件的过程就是寻找 “目录节点”对应的 inode 的过程
5、 文件被打开后，inode 和 file_operation 都已经在内存中建立，file_operations 的指针也已经指向了具体文件系统提供的函数，此后都文件的操作，都由这些函数来完成。
例如打开了一个普通文件 /root/file，其所在文件系统格式是 ext2，那么，内存中结构如下：
2.2. 目录节点入口dentry
本来，inode 中应该包括“目录节点”的名称，但由于符号链接的存在，导致一个物理文件可能有多个文件名，因此把和“目录节点”名称相关的部分从 inode 中分开，放在一个专门的 dentry 结构中。这样：
1、 一个dentry 通过成员 d_inode 对应到一个 inode上，寻找 inode 的过程变成了寻找 dentry 的过程。因此，dentry 变得更加关键，inode 常常被 dentry所遮掩。可以说， dentry 是文件系统中最核心的数据结构，它的身影无处不在。
2、 由于符号链接的存在，导致多个 dentry 可能对应到同一个 inode 上
例如，有一个符号链接 /tmp/abc 指向一个普通文件 /root/file，那么 dentry 与 inode 之间的关系大致如下：
2.3. super_block 和 super_operations
一个存放在磁盘上的文件系统如 EXT2 等，在它的格式中通常包括一个“超级块”或者“控制块”的部分，用于从整体上描述文件系统，例如文件系统的大小、是否可读可写等等。
虚拟文件系统中也通过“超级块”这种概念来描述文件系统整体的信息，对应的结构是 struct super_block。
super_block 除了要记录文件大小、访问权限等信息外，更重要的是提供一个操作“接口”super_operations。
struct super_operations {
struct inode *(*alloc_inode)(struct super_block *sb);
void (*destroy_inode)(struct inode *);
void (*read_inode) (struct inode *);
void (*read_inode2) (struct inode *, void *) ;
void (*dirty_inode) (struct inode *);
void (*write_inode) (struct inode *, int);
void (*put_inode) (struct inode *);
void (*delete_inode) (struct inode *);
void (*put_super) (struct super_block *);
void (*write_super) (struct super_block *);
int (*sync_fs) (struct super_block *);
void (*write_super_lockfs) (struct super_block *);
void (*unlockfs) (struct super_block *);
int (*statfs) (struct super_block *, struct statfs *);
int (*remount_fs) (struct super_block *, int *, char *);
void (*clear_inode) (struct inode *);
void (*umount_begin) (struct super_block *);
struct dentry * (*fh_to_dentry)(struct super_block *sb, __u32 *fh, int len, int fhtype, int parent);
int (*dentry_to_fh)(struct dentry *, __u32 *fh, int *lenp, int need_parent);
int (*show_options)(struct seq_file *, struct vfsmount *);
};
我们通过分析“获取一个 inode ”的过程来只理解这个“接口”中两个成员 alloc_inode 和 read_inode 的作用。在文件系统的操作中，经常需要获得一个“目录节点”对应的 inode，这个 inode 有可能已经存在于内存中了，也可能还没有，需要创建一个新的 inode，并从磁盘上读取相应的信息来填充。
对应的代码是 iget() （inlcude/linux/fs.h）过程如下：
1、 通过 iget4_locked() 获取 inode。如果 inode 在内存中已经存在，则直接返回；否则创建一个新的 inode
2、 如果是新创建的 inode，通过 super_block->s_op->read_inode() 来填充它。也就是说，如何填充一个新创建的 inode， 是由具体文件系统提供的函数实现的。
iget4_locked() 首先在全局的 inode hash table 中寻找，如果找不到，则调用 get_new_inode() ，进而调用 alloc_inode() 来创建一个新的 inode
在 alloc_inode() 中可以看到，如果具体文件系统提供了创建 inode 的方法，则由具体文件系统来负责创建，否则采用系统默认的的创建方法。
static struct inode *alloc_inode(struct super_block *sb)
{
static struct address_space_operations empty_aops;
static struct inode_operations empty_iops;
static struct file_operations empty_fops;
struct inode *inode;
if (sb->s_op->alloc_inode)
inode = sb->s_op->alloc_inode(sb);
else {
inode = (struct inode *) kmem_cache_alloc(inode_cachep, SLAB_KERNEL);
if (inode)
memset(&inode->u, 0, sizeof(inode->u));
}
if (inode) {
struct address_space * const mapping = &inode->i_data;
inode->i_sb = sb;
inode->i_dev = sb->s_dev;
inode->i_blkbits = sb->s_blocksize_bits;
inode->i_flags = 0;
atomic_set(&inode->i_count, 1);
inode->i_sock = 0;
inode->i_op = &empty_iops;
inode->i_fop = &empty_fops;
inode->i_nlink = 1;
atomic_set(&inode->i_writecount, 0);
inode->i_size = 0;
inode->i_blocks = 0;
inode->i_bytes = 0;
inode->i_generation = 0;
memset(&inode->i_dquot, 0, sizeof(inode->i_dquot));
inode->i_pipe = NULL;
inode->i_bdev = NULL;
inode->i_cdev = NULL;
mapping->a_ops = &empty_aops;
mapping->host = inode;
mapping->gfp_mask = GFP_HIGHUSER;
inode->i_mapping = mapping;
}
return inode;
}
super_block 是在安装文件系统的时候创建的，后面会看到它和其它结构之间的关系。
3. 安装文件系统
1、 一个经过格式化的块设备，只有安装后，才能融入 Linux 的 VFS 之中。
2、 安装一个文件系统，必须指定一个目录作为安装点。
3、 一个设备可以同时被安装到多个目录上。
4、 如果某个目录下原来有一些文件和子目录，一旦将一个设备安装到目录下后，则原有的文件和子目录消失。因为这个目录已经变成了一个安装点。
5、 一个目录节点下可以同时安装多个设备。
3.1. “根安装点”、“根设备”和“根文件系统”
安装一个文件系统，除了需要“被安装设备”外，还要指定一个“安装点”。“安装点”是已经存在的一个目录节点。例如把 /dev/sda1 安装到 /mnt/win 下，那么 /mnt/win 就是“安装点”。
可是文件系统要先安装后使用。因此，要使用 /mnt/win 这个“安装点”，必然要求它所在文件系统已也经被安装。
也就是说，安装一个文件系统，需要另外一个文件系统已经被安装。
这是一个鸡生蛋，蛋生鸡的问题：最顶层的文件系统是如何被安装的？
答案是，最顶层文件系统的时候是被安装在“根安装点”上的，而根安装点不属于任何文件系统，它对应的 dentry 、inode 是由内核在初始化阶段凭空构造出来的。
最顶层的文件系统叫做“根文件系统”。Linux 在启动的时候，要求用户必须指定一个“根设备”，内核在初始化阶段，将“根设备”安装到“根安装点”上，从而有了根文件系统。这样，文件系统才算准备就绪。此后，用户就可以通过 mount 命令来安装新的设备。
3.2. 安装连接件 vfsmount
“安装”一个文件系统涉及“被安装设备”和“安装点”两个部分，安装的过程就是把“安装点”和“被安装设备”关联起来，这是通过一个“安装连接件”结构vfsmount 来完成的。
vfsmount 将“安装点”dentry 和“被安装设备”的根目录节点 dentry 关联起来。
每安装一次文件系统，会导致：
1、 创建一个 vfsmount
2、 为“被安装设备”创建一个 super_block，并由具体的文件系统来设置这个 super_block。（我们在“注册文件系统”一节将再来分析这一步）
3、 为被安装设备的根目录节点创建 dentry
4、 为被安装设备的根目录节点创建 inode， 并由 super_operations->read_inode() 来设置此 inode
5、 将 super_block 与“被安装设备“根目录节点 dentry 关联起来
6、 将 vfsmount 与“被安装设备”的根目录节点 dentry 关联起来
在内核将根设备安装到“根安装点”上后，内存中有如下结构关系：
现在假设我们在 /mnt/win 下安装了 /dev/sda1， /dev/sda1 下有 dir1，然后又在 dir1 下安装了 /dev/sda2，那么内存中就有了如下的结构关系
4. 注册文件系统
前面说了，在安装一个文件系统的时候，需要为“被安装设备”创建一个 super_block，并设置它。
如果从源码追寻这个创建和设置 super_block 的过程，就引出了“注册文件系统”的概念。
实际上，在安装一个文件系统之前，还需要有一个注册文件系统的步骤，否则内核就因为不认识该文件系统而无法完成安装。
通过register_filesystem() ，将一个“文件系统类型”结构 file_system_type注册到内核中一个全局的链表file_systems 上。
struct file_system_type {
const char *name;
int fs_flags;
struct super_block *(*read_super) (struct super_block *, void *, int);
struct module *owner;
struct file_system_type * next;
struct list_head fs_supers;
};
int register_filesystem(struct file_system_type * fs)
{
int res = 0;
struct file_system_type ** p;
if (!fs)
return -EINVAL;
if (fs->next)
return -EBUSY;
INIT_LIST_HEAD(&fs->fs_supers);
write_lock(&file_systems_lock);
p = find_filesystem(fs->name);
if (*p)
res = -EBUSY;
else
*p = fs;
write_unlock(&file_systems_lock);
return res;
}
这个结构中最关键的就是 read_super() 这个函数指针，它就是用于创建并设置 super_block 的目的的。
因为安装一个文件系统的关键一步就是要为“被安装设备”创建和设置一个 super_block，而不同的具体的文件系统的 super_block 有自己特定的信息，因此要求具体的文件系统首先向内核注册，并提供 read_super() 的实现。
5. 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_t count;
rwlock_t file_lock; /* Protects all the below members. Nests inside tsk->alloc_lock */
int max_fds;
int max_fdset;
int next_fd;
struct file ** fd; /* current fd array */
fd_set *close_on_exec;
fd_set *open_fds;
fd_set close_on_exec_init;
fd_set open_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, unsigned long 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;
}