本著簡單使用的原則，主要使用了分析加猜測的方法。鑑於本人水平有限，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時定位檔案
7    有dentry時定位檔案
8    Symbolic link
9    hard link
10    程序對檔案的管理
11    open的過程
12    open與dup
13    Fork對開啟檔案的影響
14    檔案操作函式解析

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檔案file0。“subdir0”中有兩個檔案file1與file0。subdir1中有一個檔案file3。

2     VFS的概念

VFS是Linux中的一個虛擬檔案檔案系統，也稱為虛擬檔案系統交換層（Virtual Filesystem Switch）。它為應用程式設計師提供一層抽象，遮蔽底層各種檔案系統的差異。如下圖所示：

不同的檔案系統，如Ext2/3、XFS、FAT32等，具有不同的結構，假如使用者呼叫open等檔案IO函式去開啟檔案，具體的實現會非常不同。為了遮蔽這種差異，Linux引入了VFS的概念。相當於是Linux自建了一個新的貯存在記憶體中的檔案系統。所有其他檔案系統都需要先轉換成VFS的結構才能為使用者所呼叫。

3     VFS的構建

所謂VFS的構建就是載入實際檔案系統的過程，也就是mount被呼叫的過程。如下圖所示，以mount一個ext2的檔案系統為例。

這是一個經過簡化的Ext2磁碟結構，只是用於說明用它構建VFS的基本過程。

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

/dev/sdb1是裝置名，/mnt/mysdb1是掛載點。

VFS檔案系統的基本結構是dentry結構體與inode結構體。

Dentry代表一個檔案目錄中的一個點，可以是目錄也可以是檔案。

Inode代表一個在磁碟上的檔案，它與磁碟檔案一一對應。

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首先找到磁碟分割槽的super block，然後通過解析磁碟的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的原生檔案系統）。

比如inode節點，Ext與VFS中都把檔案管理結構稱為inode，但實際上它們是不一樣的。Ext的inode節點在磁碟上；VFS的inode節點在記憶體裡。Ext-inode中的一些成員變數其實是沒有用的，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，只需一次記憶體拷貝即可。

如果是非EXT格式的磁碟，就沒有這麼幸運了，所以mount非EXT磁碟會慢一些。

4     VFS的結構

構建出VFS檔案系統後，下一步是把第一節中提到的目錄模型對映到VFS結構體系中。

上文提到了VFS主要由denty與inode構成。Dentry用於維護VFS的目錄結構，每個dentry項就代表著我們用ls時看的的一項（每個目錄和每個檔案都對應著一個dentry項）。Inode為檔案節點，它與檔案一一對應。Linux中，目錄也是一種檔案，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

每個檔案都要對應一個inode節點與至少一個dentry項。假設我們有一個100G的硬碟，上面寫滿了空檔案，那個需要多少記憶體才能重建VFS呢？

檔案最少要佔用1個block（一般是4K）。假一個dentry與一個inode需要100byte，則dentry與inode需要佔用1/40的空間。1G硬碟則需要2.5G空間。最近都開始換裝1T硬碟了，需要 25G的記憶體才能放下inode與dentry，相信沒有幾臺電腦可以承受。

為了避免資源浪費，VFS採用了dentry cache的設計。

當有使用者用ls命令檢視某一個目錄或用open命令開啟一個檔案時，VFS會為這裡用的每個目錄項與檔案建立dentry項與inode，即“按需建立”。然後維護一個LRU（Least Recently Used）列表，當Linux認為VFS佔用太多資源時，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：這裡的建立於釋放是從記憶體佔用的角度看。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讀到了記憶體中。對於Ext2/3檔案系統，構建dentry與inode的過程非常簡單，但對於其他檔案系統，則會慢得多。

瞭解了Dentry cache的概念，才能明白為何下面會有兩種定位檔案的方式。

6     無denty時定位檔案

因為上面提到的Denty Cache，VFS並不能保證隨時都有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，這裡假設已經找到了dir的dentry項（找到dentry的過程會在後面講解）。

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資訊。其中包含了該目錄包含的下一級目錄與檔案檔案列表，包括name與inode號。實際上用ls命令檢視的就是這些資訊。“ls -i”會顯示出檔案的inode號。

然後，根據通過根據subdir0對應的inode號重建inode2，並通過檔案資料（目錄也是檔案）與inode2重建subdir0的dentry節點：dentry1。

接著，根據file1對應的inode號重建inode4，並通過檔案資料與inode4重建file1的dentry節點。

最後，就可以通過inode4節點訪問檔案了。

注意：檔案對應的inode號是確定的，只是inode結構體需要重新構造。

7     有dentry時定位檔案

一旦在Dentry cache中建立了dentry項，下次訪問就很方便了。

Dentry中的一個關鍵變數是d_subdirs，它儲存了下一級目錄的列表，用於快速定位檔案。

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

然後在dentry1中查詢名字為“file1”的dentry項，然後找到了file1對應的dentry項，

最後通過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 原始檔目標檔案

Linux中的symbolic link類似於Windows系統中的快捷方式。如下圖所示，symlink1是指向file1的symbolic link。symlink1本身也是檔案，因此有自己獨立的inode節點。symlink中實際儲存的是原始檔的相對路徑。

大部分檔案操作會直接對symbolic link指向的目標進行操作，比如open(“symlikn1”)，實際上開啟的是file3。

如果file3不在會發生什麼事情呢？open函式照樣會按照symlink1中的檔案路徑開啟檔案。但file3不存在，因此會報錯說檔案不存在。

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檔案。

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，用於記錄有幾個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  程序對檔案的管理

程序控制塊task_struct中有兩個變數與檔案有關：fs與files。

files中儲存著root與pwd兩個指向dentry項的指標。使用者定路徑時，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。（一個程序的root不一定是檔案系統的根目錄。比如ftp程序的根目錄不是檔案系統的根目錄，這樣才能保證使用者只能訪問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檔案。當程序定位到檔案時，會構造一個file object，並通過f_inode 關聯到inode節點。檔案關閉時（close），程序會釋放對應對應file object。File object中的f_mode是開啟時選擇的許可權，f_pos為讀寫位置。當開啟同一個檔案多次時，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

開啟檔案涉及到裡一系列的結構調整，這裡分步驟進行說明：

首先建立一個檔案管理結構，如下圖所示，該程序已經打開了兩個檔案，接下來我們再開啟一個新檔案。

第一步：找到檔案；

從上文中能定位到我們檔案的inode節點，找到了inode節點也就找到了檔案。

第二步：建立file object；

建立一個新的file object物件，放入file object物件列表，並把它指向inode節點。

第三步：建立file descriptor

file descriptor就是程序控制塊task_struct中files中維護的fd_array。因為是陣列，所以file descriptor實際上已經預先分配好空間了，這裡這是需要把某個空閒的file descriptor與file object關聯起來。這個file descriptor在陣列中的索引號就是open檔案時得到的檔案fd。

12     open與dup

同一個檔案是可以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。然後指向同一個檔案的inode節點。下圖中，假設open的檔案與fd1指向的是同一個檔案，則新建立的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，用於複製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後由於會生成新的object，所以檔案讀寫屬性、檔案讀寫位置（f_pos）等資訊都是獨立的。使用dup複製file descriptor後，由於沒有獨立的object，所以修改某個fd的屬性或檔案讀寫位置後，另一個fd也會隨之變化。

13     Fork對開啟檔案的影響

Dup的操作與fork一個子程序時的操作類似。

下圖是已有父程序的檔案結構：

使用fork後的結構如下。同樣是沒有建立新的file object，因此當對parent process中的fd1進行檔案指標的移動時（如讀寫），child process中的fd1也會受影響。也即是說opened files list不是程序的一部分，因此不會被複制。Opened files list應該是一個全域性性的資源連結串列，程序維護的是一個指標列表fd table，所以被複制的只是指標列表fd table，而不是opened files list。

14  檔案操作函式解析

通過上面的分析，可以對各個函式的作用域與使用方式有更清晰的瞭解。下面列出了常用的檔案操作：

注：磁碟檔案與inode節點一一對應，所以在表中不再單獨列出磁碟檔案。


參考檔案：
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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