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, }; linux系统中mount的实现过程: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); } 1.2 sys_mount->do_mount->do_new_mount->vfs_kern_mount->mount_fs 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; } 1.3 sys_mount->do_mount->do_new_mount->vfs_kern_mount->mount_fs 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; } 1.4 sys_mount->do_mount->do_new_mount->vfs_kern_mount->mount_fs ：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; } 2 文件系统中的mount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); } 关键函数：jffs2_mount –>mount_mtd_aux–>jffs2_fill_superffs2_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; } 初始化super_block的s_op项,sb->s_op= &jffs2_super_operations: 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; } 文件系统创建inodejffs2_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, }; 至此，完成了mount过程的介绍，简要回顾一下，mount过程系统都做了什么？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=0x868c9400 5）通过struct file获取文件名的方法：file->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; } Mtd块设备/dev/mtdblock0(/dev/mtdblock/0), mtdblock.c:块设备：
static int blkdev_open(struct inode *inode, struct file * filp) { filp->f_mapping= bdev->bd_inode->i_mapping; } 普通文件： 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; } 2) 以普通文件为例，file中的address_space与inode中的是同一个.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) squashfs文件系统： 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) 2）# touch /mnt/mtd/test --新建文件.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=0x866ca400 3）页目录项dentry->d_inode初始化jffs2_create->： static void __d_instantiate(struct dentry*dentry, struct inode *inode) { dentry->d_inode= inode; } 4）inode中address_space结构的初始化.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); } 3.5文件写操作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); } 2）软件调用过程：__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; } 4 字符设备与块设备对于外设来说,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(); } 创建设备结点时:register_chrdev()->_register_chrdev() 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 } 4.2 块设备操作.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; } 注意块设备中def_blk_fops是在文件系统层注册的操作方法fs/block_dev.c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, }; 块设备的挂载: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, }; 以写文件为例: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); } 1)用户写操作将数据页入队列: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(); } } 2 通过kswapd释放周期性回收.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); } } 举例：当我们对一个文件进行读操作do_generic_file_read，中会将文件页: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); } 2> 初始化page->mapping为file->f_mapping。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; } 系统也可以根据page的mapping变量，来判断该页是匿名页还是文件页:PageAnon()。3>page_cache_get-> atomic_inc(&page->_count);
[总结]
1 访问文件系统，首先要进行mount，mount过程中系统创建超级块（super_block）结构。该结构初始化了访问文件系统的必要信息，比如文件系统类型. 2 创建超级块的过程会同时创建超级块的根inode和相应的根目录项（“/”为目录项名）。可参看上文。 3 一个普通文件或目录文件在内核中都同时对应一个目录项dentry和inode结构。一般来说，根目录项和根inode是在mount过程创建，其他的是open，mkdir等过程创建。 4 vfs层文件访问是通过struct file结构进行的，open->do_dentry_open过程会对file进行初始化.