注：本文分析基于linux-4.18.0-193.14.2.el8_2内核版本，即CentOS 8.2

1 inode

内存中，每个文件都有一个inode，一切皆文件，其实应该是说一切皆inode。inode保存了文件系统中一个文件的属性描述，比如文件类型，文件权限，属主，文件创建、读取或修改的时间等等。除了内存中的inode，磁盘中也有对应的inode结构，比如ext4文件系统中，内存中的inode是struct ext4_inode_info，而磁盘中的inode是struct ext4_inode_info，今天我们主要分析下内存中的inode结构。

2 inode主要成员变量

struct inode {umode_t            i_mode;  //文件类型和访问权限unsigned short      i_opflags;kuid_t            i_uid; //inode所属文件的所有者idkgid_t          i_gid; //inode所属文件所在组idunsigned int     i_flags;...const struct inode_operations    *i_op; //该inode操作函数集合struct super_block *i_sb;  //指向所属超级块对象struct address_space *i_mapping; //指向inode在内存中的pagecache...unsigned long     i_ino;  //inode节点号 ls -i 可以查看文件inode号...struct timespec64   i_atime; //文件最后访问时间struct timespec64    i_mtime; //文件最后修改时间struct timespec64    i_ctime; //文件创建时间spinlock_t     i_lock; /* i_blocks, i_bytes, maybe i_size */unsigned short          i_bytes; //文件在最后一块中的字节数unsigned int        i_blkbits; //block size(字节位数)，一般为9enum rw_hint       i_write_hint;blkcnt_t       i_blocks; //文件的总块数，这里一个block为512 byte，也就是扇区大小...unsigned long     dirtied_when;   //inode变脏的时间unsigned long       dirtied_time_when;//通过该变量链接到全局inode哈希表inode_hashtable，用于inode的快速查找//哈希值通过超级块和inode number计算struct hlist_node i_hash; //通过该变量挂载到bdi_writeback的b_io链表，等待BDI回写，也就是这是脏inodestruct list_head    i_io_list;  /* backing dev IO list *///该inode所在设备对应的bdi_writeback结构，用于inode的回写struct bdi_writeback   *i_wb;  ...struct list_head i_lru;  //通过该变量链接到超级块的s_inode_lru链表struct list_head i_sb_list; //通过该变量链接到超级块的s_inodes上struct list_head  i_wb_list;  //通过该变量链接到超级块的s_inodes_wb上，回写统计union {//所有引用该inode的目录项将形成一个链表//比如文件被链接到其他的文件，就会有多个dentrystruct hlist_head i_dentry; struct rcu_head       i_rcu;};...const struct file_operations *i_fop; //该inode对应的文件的操作函数集合struct file_lock_context    *i_flctx;struct address_space   i_data; //内嵌在inode的pagecache对象...void           *i_private; /* fs or device private pointer */RH_KABI_RESERVE(1)RH_KABI_RESERVE(2)
};

3 创建一个inode

我们以ext4的创建目录——mkdir为例，看下inode的创建过程，

const struct inode_operations ext4_dir_inode_operations = {.create      = ext4_create,....mkdir        = ext4_mkdir,...
};const struct file_operations ext4_dir_operations = {.llseek      = ext4_dir_llseek,.read        = generic_read_dir,....open        = ext4_dir_open,.release   = ext4_release_dir,
};static int ext4_mkdir(struct inode *dir, struct dentry *dentry, umode_t mode)
{...//调用ext4文件系统的alloc_inode函数，创建新的inodeinode = ext4_new_inode_start_handle(dir, S_IFDIR | mode,&dentry->d_name,0, NULL, EXT4_HT_DIR, credits);...//对于目录文件，i_op和i_fop指向的也是对应的目录操作函数//如果是普通文件，i_op和i_fop指向的会是file操作函数inode->i_op = &ext4_dir_inode_operations;inode->i_fop = &ext4_dir_operations;...
}

ext4_new_inode_start_handle通过以下调用路径，

ext4_new_inode_start_handle ->__ext4_new_inode ->new_inode

最终在new_inode中将分配成功的inode挂到对应超级块的s_inodes链表上，这个链表就是这超级块所有的inode对象。

struct inode *new_inode(struct super_block *sb)
{struct inode *inode;spin_lock_prefetch(&sb->s_inode_list_lock);//调用对应文件系统的alloc_inode方法创建一个inodeinode = new_inode_pseudo(sb);if (inode)//将该inode挂载到对应超级块的s_inodes链表上inode_sb_list_add(inode);return inode;
}

4 添加inode到inode cache链表

超级块上除了s_inodes链表，还有一个LRU链表s_inode_lru，这放的是未使用，或者干净的inode，比如回写完毕的inode就会挂载到这个链表上，这个链表也称为inode cache，在系统需要回收内存时，就会对这个链表下手，回收最近最少使用的inode。

添加到s_inode_lru链表的路径主要有两个：

回写完毕的inode，也就是干净的inode
inode没有其他进程引用

不过最终都是通过inode_lru_list_add将inode挂载到s_inode_lru链表，

static void inode_lru_list_add(struct inode *inode)
{//将inode挂载到超级块的s_inode_lru链表if (list_lru_add(&inode->i_sb->s_inode_lru, &inode->i_lru))this_cpu_inc(nr_unused);elseinode->i_state |= I_REFERENCED;
}

先看回写完毕的inode，

inode_sync_complete ->inode_add_lru ->inode_lru_list_add

然后是无其他进程引用时，

iput ->iput_final ->inode_add_lru ->inode_lru_list_add

5 从inode cache中删除inode(回收inode cache)

上面我们提到系统回收内存时，会对操作s_inode_lru链表，我们也大概看下，

long prune_icache_sb(struct super_block *sb, struct shrink_control *sc)
{LIST_HEAD(freeable);long freed;//遍历超级块的s_inode_lru链表，按照回收控制结构sc指定的回收数量，//将可回收的inode隔离到freeable链表中集中回收freed = list_lru_shrink_walk(&sb->s_inode_lru, sc,inode_lru_isolate, &freeable);//将隔离出来的inode进行回收，这样隔离后可以避免锁竞争dispose_list(&freeable);return freed;
}

回收inode主要是要从几个链表中抽离，和脏数据回写

超级块的s_inode_lru链表
bdi_writeback的b_io链表
超级块的s_inodes链表
回写pagecache
全局inode哈希表

static void dispose_list(struct list_head *head)
{while (!list_empty(head)) {struct inode *inode;inode = list_first_entry(head, struct inode, i_lru);//将inode从超级块的s_inode_lru链表摘除list_del_init(&inode->i_lru);//回收inodeevict(inode);cond_resched();}
}static void evict(struct inode *inode)
{const struct super_operations *op = inode->i_sb->s_op;BUG_ON(!(inode->i_state & I_FREEING));BUG_ON(!list_empty(&inode->i_lru));//从bdi_writeback的b_io链表摘除if (!list_empty(&inode->i_io_list))inode_io_list_del(inode);//将inode从超级块的s_inodes链表摘除inode_sb_list_del(inode);//等待该inode回写完毕inode_wait_for_writeback(inode);//调用对应文件系统的evict_inode方法，回写pagecacheif (op->evict_inode) {op->evict_inode(inode);} else {truncate_inode_pages_final(&inode->i_data);clear_inode(inode);}//如果是块设备inodeif (S_ISBLK(inode->i_mode) && inode->i_bdev)bd_forget(inode);//如果是字符型设备if (S_ISCHR(inode->i_mode) && inode->i_cdev)cd_forget(inode);//从全局inode哈希表中摘除remove_inode_hash(inode);...//回收inodedestroy_inode(inode);
}

处理完这些引用后，就可以调用destroy_inode回收到slab缓存，对于ext4，调用的是ext4_destroy_inode，

static void destroy_inode(struct inode *inode)
{BUG_ON(!list_empty(&inode->i_lru));__destroy_inode(inode);//调用对应文件系统的destroy_inode方法，将inode回收到slab缓存//对于ext4，调用的是ext4_destroy_inodeif (inode->i_sb->s_op->destroy_inode)inode->i_sb->s_op->destroy_inode(inode);elsecall_rcu(&inode->i_rcu, i_callback);
}static void ext4_destroy_inode(struct inode *inode)
{   if (!list_empty(&(EXT4_I(inode)->i_orphan))) {...}//调用ext4_i_callback将inode释放会slab缓存call_rcu(&inode->i_rcu, ext4_i_callback);
}static void ext4_i_callback(struct rcu_head *head)
{struct inode *inode = container_of(head, struct inode, i_rcu);//释放回slab缓存kmem_cache_free(ext4_inode_cachep, EXT4_I(inode));
}

6 结构关系

一块磁盘，三个分区，sda1和sda2是ext4文件系统，sda3是xfs文件系统
全局超级块链表super_blocks将三个超级块串联在一起
sda1上的ext4_inode_info结构中内嵌inode结构，其中i_sb指向对应的超级块
A、B、C三个inode挂载到超级块s_nodes链表，A，B两个未使用的inode还会挂载到s_inode_lru链表
sda2上的ext4文件系统同sda1一样
而sda3上的xfs除了对应的xfs_inode结构不同，大体结构也是一样的，这其实就是VFS的作用，对所有文件系统抽象了一层

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