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Linux虚拟文件系统四大对象：
1）超级块(super block)
2）索引节点(inode)
3）目录项(dentry)
4）文件对象(file)
一个进程在对一个文件进行操作时各种对象的引用过程如下：
通过task_struct得到files_struct，然后通过文件描述符（int fd）获得相应的文件对象（file **fd），接下来获得目录项对象（dentry），最后得到索引节点对象（inode），该对象就包括具体操作该文件的相关操作，这些操作是从超级对象块中继承而来的。它与具体的文件系统相关。
一、 超级块：
超级块对象（super_block）：存储一个已安装的文件系统的控制信息（文件系统的状态、文件系统类型、块大小、区块数、索引节点数、脏标志、操作方法），它代表一个已安装的文件系统；每次一个实际的文件系统被安装时，内核会从磁盘的特定位置（磁盘的超级块位置）读取一些控制信息来填充内存中的超级块对象。一个安装实例和一个超级块对象一一对应。超级块通过其结中的一个域s_type记录它所属的文件系统类型。即使安装了两个相同的文件系统（file_system_type一样）也会有两个超级块（磁盘与内存都有两个）。[磁盘]
超级块主要方法：该方法集主要包括对inode的操作以及super_block的操作
Alloc_inode：初始化一个索引节点对象
Read_inode：从磁盘上读取索引节点，并填充内存中的索引节点对象
Write_inode：将给定的索引节点写入磁盘，这才代表真正的创建了一个文件
Write_super：将超级块对象更新到磁盘中
一个超级块对应一个文件系统(已经安装的文件系统类型如ext2，此处是实际的文件系统，不是VFS)。文件系统用于管理这些文件的数据格式和操作的，系统文件有系统文件自己的文件系统，同时对于不同的磁盘分区也有可以是不同的文件系统。那么一个超级块对于一个独立的文件系统。保存文件系统的类型、大小、状态等等。
(“文件系统”和“文件系统类型”不一样！一个文件系统类型下可以包括很多文件系统即很多的super_block)
既然我们知道对于不同的文件系统有不同的super_block，那么对于不同super_block的操作肯定也是不同的，所以我们在下面的 super_block结构中可以看到上面说的抽象的struct结构(例如下面的：struct super_operations)：
s_list：指向超级块链表的指针，这个struct list_head是很熟悉的结构了，里面其实就是用于连接关系的prev和next字段。
内核中的结构处理都是有讲究的(内核协议栈中也说过)，内核单独使用一个简单的结构体将所有的super_block都链接起来，但是这个结构不是super_block本身，因为本身数据结构太大，效率不高，所有仅仅使用
struct
{
list_head prev;
list_head next;
}
这样的结构来将super_block中的s_list链接起来，那么遍历到s_list之后，直接读取super_block这么长的一个内存块，就可以将这个
super_block直接读进来！这样就很快捷方便！这也是为什么s_list必须放在第一个字段的原因。
s_dev：包含该具体文件系统的块设备标识符。例如，对于 /dev/hda1，其设备标识符为 0x301
s_blocksize：文件系统中数据块大小，以字节单位
s_blocksize_bits：上面的size大小占用位数，例如512字节就是9 bits
s_dirt：脏位，标识是否超级块被修改
s_maxbytes：允许的最大的文件大小(字节数)
struct file_system_type *s_type：文件系统类型(也就是当前这个文件系统属于哪个类型？ext2还是fat32)
要区分“文件系统”和“文件系统类型”不一样！一个文件系统类型下可以包括很多文件系统即很多的super_block，后面会说！
struct super_operations *s_op：指向某个特定的具体文件系统的用于超级块操作的函数集合
struct dquot_operations *dq_op：指向某个特定的具体文件系统用于限额操作的函数集合
struct quotactl_ops *s_qcop：用于配置磁盘限额的的方法，处理来自用户空间的请求
s_flags：安装标识
s_magic：区别于其他文件系统的标识
s_root：指向该具体文件系统安装目录的目录项
s_umount：对超级块读写时进行同步
s_lock：锁标志位，若置该位，则其它进程不能对该超级块操作
s_count：对超级块的使用计数
s_active：引用计数
s_dirty：已修改的索引节点inode形成的链表，一个文件系统中有很多的inode，有些inode节点的内容会被修改，那么会先被记录，然后写回磁盘。
s_locked_inodes：要进行同步的索引节点形成的链表
s_files：所有的已经打开文件的链表，这个file和实实在在的进程相关的
s_bdev：指向文件系统被安装的块设备
u：u 联合体域包括属于具体文件系统的超级块信息
s_instances：具体的意义后来会说的！(同一类型的文件系统通过这个子墩将所有的super_block连接起来)
s_dquot：磁盘限额相关选项
二、 索引节点inode：
索引节点对象（inode）：存储了文件和目录的相关信息（和文件本身是两个不同的概念。它包含的是诸如文件的大小、拥有者、创建时间、磁盘位置、文件操作方法、脏标示等和文件相关的信息），代表一个实质的文件，在磁盘保存有该对象。当一个文件首次被访问时，内核会在内存中组装相应的索引节点对象，以便向内核提供对一个文件进行操作时所 必需的全部信息。[磁盘]
索引节点主要方法：包括对inode的创建查找，目录的创建删除，符号连接等。
Int Create(struct inode *dir, struct dentry *dentry, int mode)：由create或open系统调用来调用，从而为dentry对象创建一个新的索引节点。
Struct dentry * Lookup(struct inode *dir, struct dentry *dentry)：通过指定的目录项找到索引节点。
Mkdir(dir, dentry, mode)：由系统调用mkdir调用，创建一个新目录
保存的其实是实际的数据的一些信息，这些信息称为“元数据”(也就是对文件属性的描述)。例如：文件大小，设备标识符，用户标识符，用户组标识符，文件模式，扩展属性，文件读取或修改的时间戳，链接数量，指向存储该内容的磁盘区块的指针，文件分类等等。
( 注意数据分成：元数据+数据本身 )
同时注意：inode有两种，一种是VFS的inode，一种是具体文件系统的inode。前者在内存中，后者在磁盘中。所以每次其实是将磁盘中的inode调进填充内存中的inode，这样才是算使用了磁盘文件inode。
注意inode怎样生成的：每个inode节点的 大小，一般是128字节或256字节。inode节点的总数，在格式化时就给定(现代OS可以动态变化)，一般每2KB就设置一个inode。一般文件系统中很少有文件小于2KB的，所以预定按照2KB分，一般inode是用不完的。所以inode在文件系统安装的时候会有一个默认数量，后期会根据实际的需要发生变化。
注意inode号：inode号是唯一的，表示不同的文件。其实在Linux内部的时候，访问文件都是通过inode号来进行的，所谓文件名仅仅是给用户容易使用的。当我们打开一个文件的时候，首先，系 统找到这个文件名对应的inode号；然后，通过inode号，得到inode信息，最后，由inode找到文件数据所在的block，现在可以处理文件数据了。
inode和文件的关系：当创建一个文件的时候，就给文件分配了一个inode。一个inode只对应一个实际文件，一个文件也会只有一个inode。inodes最大数量就是文件的最大数量。
解释一些字段：
i_hash：指向hash链表指针，用于inode的hash表，下面会说
i_list：指向索引节点链表指针，用于inode之间的连接，下面会说
i_dentry：指向目录项链表指针，注意一个inodes可以对应多个dentry，因为一个实际的文件可能被链接到其他的文件，那么就会有另一个dentry，这个链表就是将所有的与本inode有关的dentry都连在一起。
i_dirty_buffers和i_dirty_data_buffers：脏数据缓冲区
i_ino：索引节点号，每个inode都是唯一的
i_count：引用计数
i_dev：如果inode代表设备，那么就是设备号
i_mode：文件的类型和访问权限
i_nlink：与该节点建立链接的文件数(硬链接数)
i_uid：文件拥有者标号
i_gid：文件所在组标号
i_rdev：实际的设备标识
注意i_dev和i_rdev之间区别：如果是普通的文件，例如磁盘文件，存储在某块磁盘上，那么i_dev代表的就是保存这个文件的磁盘号，但是如果此处是特殊文件例如就是磁盘本身(因为所有的设备也看做文件处理)，那么i_rdev就代表这个磁盘实际的磁盘号。
i_size：inode所代表的的文件的大小，以字节为单位
i_atime：文件最后一次访问时间
i_mtime：文件最后一次修改时间
i_ctime：inode最后一次修改时间
i_blkbits：块大小，字节单位
i_blksize：块大小，bit单位
i_blocks：文件所占块数
i_version：版本号
i_bytes：文件中最后一个块的字节数
i_sem：指向用于同步操作的信号量结构
i_alloc_sem：保护inode上的IO操作不被另一个打断
i_zombie：僵尸inode信号量
i_op：索引节点操作
i_fop：文件操作
i_sb：inode所属文件系统的超级块指针
i_wait：指向索引节点等待队列指针
i_flock：文件锁链表
注意下面：address_space不是代表某个地址空间，而是用于描述页高速缓存中的页面的。一个文件对应一个address_space，一个address_space和一个偏移量可以确定一个页高速缓存中的页面。
i_mapping：表示向谁请求页面
i_data：表示被inode读写的页面
i_dquot：inode的磁盘限额
关于磁盘限额：在多任务环境下，对于每个用户的磁盘使用限制是必须的，起到一个公平性作用。
磁盘限额分为两种：block限额和inode限额，而且对于一个特文件系统来说，使用的限额机制都是一样的，所以限额的操作函数
放在super_block中就OK！
i_devices：设备链表。共用同一个驱动程序的设备形成的链表。
i_pipe：指向管道文件（如果文件是管道文件时使用）
i_bdev：指向块设备文件指针（如果文件是块设备文件时使用）
i_cdev：指向字符设备文件指针（如果文件是字符设备时使用）
i_dnotify_mask：目录通知事件掩码
i_dnotify：用于目录通知
i_state：索引节点的状态标识：I_NEW，I_LOCK，I_FREEING
i_flags：索引节点的安装标识
i_sock：如果是套接字文件则为True
i_write_count：记录多少进程以刻写模式打开此文件
i_attr_flags：文件创建标识
i_generation：保留
u：具体的inode信息
注意管理inode的四个链表：
inode_unused：将目前还没有使用的inode链接起来(通过i_list域链接)
inode_in_use：目前正在使用的inode链接起来(通过i_list域链接)
super_block中的s_dirty：将所有修改过的inode链接起来，这个字段在super_block中(通过i_list域链接起来)
inode_hashtable：注意为了加快inode的查找效率，将正在使用的inode和脏inode也会放在inode_hashtable这样一个hash结构中，
但是，不同的inode的hash值可能相等，所以将hash值相等的这些inode通过这个i_hash字段连接起来。
三、 目录项：
目录项对象（dentry）：它代表一个目录项（包括该目录对象对应的索引节点，子目录链表，父目录目录项对象，与它同级的目录的目录项对象链表，使用计数，缓存标志），是路径的一个组成部分（注：路径中的每个组成部分都由一个索引节点对象表示）。该对象只存放在内存中。引入目录项的概念主要是出于方便查找文件的目的。一个路径的各个组成部分，不管是目录还是普通的文件，都是一个目录项对象。如，在路径/home/source/test.c中，目录 /, home, source和文件 test.c都对应一个目录项对象。不同于前面的三个对象，目录项对象没有对应的磁盘数据结构，VFS在遍历路径名的过程中现场将它们逐个地解析成目录项对象，并使用缓存机制，以提高查找的速度（目录项对象与索引节点对象一一对应，即它也代表着一个文件，这里的文件可以是普通文件也可以是目录文件等）。[内存]
目录项对象有三种状态：被使用、未被使用和负状态
被使用：一个被使用的目录项对应一个有效的索引节点（d_inode指向相应的索引节点）并且表明该对象存在一个或多个使用者（d_count为正）。一个目录项处于被使用状态，意味着它正被VFS使用并且指向有效的索引节点，因此不能被释放。
未被使用：一个未被使用的目录项对应于一个有效的索引节点（d_inode指向相应的索引节点），但是应指明VFS当前并未使用它（d_count为0）。该目录项对象仍指向一个有效对象，而且被保留在缓存中以便需要时再使用它。由于该目录项不会过早地被销毁，所以在以后再需要用到它时，不必重新创建，从而使得路径查找更迅速。但如果要回收内存的话，可以销毁未使用的目录项。
负状态：没有对应的有效索引节点。因为索引节点已被删除了或路径不正确，但是目录项仍然保留，以便快速解析以后的路径查询。
以上三种类型的目录项都会被缓存到目录项缓存中，并且散列表也会被缓存。另外如果目录项被缓存了，并且是被使用状态，那么相应的索引节点也会被缓存。
目录项是描述文件的逻辑属性，只存在于内存中，并没有实际对应的磁盘上的描述，更确切的说是存在于内存的目录项缓存，为了提高查找性能而设计。注意不管是 文件夹还是最终的文件，都是属于目录项，所有的目录项在一起构成一颗庞大的目录树。例如：open一个文件/home/xxx/yyy.txt，那么/、 home、xxx、yyy.txt都是一个目录项，VFS在查找的时候，根据一层一层的目录项找到对应的每个目录项的inode，那么沿着目录项进行操作 就可以找到最终的文件。
注意：目录也是一种文件(所以也存在对应的inode)。打开目录，实际上就是打开目录文件。
解释一些字段：
d_count：引用计数
d_flags：目录项缓存标识，可取DCACHE_UNUSED、DCACHE_REFERENCED等
d_inode：与该目录项关联的inode
d_parent：父目录的目录项
d_hash：内核使用dentry_hashtable对dentry进行管理，dentry_hashtable是由list_head组成的链表，一个dentry创建之后，就通过
d_hash链接进入对应的hash值的链表中。
d_lru：最近未使用的目录项的链表
d_child：目录项通过这个加入到父目录的d_subdirs中
d_subdirs：本目录的所有孩子目录链表头
d_alias：一个有效的dentry必然与一个inode关联，但是一个inode可以对应多个dentry，因为一个文件可以被链接到其他文件，所以，这个dentry就是通过这个字段链接到属于自己的inode结构中的i_dentry链表中的。(inode中讲过)
d_mounted：安装在该目录的文件系统的数量！注意一个文件目录下可以有不同的文件系统！
d_name：目录项名称
d_time：重新变为有效的时间！注意只要操作成功这个dentry就是有效的，否则无效。
d_op：目录项操作
d_sb：这个目录项所属的文件系统的超级块
d_vfs_flags：一些标志
d_fsdata：文件系统私有数据
d_iname：存放短的文件名
一些解释：一个有效的dentry结构必定有一个inode结构，这是因为一个目录项要么代表着一个文件，要么代表着一个目录，而目录实际上也是文件。所以，只要dentry结构是有效的，则其指针d_inode必定指向一个inode结构。但是inode却可以对应多个
dentry，上面已经说过两次了。
注意：整个结构其实就是一棵树。
四、 文件对象：
文件对象（file）：是已打开的文件在内存中的表示（包括相应的目录项对象、使用计数、访问模式、当前偏移量、操作方法等），主要用于建立进程和磁盘上的文件的对应关系。它由sys_open() 现场创建，由sys_close()销毁。文件对象和物理文件的关系有点像进程和程序的关系一样。当我们站在用户空间来看待VFS， 我们像是只需与文件对象打交道，而无须关心超级块，索引节点或目录项。因为多个进程可以同时打开和操作同一个文件，所以同一个文件也可能存在多个对应的文 件对象。文件对象仅仅在进程观点上代表已经打开的文件，它反过来指向目录项对象（反过来指向索引节点）。一个文件对应的文件对象可能不是惟一的，但是其对 应的索引节点和目录项对象无疑是惟一的。[内存]
文件操作方法：
Llseek：更新偏移量
Read、write、open、mmap、aio_read、fsync
files_struct：进程打开的文件对象集合。虽然使用open获得的是文件描述符（int），但是它与file对象是一一对应的（文件描述符是file_struct里的struct file ** fd数组的下标）。该结构在task_struct中。
注意文件对象描述的是进程已经打开的文件。因为一个文件可以被多个进程打开，所以一个文件可以存在多个文件对象。但是由于文件是唯一的，那么inode就是唯一的，目录项也是定的！
进程其实是通过文件描述符来操作文件的，注意每个文件都有一个32位的数字来表示下一个读写的字节位置，这个数字叫做文件位置。一般情况下打开文件后，打开位
解释一些字段：
f_list：所有的打开的文件形成的链表！注意一个文件系统所有的打开的文件都通过这个链接到super_block中的s_files链表中！
f_dentry：与该文件相关的dentry
f_vfsmnt：该文件在这个文件系统中的安装点
f_op：文件操作，当进程打开文件的时候，这个文件的关联inode中的i_fop文件操作会初始化这个f_op字段
f_count：引用计数
f_flags：打开文件时候指定的标识
f_mode：文件的访问模式
f_pos：目前文件的相对开头的偏移
unsigned long f_reada, f_ramax, f_raend, f_ralen, f_rawin：预读标志、要预读的最多页面数、上次预读后的文件指针、预读的字节数以及预读的页面数
f_owner：记录一个进程ID，以及当某些事发送的时候发送给该ID进程的信号
f_uid：用户ID
f_gid：组ID
f_error：写操作错误码
f_version：版本号，当f_pos改变时候，version递增
private_data：私有数据( 文件系统和驱动程序使用 )
重点解释一些重要字段：
首先，f_flags、f_mode和f_pos代表的是这个进程当前操作这个文件的控制信息。这个非常重要，因为对于一个文件，可以被多个进程同时打开，那么对于每个进程来说，操作这个文件是异步的，所以这个三个字段就很重要了。
第二：对于引用计数f_count，当我们关 闭一个进程的某一个文件描述符时候，其实并不是真正的关闭文件，仅仅是将f_count减一，当f_count=0时候，才会真的去关闭它。对于 dup，fork这些操作来说，都会使得f_count增加，具体的细节，以后再说。
第三：f_op也是很重要的！是涉及到所有的 文件的操作结构体。例如：用户使用read，最终都会调用file_operations中的读操作，而file_operations结构体是对于不同 的文件系统不一定相同。里面一个重要的操作函数式release函数，当用户执行close时候，其实在内核中是执行release函数，这个函数仅仅将 f_count减一，这也就解释了上面说的，用户close一个文件其实是将f_count减一。只有引用计数减到0才关闭文件。
注意：对于“正在使用”和“未使用”的文件对象分别使用一个双向链表进行管理。
注意上面的file只是对一个文件而言，对于一个进程(用户)来说，可以同时处理多个文件，所以需要另一个结构来管理所有的files！
即：用户打开文件表--->files_struct
解释一些字段：
count：引用计数
file_lock：锁，保护下面的字段
max_fds：当前文件对象的最大的数量
max_fdset：文件描述符最大数
next_fd：已分配的最大的文件描述符+1
fd：指向文件对象指针数组的指针，一般就是指向最后一个字段fd_arrray，当文件数超过NR_OPEN_DEFAULT时候，就会重新分配一个数组，然后指向这个新的数组指针！
close_on_exec：执行exec()时候需要关闭的文件描述符
open_fds：指向打开的文件描述符的指针
close_on_exec_init：执行exec()时候需要关闭的文件描述符初始化值
open_fds_init：文件描述符初值集合
fd_array：文件对象指针的初始化数组
注意上面的file和files_struct记录的是与进程相关的文件的信息，但是对于进程本身来说，自身的一些信息用什么表示，这里就涉及到fs_struct结构体。
解释一些字段：
count：引用计数
lock：保护锁
umask：打开文件时候默认的文件访问权限
root：进程的根目录
pwd：进程当前的执行目录
altroot：用户设置的替换根目录
注意：实际运行时，这三个目录不一定都在同一个文件系统中。例如，进程的根目录通常是安装于“/”节点上的ext文件系统，而当前工作目录可能是安装于/etc的一个文件系统，替换根目录也可以不同文件系统中。
rootmnt，pwdmnt，altrootmnt：对应于上面三个的安装点。
从图中可知：进程通过task_struct中的一个域files_struct files来了解它当前所打开的文件对象；而我们通常所说的文件描述符其实是进程打开的文件对象数组的索引值。文件对象通过域f_dentry找到它对应的dentry对象，再由dentry对象的域d_inode找到它对应的索引节点（通过索引节点又可以得到超级块的信息，也就可以得到最终操作文件的方法，在open文件的时候就是使用这样一个过程），这样就建立了文件对象与实际的物理文件的关联。最后，还有一点很重要的是, 文件对象所对应的文件操作函数列表是通过索引节点的域i_fop得到的，而i_fop最终又是通过struct super_operations *s_op来初始化的。
文件系统VFS数据结构（超级块 inode dentry file）（收集整理）
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原文地址：http://www.cnblogs.com/noblemore/p/4935640.html
