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虚拟文件系统
为了支持各种本机文件系统,且同时允许访问其他操作系统的文件,Linux 内核在用户进程与实际文件系统实现之间引入了一个抽象层,该层称为虚拟文件系统。它的任务并不简单,一方面它要提供一套管理所有文件,目录的统一方法。另一方面它要和具体文件系统支持的功能达成妥协,因为每种文件系统实现都差别迥异。
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文件系统类型
文件系统一般分为如下三种:
1. 基于磁盘的文件系统,在非易失介质上存储文件的经典方法。
2. 虚拟文件系统,内核生成的虚拟结构,可用于与用户通信,比如 proc 文件系统。
3. 网络文件系统,允许通过网络访问另一台计算机上的数据。
正是因为虚拟文件系统的存在,上层应用才不会看到本地文件系统与网络文件系统的区别,它们可以通过一套统一的接口操作下层文件系统上的文件,比如打开,读,写,删除等。
通用文件模型
VFS 不仅为文件系统提供了方法和抽象,还支持文件系统中对象(或文件)的统一视图。文件这个术语的含义看起来似乎很清楚,但由于各个文件系统的底层实现不同,其语义经常有许多小而微妙的差异。并非所有文件系统都支持同样的功能,而有些操作(对“普通”文件是不可缺少的)对某些对象完全没有意义,例如集成到 VFS 中的命名管道。
并非每一种文件系统都支持 VFS 中的所有抽象。设备文件无法存储在源自其他系统的文件系统中(如FAT),后者的设计没有考虑到此类对象。
如果我们定义一个最小的通用模型,来支持内核中所有文件系统都实现的那些功能,显然不太好。因为这样会损失许多本质性的功能特性,或者导致这些特性只能通过特定文件系统访问。VFS 的方案完全相反: 提供一种结构模型,包含了一个强大文件系统所应具备的所有组件。但该模型只存在于虚拟中,必须使用各种对象和函数指针与每种文件系统适配。所有文件系统的实现都必须提供与 VFS 定义的结构配合的接口,以弥合两种视图之间的差异。
在处理文件时,内核空间和用户空间使用的主要对象是不同的。对用户程序来说,一个文件由一个文件描述符标识。该描述符是一个整数,在所有有关文件的操作中用作标识文件的参数。文件描述符是在打开文件时由内核分配,只在一个进程内部有效。两个不同进程可以使用同样的文件描述符,但二者并不指向同一个文件。基于同一个描述符来共享文件是不可能的。
内核处理文件的关键是 inode。每个文件(和目录)都有且只有一个对应的 inode,其中包含元数据(如访问权限、上次修改的日期,等等)和指向文件数据的指针。除了 inode 之外,VFS 中还有一个目录项的概念,它用来描述一个路径中的各个部分,可以代表一个目录或者文件,这里我们以 /usr/bin/emac
为例,为了查找其对应的 inode,会从 /
目录项出发,该目录项中包括它所对应的 inode,以及该目录或文件的名称。为了在其中查找 usr
目录,内核会搜索 /
inode 指向的数据内容,这里包括了在 /
目录下包含的所有目录和文件。就这样,内核不断地重复上述过程就找到了目标文件对应的 inode。最后一个 inode emacs
和前三个 inode 不同,前三个都是目录,其 inode 指向的内容是目录列表,而 emacs 文件的 inode 指向的数据是文件的内容。这就是 VFS 查找一个文件的简略过程。
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除了 inode 和目录项之外,VFS 中还有一个链接的概念,它用于创建文件系统对象之间的联系,有两种链接的类型,分别是软链接和硬链接。
软链接可以认为是方向指针,它描述了某个文件存在于某一特定的位置,实际文件的位置很可能在其他地方,这有点像 Windows 中的快捷方式。每个软链接都有一个独立的 inode,inode 指向的数据包含了一个字符串,指向链接的目标路径。当目标文件删除时,软链接也不会删除。
和软链接不同,软链接可以区分原始文件和链接,而硬链接无法区分,当硬链接建立后,所有硬链接具有完全相同的地位,硬链接的目录项会指向原始文件的 inode,这和软链接有很大的不同,软链接有自己独立的 inode,这个 inode 中记录了目标文件的路径。硬链接的删除也很不同,对软连接来说被删除不会影响到原始文件,而如果硬链接如果被删除,其对应的原始文件 inode 的引用数就会减一,当 inode 的引用数为 0 时,代表当前没有任何一个硬链接指向该 inode,这时候该 inode 就会被删除。
当用户通过系统调用(传入文件路径)打开一个文件时,内核会为该文件分配一个文件描述符,实际上它是一个起始于 3 的整数(0,1,2 分别被标准输入,标准输出,标准错误占用),当文件打开后,所有对文件的操作都已和文件路径无关了,接下来用户进程需要通过该文件描述符来进行进一步的操作,比如读写。
在 Linux 中有一个万物接文件的设计思想,除了少数部分(网络设备)之外,内核中大部分的导出功能都可以通过 VFS 定义的文件接口访问,例如:
- 字符和块设备
- 进程间通讯管道
- 用于交互式输入输出的终端
- 用于网络协议的套接字
值得一提的是,并不是所有上述对象都能够在 VFS 中以文件的形式显示给用户,例如管道是通过特殊系统调用创建的,它无法在文件目录结构中找到对应的项,但是它实际上是由 VFS 管理的。
VFS 由两个部分组成:文件和文件系统,这些都需要管理和抽象。下图展示了 VFS 各个组件的相互关系,其中主要包括了进程打开文件的管理,下层文件系统的管理,文件 inode 管理,以及文件内存映射地址空间的管理。
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因为打开的文件总是分配到系统中一个特定的进程,内核必须在数据结构中存储文件和进程之间的关联。task_struct 包含一个成员,其中保存了所有打开的文件(通过一种迂回方式)。该成员是一个数组,访问时使用文件描述符作为索引。各个数组项包含的对象不仅关联到对应文件的 inode,还包含一个指针,指向用于加速查找操作的目录项缓存的一个成员。
VFS 支持的文件系统类型通过一种特殊的内核对象连接进来,该对象提供了一种读取超级块的方法。除了文件系统的关键信息(块长度、最大文件长度,等等)之外,超级块还包含了读、写、操作 inode 的函数指针。
内核还建立了一个链表,包含所有活动文件系统的超级块实例。之所以使用活动(active)这个术语替代已装载(mounted),是因为在某些环境中,有可能使用一个超级块对应几个装载点(一个文件系统被装载到多个目录)。内核以树形结构来组织装载点,下图给出了 3 种不同的文件系统,全局根目录 / 使用了 Ext2 文件系统,/mnt 为 Reiserfs 文件系统, 而 /mnt/cdrom 使用了 ISO9660 格式,这通常用于光盘。其中 /mnt /mnt/cdrom 被称为装载点,因为这是装载文件系统的位置。将文件系统装载到一个目录时,装载点的内容会被替换为即将装载的文件系统的相对根目录内容。该目录之前的内容将会消失,知道新文件系统写在才会重现(在此期间,旧文件系统的数据不会丢失,只是无法查看)。
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超级块结构的一个重要成员是一个列表,包括相关文件系统中所有修改过的 inode(脏inode)。根据该列表很容易标识已经修改过的文件和目录,以便将其回写到存储介质。回写必须经过协调,保证在一定程度上最小化开销,因为这是一个非常费时的操作(硬盘、软盘驱动器及其他介质与系统其余纽件相比,速度很慢)。另一方面,如果写回修改数据的间隔太长也可能有严重后果,因为系统崩溃(或者停电)会导致不能恢复的数据丢失。内核会周期性扫描脏块的列表,并将修改传输到底层硬件。
参考内容
[1]《Linux内核设计与实现》
[2]《Linux系统编程》
[3]《深入理解Linux内核》
[4]《深入Linux内核架构》
[5] https://www.cnblogs.com/hazir/p/linux_kernel_pid.html
[6] http://server.51cto.com/sCollege-198840.htm
[7] https://zhuanlan.zhihu.com/p/68465952
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[28] https://zh.wikipedia.org/wiki/%E6%98%BE%E5%BC%8F%E6%8B%A5%E5%A1%9E%E9%80%9A%E7%9F%A5
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[30] https://juejin.im/post/598ba1d06fb9a03c4d6464ab
[31] https://blog.csdn.net/fw0124/article/details/7452695
[32] https://coolshell.cn/articles/11564.html
[33] https://coolshell.cn/articles/11564.html
- 本文作者: 贝克街的流浪猫
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