| zmwillow
(journeyman)不知正確與否。 這樣是表示對作者的尊重。 如果有不對，請通知我，我將即時更改. 一 VFS分析
Linux 操作系統(tǒng)支持多種不同的文件系統(tǒng)，包括 ext2（the Second Extended file-system），nfs（the Network File-system），F(xiàn)AT（the MS-DOS File Allocation Table file system），minix，以及其他許多文件系統(tǒng)。為了使得 linux 內(nèi)核中的高層子系統(tǒng)能夠以相同的方式處理這些不同的文件系統(tǒng)，Linux 定義了一個抽象層，即虛擬文件系統(tǒng)VFS，又叫作虛擬文件系統(tǒng)轉(zhuǎn)換（Virtual Filesystem Switch）。VFS 是 Linux 內(nèi)核中的一個子系統(tǒng)，其他的子系統(tǒng)，如IPC，SCHED，MM，NET，都只與 VFS 聯(lián)系，換句話說，具體的邏輯文件系統(tǒng)對于 Linux 內(nèi)核中的其他子系統(tǒng)是透明的。
而proc文件系統(tǒng)，對于 Linux 來說，正是一個邏輯文件系統(tǒng)，因此 proc 文件系統(tǒng)的實(shí)現(xiàn)，也完全遵循 VFS 的規(guī)范，在對 proc 文件系統(tǒng)進(jìn)行分析之前，我們必須對 VFS 進(jìn)行一個詳細(xì)的分析。
（一） 基本設(shè)計(jì)原理
對于邏輯文件系統(tǒng)來說，VFS 是一個管理者，而對于內(nèi)核的其他部分，則是一個接口，整個linux 中文件系統(tǒng)的邏輯關(guān)系，如圖2.1.1所示。
VFS提供了一個統(tǒng)一的接口（即幾個有關(guān)操作的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)），一個邏輯文件系統(tǒng)要想被 Linux 支持，那么就必須按照這個接口來編寫自己的操作函數(shù)，從而將自己的細(xì)節(jié)對其他子系統(tǒng)隱藏起來。因而，對于內(nèi)核其他子系統(tǒng)來說，所有的文件系統(tǒng)都是一樣的。
（二） 基本對象與方法
虛擬文件系統(tǒng)的接口由一組對象及其由這些對象調(diào)用的一組方法所構(gòu)成的。這些基本的對象是 files（文件），file-systems（文件系統(tǒng)），inodes （索引節(jié)點(diǎn)）以及 names for inodes（索引節(jié)點(diǎn)名字），下面對這些對象進(jìn)行簡單的介紹：
1 Files：
文件是一個可讀可寫的對象，它也可以映射到內(nèi)存中，這和 UNIX 中文件描述符的概念很接近。文件在 Linux 中使用一個"struct file"結(jié)構(gòu)來實(shí)現(xiàn)，并且該結(jié)構(gòu)有一組操作函數(shù)，保存在結(jié)構(gòu)"struct file_operations"中。
圖 2.1.1
2 Inodes：
索引節(jié)點(diǎn)是文件系統(tǒng)中的基本對象。它可以是一個正常文件，一個目錄，一個符號鏈接，或者是其他什么東西。VFS 并不明顯地區(qū)分這些對象，而把它們留給真正的文件系統(tǒng)，讓它們自己實(shí)現(xiàn)適宜的行為。從而使內(nèi)核的高層子系統(tǒng)對于不同的對象區(qū)別對待。
每一個 索引節(jié)點(diǎn)節(jié)點(diǎn)都由一個"struct inode"結(jié)構(gòu)表現(xiàn)，它的一組方法保存在結(jié)構(gòu)"struct inode_operations"中。
文件（Files）和索引節(jié)點(diǎn)（Inodes）也許看起來很相像，但它們之間有一些非常重要的不同，要注意的一點(diǎn)是，有些東西有索引節(jié)點(diǎn)，但卻沒有文件，比如，一個符號鏈接。與之相對應(yīng)，有些文件卻沒有索引節(jié)點(diǎn)，如管道（pipes）和 sockets。
3 File_systems
文件系統(tǒng)就是 inode 的集合，其中有一個不同的節(jié)點(diǎn)，被稱為根結(jié)點(diǎn)（root）。其他的 inode 以 root 為起始點(diǎn)進(jìn)行訪問，并且通過文件名來查找其他的 inode 。
每一個文件系統(tǒng)有一組唯一的特征，應(yīng)用于本文件系統(tǒng)內(nèi)的所有 inode 之上。其中有一些是標(biāo)志，比如只讀 READ-ONLY 標(biāo)志。另一個重要的內(nèi)容是 blocksize。
每一個文件系統(tǒng)都通過一個結(jié)構(gòu)"struct super_block"來表現(xiàn)，而針對超級塊的一組方法則存儲在結(jié)構(gòu)"struct super_operations"之中。
在 Linux 中，超級塊（super-blocks）和 設(shè)備號（device number）之間有緊密的聯(lián)系。每一個文件系統(tǒng)必須有一個唯一的設(shè)備號，該文件系統(tǒng)即建立在此設(shè)備之上。有一些文件系統(tǒng)（比如 nfs 和 我們要研究的 proc 文件系統(tǒng)）被標(biāo)志為不需要真實(shí)的設(shè)備，因此，對于這些文件系統(tǒng)，主設(shè)備號（major number）為0的匿名設(shè)備將會自動地分配給它們。
Linux VFS 了解不同的文件系統(tǒng)類型，每一個文件系統(tǒng)類型都使用一個"struct file_system_type"結(jié)構(gòu)來表示，在這個結(jié)構(gòu)中，只包含一個方法，即 "read_super"，使用這個方法來實(shí)例化一個指定文件系統(tǒng)的超級塊。
4 Names
在一個文件系統(tǒng)內(nèi)，所有的 inodes 都是通過名字來訪問的。由于對于某些文件系統(tǒng)來說，名字到 inode 的轉(zhuǎn)換非常耗時的，因此，Linux 的 VFS 層為當(dāng)前活動的和最近使用的名字維護(hù)了一個 cache，這個 cache 被稱為 目錄高速緩存（dcache）。
dcache 在內(nèi)存中組織為樹狀結(jié)構(gòu)。樹中的每一個節(jié)點(diǎn)都對應(yīng)于一個指定目錄，指定名稱的inode。一個inode可以與多個樹中的節(jié)點(diǎn)相聯(lián)系。
如果dcache不是一棵完整的文件樹，那么它一定是文件樹的前綴部分，也就是說，如果一個文件樹的節(jié)點(diǎn)在cache中，那么該節(jié)點(diǎn)的所以祖先也一定在cache中。
每一個樹的節(jié)點(diǎn)都使用一個結(jié)構(gòu)"struct dentry"來表現(xiàn)，它的一組方法存儲在"struct dentry_operations"之中。
dentry 在 Files 和 Inodes 之間扮演了中間人的角色。每一個打開的文件都指向一個dentry，而每一個dentry 則指向它所涉及的inode。這意味著，對于每一個打開的文件，該文件的dentry 和該文件所有的父節(jié)點(diǎn)都在內(nèi)存中被cache，這使得被打開文件的全路徑可以更容易地檢測。
（三） 文件系統(tǒng)的注冊和裝載過程
1 文件系統(tǒng)的注冊
在使用一個文件系統(tǒng)之前，必須要對該文件系統(tǒng)進(jìn)行注冊。在Linux編譯的時候，可以選定支持哪些文件系統(tǒng)，這些編譯進(jìn)內(nèi)核的文件系統(tǒng)，在系統(tǒng)引導(dǎo)的時候，就會在VFS中注冊。而如果一個文件系統(tǒng)被編譯為內(nèi)核可裝載模塊，那么將在模塊安裝的時候進(jìn)行注冊，在模塊卸載的時候注銷。
每一個文件系統(tǒng)，都會在自己的初始化例程中填寫一個 file_system_type 的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，然后調(diào)用注冊函數(shù)register_filesystem(struct file_system_type *fs) 進(jìn)行注冊。下面我們分析一下 file_system_type 的結(jié)構(gòu)：
file_system_type 在 include/linux/fs.h 中定義：
struct file_system_type {
const char *name;
int fs_flags;
struct super_block *(*read_super) (struct super_block *, void *, int);
struct module *owner;
struct vfsmount *kern_mnt; /* For kernel mount, if it's FS_SINGLE fs */
struct file_system_type * next;
};
而文件系統(tǒng)的注冊和注銷函數(shù)也在該頭文件中聲明：
extern int register_filesystem(struct file_system_type *);
extern int unregister_filesystem(struct file_system_type *);
函數(shù) register_filesystem 成功時返回0，當(dāng) fs == NULL時返回 －EINVAL，而當(dāng)fs->next!=NULL 或者已經(jīng)有同名文件系統(tǒng)注冊時，則返回－EBUSY。當(dāng)文件系統(tǒng)作為模塊時，必須直接或者間接地在init_module中調(diào)用這個注冊函數(shù)，而如果要編譯進(jìn)內(nèi)核，則必須在fs/filesystem.c中的filesystem_setup中注冊。而unregister_filesystem 則只能在模塊的cleanup_module例程中調(diào)用。
所有的已注冊文件系統(tǒng)的 file_system_type 結(jié)構(gòu)最終會形成一個鏈表，被稱之為"注冊鏈表"。下圖即為內(nèi)核中 file_system_type 的鏈表示意圖，鏈表頭由 file_systems 指定。
2 文件系統(tǒng)的安裝
要真正使用一個文件系統(tǒng)，僅僅注冊是不行的，還必須安裝這個文件系統(tǒng)。在安裝linux時，已經(jīng)（默認(rèn)）安裝了EXT2文件系統(tǒng)，作為根文件系統(tǒng)。我們可以在文件/etc/fstab中指定自動安裝的文件系統(tǒng)，和使用mount命令一樣，我們要為每種文件系統(tǒng)的安裝提供三種信息：文件系統(tǒng)的名稱，包含該文件系統(tǒng)的物理設(shè)備，以及該文件系統(tǒng)的安裝點(diǎn)。例如下面的命令：
mount -t vfat /dev/fd0 /mnt/floppy
將把軟盤（物理設(shè)備fd0）中的vfat文件系統(tǒng)安裝到/mnt/floppy目錄上，下面我們分析一下上述命令的執(zhí)行過程：
尋找對應(yīng)的文件系統(tǒng)的信息。VFS通過file_systems，在file_system_type組成的鏈表中根據(jù)指定的文件系統(tǒng)的名稱查看文件系統(tǒng)的類型信息。
如果在上述鏈表中找到匹配的文件系統(tǒng)，則說明內(nèi)核支持該文件系統(tǒng)，并已經(jīng)注冊。否則，說明該文件系統(tǒng)有可能由LKM（LinuxKernelModule）可裝載模塊支持，因此，VFS會請求內(nèi)核裝入相應(yīng)的文件系統(tǒng)模塊，此時，該文件系統(tǒng)在VFS中注冊并初始化。
1． 如果VFS仍然找到指定的文件系統(tǒng)，那么將返回錯誤。
2． 然后，VFS檢驗(yàn)指定的物理塊設(shè)備是否已經(jīng)安裝。如果指定的物理塊設(shè)備已經(jīng)被安裝，那么將返回錯誤。也就是說，一個塊設(shè)備只能安裝到一個目錄，不能同時多次安裝。
3． VFS查找新文件系統(tǒng)的安裝點(diǎn)目錄的VFS索引節(jié)點(diǎn)。該VFS索引節(jié)點(diǎn)可能在索引節(jié)點(diǎn)高速緩存中，也有可能需要從安裝點(diǎn)所在的塊設(shè)備中讀取。
4． 如果該安裝點(diǎn)目錄已經(jīng)裝有其他的文件系統(tǒng)，那么將返回錯誤。因?yàn)樵谕荒夸浿荒芡瑫r安裝一個文件系統(tǒng)。
5． VFS安裝代碼為新的文件系統(tǒng)分配超級塊，并將安裝信息傳遞給該文件系統(tǒng)的超級塊讀取例程。系統(tǒng)中所有的VFS超級塊保存在由super_blocks指向的super_block數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)指針數(shù)組中。
6． 文件系統(tǒng)的超級塊讀取例程將對應(yīng)的文件系統(tǒng)的信息映射到VFS超級塊中。如果在此過程中發(fā)生錯誤，例如所讀取的超級塊魔數(shù)和指定的文件系統(tǒng)不一致，則返回錯誤。
7． 如果成功安裝，則所有已經(jīng)安裝的文件系統(tǒng)形成如下圖所示的結(jié)構(gòu)：
已注冊文件示意圖
由圖可知，每一個已經(jīng)掛裝的文件系統(tǒng)由vfsmount結(jié)構(gòu)描述。所有的vfsmount結(jié)構(gòu)形成了一個鏈表，用vfsmntlist來指向鏈表頭。這個鏈表可以稱為"已安裝文件系統(tǒng)鏈表"。系統(tǒng)中還有另外兩個指向這種結(jié)構(gòu)體的指針，vfsmnttail和mru_vfsmnt分別指向鏈表尾和最近使用過的vfsmount結(jié)構(gòu)。
fsmount結(jié)構(gòu)在include/mount.h中定義：
struct vfsmount
{
struct dentry *mnt_mountpoint; /* dentry of mountpoint */
struct dentry *mnt_root; /* root of the mounted tree */
struct vfsmount *mnt_parent; /* fs we are mounted on */
struct list_head mnt_instances; /* other vfsmounts of the same fs */
struct list_head mnt_clash; /* those who are mounted on (other instances) of the same dentry */
struct super_block *mnt_sb; /* pointer to superblock */
struct list_head mnt_mounts; /* list of children, anchored here */
struct list_head mnt_child; /* and going through their mnt_child */
atomic_t mnt_count;
int mnt_flags;
char *mnt_devname; /* Name of device e.g. /dev/dsk/hda1 */
struct list_head mnt_list;
uid_t mnt_owner;
};
每個vfsmount結(jié)構(gòu)包含該文件系統(tǒng)所在的塊設(shè)備號、文件系統(tǒng)安裝點(diǎn)的目錄名稱，以及指向?yàn)樵撐募到y(tǒng)分配的VFS超級塊的指針。而VFS超級塊中則包含描述文件系統(tǒng)的file_system_type結(jié)構(gòu)指針和該文件系統(tǒng)根結(jié)點(diǎn)指針。
下面三個函數(shù)是用來操作已安裝文件系統(tǒng)鏈表的，它們都在fs/super.c中實(shí)現(xiàn)：
lookup_vfsmnt()：在鏈表中尋找指定設(shè)備號的vfsmnt結(jié)構(gòu)，成功則返回指向該結(jié)構(gòu)的指針，否則返回0。
add_vfsmnt()：在鏈表尾加入一個vfsmnt結(jié)構(gòu)，返回指向該結(jié)構(gòu)的指針。
remove_vfsmnt()：從鏈表中移走指定設(shè)備號的vfsmnt結(jié)構(gòu)，并釋放其所占有的內(nèi)核內(nèi)存空間。該函數(shù)無返回值。
3 文件系統(tǒng)的卸載
當(dāng)文件系統(tǒng)被卸載的時候，系統(tǒng)將檢查在該文件系統(tǒng)上是否有正被使用。如果有文件正在使用，則不能被卸載。如果該文件系統(tǒng)中的文件或者目錄正在使用，則VFS索引節(jié)點(diǎn)高速緩存中可能包含相應(yīng)的VFS索引節(jié)點(diǎn)，檢查代碼將在索引節(jié)點(diǎn)高速緩存中，根據(jù)文件系統(tǒng)所在的設(shè)備標(biāo)識符，查找是否有來自該文件系統(tǒng)的VFS索引節(jié)點(diǎn)，如果有而且使用計(jì)數(shù)大于0，則說明該文件系統(tǒng)正在被使用。因此，該文件系統(tǒng)不能被卸載。
否則，將查看對應(yīng)的VFS超級塊，如果該文件系統(tǒng)的VFS超級塊標(biāo)志為“臟”，那么必須將超級塊信息寫回磁盤。
上述過程結(jié)束后，對應(yīng)的VFS超級塊被釋放，vfsmount數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)將從vfsmntlist鏈表中斷開并釋放。
（四） VFS 數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)分析
現(xiàn)在我們已經(jīng)大致了解了VFS操作的基本過程。下面我們分析一下在VFS中使用的幾個重要的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，它們是VFS實(shí)現(xiàn)的核心，更是與邏輯文件系統(tǒng)交互的接口，因此必須進(jìn)行詳細(xì)的分析。
1 VFS超級塊及其操作
許多邏輯文件系統(tǒng)都有超級塊結(jié)構(gòu)，超級塊是這些文件系統(tǒng)中最重要的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，用來描述整個文件系統(tǒng)的信息，是一個全局的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。MINIX、EXT2等都有自己的超級塊，VFS也有超級塊，但和邏輯文件系統(tǒng)的超級塊不同，VFS超級塊是存在于內(nèi)存中的結(jié)構(gòu)，它在邏輯文件系統(tǒng)安裝時建立，并且在文件系統(tǒng)卸載時自動刪除，因此，VFS對于每一個邏輯文件系統(tǒng)，都有一個對應(yīng)的VFS超級塊。
VFS超級塊在include/fs/fs.h中定義，即數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)super_block，該結(jié)構(gòu)主要定義如下：
struct super_block {
struct list_head s_list; /* Keep this first */
kdev_t s_dev;
unsigned long s_blocksize;
unsigned char s_blocksize_bits;
unsigned char s_lock;
unsigned char s_dirt;
unsigned long long s_maxbytes; /* Max file size */
struct file_system_type *s_type;
struct super_operations *s_op;
struct dquot_operations *dq_op;
unsigned long s_flags;
unsigned long s_magic;
struct dentry *s_root;
wait_queue_head_t s_wait;
struct list_head s_dirty; /* dirty inodes */
struct list_head s_files;
struct block_device *s_bdev;
struct list_head s_mounts; /* vfsmount(s) of this one */ struct quota_mount_options s_dquot; /*Diskquota specific options */
union {
struct minix_sb_info minix_sb;
struct ext2_sb_info ext2_sb;
……
……
void *generic_sbp;
} u;
struct semaphore s_vfs_rename_sem; /*Kludge */
struct semaphore s_nfsd_free_path_sem;
};
下面對該結(jié)構(gòu)的主要域進(jìn)行一個簡單的分析：
s_list：所有已裝載文件系統(tǒng)的雙向鏈表（參考 linux/list.h）。
s_dev：裝載該文件系統(tǒng)的設(shè)備（可以是匿名設(shè)備）標(biāo)識號，舉例來說，對于/dev/hda1，其設(shè)備標(biāo)識號為ox301。
s_blocksize：該文件系統(tǒng)的基本數(shù)據(jù)塊的大小。以字節(jié)為單位，并且必須是2的n次方。
s_blocksize_bits：塊大小所占的位數(shù)，即log2(s_blocksize)。
s_lock：用來指出當(dāng)前超級塊是否被鎖住。
s_wait：這是一個等待隊(duì)列，其中的進(jìn)程都在等待該超級塊的s_lock。
s_dirt：這是一個標(biāo)志位。當(dāng)超級塊被改變時，將置位；當(dāng)超級塊被寫入設(shè)備時，將清位。（當(dāng)文件系統(tǒng)被卸載或者調(diào)用sync 時，有可能會將超級塊寫入設(shè)備。）
s_type：指向文件系統(tǒng)的file_system_type結(jié)構(gòu)。
s_op：指向一個超級塊操作集super_operations，我們將在后面進(jìn)行討論。
dq_op：指向一個磁盤限額（DiscQuota）操作集。
s_flags：這是一組操作權(quán)限標(biāo)志，它將與索引節(jié)點(diǎn)的標(biāo)志進(jìn)行邏輯或操作，從而確定某一特定的行為。這里有一個標(biāo)志，可以應(yīng)用于整個文件系統(tǒng)，就是MS_RDONLY。一個設(shè)置了如此標(biāo)志的文件系統(tǒng)將被以只讀的方式裝載，任何直接或者間接的寫操作都被禁止，包括超級塊中裝載時間和文件訪問時間的改變等等。
s_root：這是一個指向dentry結(jié)構(gòu)的指針。它指向該文件系統(tǒng)的根。通常它是由裝載文件系統(tǒng)的根結(jié)點(diǎn)（root inode）時創(chuàng)建的，并將它傳遞給d_alloc_root。這個dentry將被mount命令加入到dcache中。
s_dirty：“臟”索引節(jié)點(diǎn)的鏈表。當(dāng)一個索引節(jié)點(diǎn)被mark_inode_dirty標(biāo)志為“臟”時，該索引節(jié)點(diǎn)將被放入到這個鏈表中；當(dāng)sync_inode被調(diào)用時，這個鏈表中的所有索引節(jié)點(diǎn)將被傳遞給該文件系統(tǒng)的write_inode方法。
s_files：該文件系統(tǒng)所有打開文件的鏈表。
u.generic_sbp：在聯(lián)合結(jié)構(gòu)u中，包括了一個文件系統(tǒng)特定的超級塊信息，在上面的結(jié)構(gòu)中，我們可以看到有minix_sb 和ext2_sb 等等結(jié)構(gòu)。這些信息是編譯時可知的信息，對于那些當(dāng)作模塊裝載的文件系統(tǒng)，則必須分配一個單獨(dú)的結(jié)構(gòu)，并且將地址放入u.generic_sbp中。
s_vfs_rename_sem：這個信號量可以在整個文件系統(tǒng)的范圍內(nèi)使用，當(dāng)重命名一個目錄的時候，將使用它來進(jìn)行鎖定。這是為了防止把一個目錄重命名為它自己的子目錄。當(dāng)重命名的目標(biāo)不是目錄時，則不使用該信號量。
針對上面的超級塊，定義了一組方法，也叫作操作，在結(jié)構(gòu)super_operations中：
struct super_operations {
void (*read_inode) (struct inode *);
void (*read_inode2) (struct inode *, void *) ;
void (*dirty_inode) (struct inode *);
void (*write_inode) (struct inode *, int);
void (*put_inode) (struct inode *);
void (*delete_inode) (struct inode *);
void (*put_super) (struct super_block *);
void (*write_super) (struct super_block *);
void (*write_super_lockfs) (struct super_block *);
void (*unlockfs) (struct super_block *);
int (*statfs) (struct super_block *, struct statfs *);
int (*remount_fs) (struct super_block *,
int *, char *);
void (*clear_inode) (struct inode *);
void (*umount_begin) (struct super_block *);
};
因此在實(shí)現(xiàn)實(shí)現(xiàn)自己的邏輯文件系統(tǒng)時，我們必須提供一套自己的超級塊操作函數(shù)。對這些函數(shù)的調(diào)用都來自進(jìn)程正文（process context），而不是來自在中斷例程或者bottom half，并且，所有的方法調(diào)用時，都會使用內(nèi)核鎖，因此，操作可以安全地阻塞，但我們也要避免并發(fā)地訪問它們。
根據(jù)函數(shù)的名字，我們可以大概地了解其功能，下面簡單地介紹一下：
read_inode：該方法是從一個裝載的文件系統(tǒng)中讀取一個指定的索引節(jié)點(diǎn)。它由get_new_inode調(diào)用，而get_new_inode則由fs/inode.c中的iget調(diào)用。一般來說，文件系統(tǒng)使用iget來讀取特定的索引節(jié)點(diǎn)。
write_inode：當(dāng)一個文件或者文件系統(tǒng)要求sync時，該方法會被由mark_inode_dirty標(biāo)記為“臟”的索引節(jié)點(diǎn)調(diào)用，用來確認(rèn)所有信息已經(jīng)寫入設(shè)備。
put_inode：如果該函數(shù)被定義了，則每當(dāng)一個索引節(jié)點(diǎn)的引用計(jì)數(shù)減少時，都會被調(diào)用。這并不意味著該索引節(jié)點(diǎn)已經(jīng)沒人使用了，僅僅意味著它減少了一個用戶。要注意的是，put_inode在i_count減少之前被調(diào)用，所以，如果put_inode想要檢查是否這是最后一個引用，則應(yīng)檢查i_count是否為1。大多數(shù)文件系統(tǒng)都會定義該函數(shù)，用來在一個索引節(jié)點(diǎn)的引用計(jì)數(shù)減少為0之前做一些特殊的工作。
delete_inode：如果被定義，則當(dāng)一個索引節(jié)點(diǎn)的引用計(jì)數(shù)減少至0，并且鏈接計(jì)數(shù)（i_nlink）也是0的時候，便調(diào)用該函數(shù)。以后，這個函數(shù)有可能會與上一個函數(shù)合并。
notify_change：當(dāng)一個索引節(jié)點(diǎn)的屬性被改變時，會調(diào)用該函數(shù)。它的參數(shù)struct iattr *指向一個新的屬性組。如果一個文件系統(tǒng)沒有定義該方法（即NULL），則VFS會調(diào)用例程fs/iattr.c:inode_change_ok，該方法實(shí)現(xiàn)了一個符合POSIX標(biāo)準(zhǔn)的屬性檢驗(yàn)，然后VFS會將該索引節(jié)點(diǎn)標(biāo)記為“臟”。如果一個文件系統(tǒng)實(shí)現(xiàn)了自己的notify_change方法，則應(yīng)該在改變屬性后顯式地調(diào)用mark_inode_dirty(inode)方法。
put_super：在umount(2)系統(tǒng)調(diào)用的最后一步，即將入口從vfsmntlist中移走之前，會調(diào)用該函數(shù)。該函數(shù)調(diào)用時，會對super_block上鎖。一般來說，文件系統(tǒng)會針對這個裝載實(shí)例，釋放特有的私有資源，比如索引節(jié)點(diǎn)位圖，塊位圖。如果該文件系統(tǒng)是由動態(tài)裝載模塊實(shí)現(xiàn)的，則一個buffer header將保存該super_block，并且減少模塊使用計(jì)數(shù)。
write_super：當(dāng)VFS決定要將超級塊寫回磁盤時，會調(diào)用該函數(shù)。有三個地方會調(diào)用它：fs/buffer.c:fs_fsync，fs/super.c:sync_supers和fs/super.c:do_umount，顯然只讀文件系統(tǒng)不需要這個函數(shù)。
statfs：這個函數(shù)用來實(shí)現(xiàn)系統(tǒng)調(diào)用statfs(2)，并且如果定義了該函數(shù)，會被fs/open.c:sys_statfs調(diào)用，否則將返回ENODEV錯誤。
remountfs：當(dāng)文件系統(tǒng)被重新裝載時，也就是說，當(dāng)mount(2)系統(tǒng)調(diào)用的標(biāo)志MS_REMOUNT被設(shè)置時，會調(diào)用該函數(shù)。一般用來在不卸載文件系統(tǒng)的情況下，改變不同的裝載參數(shù)。比如，把一個只讀文件系統(tǒng)變成可寫的文件系統(tǒng)。
clear_inode：可選方法。當(dāng)VFS清除索引節(jié)點(diǎn)的時候，會調(diào)用該方法。當(dāng)一個文件系統(tǒng)使用了索引節(jié)點(diǎn)結(jié)構(gòu)中的generic_ip域，向索引節(jié)點(diǎn)增加了特別的（使用kmalloc動態(tài)分配的）數(shù)據(jù)時，便需要此方法來做相應(yīng)的處理。
2 VFS的文件及其操作
文件對象使用在任何需要讀寫的地方，包括通過文件系統(tǒng)，或者管道以及網(wǎng)絡(luò)等進(jìn)行通訊的對象。
文件對象和進(jìn)程關(guān)系緊密，進(jìn)程通過文件描述符（file descriptors）來訪問文件。文件描述符是一個整數(shù)，linux通過fs.h中定義的NR_OPEN來規(guī)定每個進(jìn)程最多同時使用的文件描述符個數(shù):
#define NR_OPEN (1024*1024)
一共有三個與進(jìn)程相關(guān)的結(jié)構(gòu)，第一個是files_struct，在include/linux/sched.h中定義，主要是一個fd數(shù)組，數(shù)組的下標(biāo)是文件描述符，其內(nèi)容就是對應(yīng)的下面將要介紹的file結(jié)構(gòu)。
另外一個結(jié)構(gòu)是fs_struct，主要有兩個指針，pwd指向當(dāng)前工作目錄的索引節(jié)點(diǎn)；root指向當(dāng)前工作目錄所在文件系統(tǒng)的根目錄的索引節(jié)點(diǎn)。
最后一個結(jié)構(gòu)是file結(jié)構(gòu)，定義它是為了保證進(jìn)程對文件的私有記錄，以及父子進(jìn)程對文件的共享，這是一個非常巧妙的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。我們將在下面進(jìn)行詳細(xì)的分析。
上述結(jié)構(gòu)與進(jìn)程的關(guān)系如下圖所示：
仔細(xì)分析其聯(lián)系，對于我們理解進(jìn)程對文件的訪問操作很有幫助。
結(jié)構(gòu)file定義在linux/fs.h中：
struct file {
struct list_head f_list;
struct dentry *f_dentry;
struct vfsmount *f_vfsmnt;
struct file_operations *f_op;
atomic_t f_count;
unsigned int f_flags;
mode_t f_mode;
loff_t f_pos;
unsigned long f_reada, f_ramax, f_raend, f_ralen, f_rawin;
struct fown_struct f_owner;
unsigned int f_uid, f_gid;
int f_error;
unsigned long f_version;
/* needed for tty driver, and maybe others */
void *private_data;
};
下面對其作一個簡單的分析：
f_list：該域?qū)⑽募溄拥酱蜷_的文件鏈表中，鏈表由超級塊中的s_files開始。
f_dentry：該域指向該文件的索引節(jié)點(diǎn)的dcache入口。如果文件的索引節(jié)點(diǎn)不在普通的文件系統(tǒng)中，而是諸如管道pipe之類的對象，那么，dentry將是一個由d_alloc_root創(chuàng)建的root dentry。
f_vfsmnt：該域指向該文件所在文件系統(tǒng)的vfsmount結(jié)構(gòu)。
f_op：指向應(yīng)用于文件的操作集。
f_count：引用該文件的計(jì)數(shù)。是用戶進(jìn)程的引用數(shù)加上內(nèi)部的引用數(shù)。
f_flags：該域存儲了進(jìn)程對該文件的訪問類型，比如O_NONBLOCK,O_APPEND等等。有些標(biāo)志比如O_EXCL,O_CREAT等等，只在打開文件的時候使用，因此并不存儲在f_flags中。
f_mode：對文件的操作標(biāo)志，只讀，只寫，以及讀寫。
f_pos：該域存儲了文件的當(dāng)前位置。
f_reada, f_ramax, f_raend, f_ralen, f_rawin：這五個域用來跟蹤對文件的連續(xù)訪問，并決定預(yù)讀多少內(nèi)容。
f_owner：該結(jié)構(gòu)存儲了一個進(jìn)程id，以及當(dāng)特定事件發(fā)生在該文件時發(fā)送的一個信號，比如當(dāng)有新數(shù)據(jù)到來的時候等等。
f_uid, f_gid：打開該文件的進(jìn)程的uid和gid，沒有實(shí)際的用途。
f_version：用來幫助底層文件系統(tǒng)檢查cache的狀態(tài)是否合法。當(dāng)f_pos變化時，它的值就會發(fā)生變化。
private_data：這個域被許多設(shè)備驅(qū)動所使用，有些特殊的文件系統(tǒng)為每一個打開的文件都保存一份額外的數(shù)據(jù)（如coda），也會使用這個域。
下面我們看一看針對文件的操作，在file結(jié)構(gòu)中，有一個指針指向了一個文件操作集file_operations，它在linux/fs.h中被定義：
struct file_operations {
struct module *owner;
loff_t (*llseek) (struct file *, loff_t, int);
ssize_t (*read) (struct file *, char *, size_t, loff_t *);
ssize_t (*write) (struct file *, const char *, size_t, loff_t *);
int (*readdir) (struct file *, void *, filldir_t);
unsigned int (*poll) (struct file *, struct poll_table_struct *);
int (*ioctl) (struct inode *, struct file *, unsigned int, unsigned long);
int (*mmap) (struct file *, struct vm_area_struct *);
int (*open) (struct inode *, struct file *);
int (*flush) (struct file *);
int (*release) (struct inode *, struct file *);
int (*fsync) (struct file *, struct dentry *, int datasync);
int (*fasync) (int, struct file *, int);
int (*lock) (struct file *, int, struct file_lock *);
ssize_t (*readv) (struct file *, const struct iovec *, unsigned long, loff_t *);
ssize_t (*writev) (struct file *, const struct iovec *, unsigned long, loff_t *);
};
這些操作用來將VFS對file結(jié)構(gòu)的操作轉(zhuǎn)化為邏輯文件系統(tǒng)處理相應(yīng)操作的函數(shù)。因此，要了解一個邏輯文件系統(tǒng)，就要從這些接口函數(shù)入手。下面對這些操作進(jìn)行一個簡單的分析：
llseek：該函數(shù)用來實(shí)現(xiàn)lseek系統(tǒng)調(diào)用。如果它沒有定義，則缺省執(zhí)行fs/read_write.c中的default_llseek函數(shù)。它將更新fs_pos域，并且，也有可能會改變f_reada和f_version域。
read：該函數(shù)用來實(shí)現(xiàn)read系統(tǒng)調(diào)用，同時也支持其他諸如裝載可執(zhí)行文件等等操作。
write：該方法用來寫文件。但它并不關(guān)心數(shù)據(jù)是否真正寫入到設(shè)備，只將數(shù)據(jù)放入隊(duì)列中。
readdir：該函數(shù)從一個假定為目錄的文件讀取目錄結(jié)構(gòu)，并且使用回調(diào)函數(shù)filldir_t將其返回。當(dāng)readdir到達(dá)目錄的結(jié)尾處時，它會返回0。
poll：該函數(shù)用來實(shí)現(xiàn)select和poll系統(tǒng)調(diào)用。
ioctl：該函數(shù)實(shí)現(xiàn)專門的ioctl功能。如果一個ioctl請求不在標(biāo)準(zhǔn)請求中（FIBMAP，F(xiàn)IGETBSZ，F(xiàn)IONREAD），那么該請求將傳遞給底層的文件實(shí)現(xiàn)。
mmap：該例程用來實(shí)現(xiàn)文件的內(nèi)存映射。它通常使用generic_file_map來實(shí)現(xiàn)。使用它的任務(wù)會被檢驗(yàn)是否允許作映射，并且會設(shè)置vm_area_struct中的vm_ops。
open：如果該方法被定義，那么當(dāng)一個新的文件在索引節(jié)點(diǎn)上被打開時，會調(diào)用它。它可以做一些打開文件所必須的設(shè)置。在許多文件系統(tǒng)上，都不需要它。一個例外是coda，它需要在打開時試圖獲得本地緩存的文件。
flush：當(dāng)一個文件描述符被關(guān)閉時，會調(diào)用該函數(shù)。由于此時可能有其他的描述符在該文件上被打開，因此，它并不意味著該文件被最終關(guān)閉。目前在文件系統(tǒng)中，只有NFS的客戶端定義了該方法。
release：當(dāng)文件的最后一個句柄被關(guān)閉時，release將被調(diào)用。它會做一些必要的清理工作。該函數(shù)不能向任何方面返回錯誤值，因此應(yīng)該將其定義為void。
fsync：該方法用來實(shí)現(xiàn)fsync和fdatasync系統(tǒng)調(diào)用（它們一般是相同的）。它將一直等到所有對該文件掛起的寫操作全部成功寫到設(shè)備后才返回。fsync可以部分地通過generic_buffer_fdatasync實(shí)現(xiàn)，這個函數(shù)將索引節(jié)點(diǎn)映射的頁面中所有標(biāo)記為臟的緩沖區(qū)，全部寫回。
fasync：該方法在一個文件的FIOASYNC標(biāo)志被改變的時候被調(diào)用。它的int類型的參數(shù)包含了該標(biāo)志位的新值。目前還沒有文件系統(tǒng)實(shí)現(xiàn)該方法。
lock：該方法允許一個文件服務(wù)提供額外的POSIX鎖。它不被FLOCK類型的鎖使用，它對于網(wǎng)絡(luò)文件系統(tǒng)比較有用。
3 VFS索引節(jié)點(diǎn)及其操作
Linux維護(hù)了一個活動的及最近使用過的索引節(jié)點(diǎn)的高速緩存（cache）。有兩種方法來訪問這些索引節(jié)點(diǎn)。第一種是通過dcache，我們將在下一節(jié)介紹。在dcache中的每一個dentry都指向一個索引節(jié)點(diǎn)，并且因此而將索引節(jié)點(diǎn)維護(hù)在緩存中。第二種方法是通過索引節(jié)點(diǎn)的哈希表。每一個索引節(jié)點(diǎn)都被基于該文件系統(tǒng)超級塊的地址和索引節(jié)點(diǎn)的編號，被哈希為一個8位的數(shù)字。所有擁有同樣哈希值的索引節(jié)點(diǎn)通過雙項(xiàng)鏈表被鏈接在一起。
通過哈希表訪問是通過函數(shù)iget而實(shí)現(xiàn)的。iget只被個別的文件系統(tǒng)實(shí)現(xiàn)所調(diào)用（當(dāng)索引節(jié)點(diǎn)不再dcache中而進(jìn)行查找的時候）。
下面我們來分析索引節(jié)點(diǎn)inode的結(jié)構(gòu)，在include/linux/fs.h中有inode的定義：
struct inode {
struct list_head i_hash;
struct list_head i_list;
struct list_head i_dentry;
struct list_head i_dirty_buffers;
unsigned long i_ino;
atomic_t i_count;
kdev_t i_dev;
umode_t i_mode;
nlink_t i_nlink;
uid_t i_uid;
gid_t i_gid;
kdev_t i_rdev;
loff_t i_size;
time_t i_atime;
time_t i_mtime;
time_t i_ctime;
unsigned long i_blksize;
unsigned long i_blocks;
unsigned long i_version;
unsigned short i_bytes;
struct semaphore i_sem;
struct semaphore i_zombie;
struct inode_operations *i_op;
struct file_operations *i_fop;
struct super_block * i_shadow;
struct inode_shadow_operations * i_shadow_op;
struct super_block *i_sb;
wait_queue_head_t i_wait;
struct file_lock *i_flock;
struct address_space *i_mapping;
struct address_space i_data;
struct dquot *i_dquot[MAXQUOTAS];
struct pipe_inode_info *i_pipe;
struct block_device *i_bdev;
unsigned long i_dnotify_mask; /* Directory notify events */
struct dnotify_struct *i_dnotify; /* for directory notifications */
unsigned long i_state;
unsigned int i_flags;
unsigned char i_sock;
atomic_t i_writecount;
unsigned int i_attr_flags;
__u32 i_generation;
union {
struct minix_inode_info minix_i;
struct ext2_inode_info ext2_i;
………
（略）
struct proc_inode_info proc_i;
struct socket socket_i;
struct usbdev_inode_info usbdev_i;
struct supermount_inode_info supermount_i;
void *generic_ip;
} u;
};
下面我們對它所一個分析，在上面的結(jié)構(gòu)中，大部分字段的意義都很明顯，因此我們將對一些特殊的字段（針對linux）和一些特殊的地方進(jìn)行分析。
i_hash：i_hash將所有擁有相同哈希值的索引節(jié)點(diǎn)鏈接在一起。哈希值基于超級塊結(jié)構(gòu)的地址和索引節(jié)點(diǎn)的索引號。
i_list：i_list用來將索引節(jié)點(diǎn)鏈接到不同的狀態(tài)上。inode_in_use鏈表將正在使用的未改變的索引節(jié)點(diǎn)鏈接在一起，inode_unused將未使用的索引節(jié)點(diǎn)鏈接在一起，而superblock->s_dirty維護(hù)指定文件系統(tǒng)內(nèi)所有標(biāo)記為“臟”的索引節(jié)點(diǎn)。
i_dentry：i_dentry鏈表中，鏈接了所有引用該索引節(jié)點(diǎn)的dentry結(jié)構(gòu)。它們通過dentry中的d_alias鏈接在一起。
i_version：它被文件系統(tǒng)用來記錄索引節(jié)點(diǎn)的改變。一般來說，i_version被設(shè)置為全局變量event的值，然后event回自增。有時候，文件系統(tǒng)的代碼會把i_version的當(dāng)前值分配給相關(guān)的file結(jié)構(gòu)中的f_version，在隨后file結(jié)構(gòu)的應(yīng)用中，它可以被用來高速我們，inode是否被改變了，如果需要的話，在file結(jié)構(gòu)中緩存的數(shù)據(jù)要被刷新。
i_sem：這個信號燈用來保護(hù)對inode的改變。所有對inode的非原子操作代碼，都要首先聲明該信號燈。這包括分配和銷毀數(shù)據(jù)塊，以及通過目錄進(jìn)行查找等等操作。并且，不能對只讀操作聲明共享鎖。
i_flock：它指向在該inode上加鎖的file_lock結(jié)構(gòu)鏈表。
i_state：對于2.4內(nèi)核來說，共有六種可能的inode狀態(tài)：I_DIRTY_SYNC， I_DIRTY_DATASYNC， I_DIRTY_PAGES， I_LOCK， I_FREEING和 I_CLEAR。所有臟節(jié)點(diǎn)在相應(yīng)超級塊的s_dirty鏈表中，并且在下一次同步請求時被寫入設(shè)備。在索引節(jié)點(diǎn)被創(chuàng)建，讀取或者寫入的時候，會被鎖住，即I_LOCK狀態(tài)。當(dāng)一個索引節(jié)點(diǎn)的引用計(jì)數(shù)和鏈接計(jì)數(shù)都到0時，將被設(shè)置為I_CLEAR狀態(tài)。
i_flags：i_flags對應(yīng)于超級塊中的s_flags，有許多標(biāo)記可以被系統(tǒng)范圍內(nèi)設(shè)置，也可以針對每個索引節(jié)點(diǎn)設(shè)置。
i_writecount：如果它的值為正數(shù)，那么它就記錄了對該索引節(jié)點(diǎn)有寫權(quán)限的客戶（文件或者內(nèi)存映射）的個數(shù)。如果是負(fù)數(shù)，那么該數(shù)字的絕對值就是當(dāng)前VM_DENYWRITE映射的個數(shù)。其他情況下，它的值為0。
i_attr_flags：未被使用。
最后要注意的是，在linux 2.4中，inode結(jié)構(gòu)中新增加了一項(xiàng)，就是struct file_operations *i_fop，它指向索引節(jié)點(diǎn)對應(yīng)的文件的文件操作集，而原來它放在inode_operations中（即inode結(jié)構(gòu)的另一個項(xiàng)目struct inode_operations *i_op之中），現(xiàn)在它已經(jīng)從inode_operations中移走了，我們可以從下面對inode_operations結(jié)構(gòu)的分析中看到這一點(diǎn)。
下面我們分析一下對于inode進(jìn)行操作的函數(shù)。所有的方法都放在inode_operations結(jié)構(gòu)中，它在include/linux/fs.h中被定義：
struct inode_operations {
int (*create) (struct inode *,struct dentry *,int);
struct dentry * (*lookup) (struct inode *,struct dentry *);
int (*link) (struct dentry *,struct inode *,struct dentry *);
int (*unlink) (struct inode *,struct dentry *);
int (*symlink) (struct inode *,struct dentry *,const char *);
int (*mkdir) (struct inode *,struct dentry *,int);
int (*rmdir) (struct inode *,struct dentry *);
int (*mknod) (struct inode *,struct dentry *,int,int);
int (*rename) (struct inode *, struct dentry *,
struct inode *, struct dentry *);
int (*readlink) (struct dentry *, char *,int);
int (*follow_link) (struct dentry *, struct nameidata *);
void (*truncate) (struct inode *);
int (*permission) (struct inode *, int);
int (*revalidate) (struct dentry *);
int (*setattr) (struct dentry *, struct iattr *);
int (*getattr) (struct dentry *, struct iattr *);
};
同樣，我們對這些方法做一個簡單的分析。
create：這個方法，以及下面的8個方法，都只在目錄索引節(jié)點(diǎn)中被維護(hù)。
當(dāng)VFS想要在給定目錄創(chuàng)建一個給定名字（在參數(shù)dentry中）的新文件時，會調(diào)用該函數(shù)。VFS將提前確定該名字并不存在，并且作為參數(shù)的dentry必須為負(fù)值（即其中指向inode的指針為NULL，根據(jù)include/dcache.h中的定義，其注釋為“NULL is negative”）。
如果create調(diào)用成功，將使用get_empty_inode從cache中得到一個新的空索引節(jié)點(diǎn)，填充它的內(nèi)容，并使用insert_inode_hash將其插入到哈希表中，使用mark_inode_dirty標(biāo)記其為臟，并且使用d_instantiate將其在dcache中實(shí)例化。
int參數(shù)包含了文件的mode并指定了所需的許可位。
lookup：該函數(shù)用來檢查是否名字（由dentry提供）存在于目錄（由inode提供）中，并且如果存在的話，使用d_add更新dentry。
link：該函數(shù)用來將一個名字（由第一個dentry提供）硬鏈接到在在指定目錄（由參數(shù)inode提供）中的另一個名字（由第二個dentry參數(shù)提供）。
unlink：刪除目錄中（參數(shù)inode指定）的名字（由參數(shù)dentry提供）。
symlink：創(chuàng)建符號鏈接。
mkdir：根據(jù)給定的父節(jié)點(diǎn)，名字和模式，創(chuàng)建一個目錄。
rmdir：移除指定的目錄（如果為空目錄），并刪除（d_delete）dentry。
mknod：根據(jù)給定的父節(jié)點(diǎn)，名字，模式以及設(shè)備號，創(chuàng)建特殊的設(shè)備文件，然后使用d_instantiate將新的inode在dentry中實(shí)例化。
rename：重命名。所有的檢測，比如新的父節(jié)點(diǎn)不能是舊名字的孩子等等，都已經(jīng)在調(diào)用前被完成。
readlink：通過dentry參數(shù)，讀取符號鏈接，并且將其拷貝到用戶空間，最大長度由參數(shù)int指定。
permission：在該函數(shù)中，可以實(shí)現(xiàn)真正的權(quán)限檢查，與文件本身的mode無關(guān)。
4 VFS名字以及dentry
根據(jù)我們上面的介紹，可以看出，文件和索引節(jié)點(diǎn)的聯(lián)系非常緊密，而在文件和索引節(jié)點(diǎn)之間，是通過dentry結(jié)構(gòu)來聯(lián)系的。
VFS層處理了文件路徑名的所有管理工作，并且在底層文件系統(tǒng)能夠看到它們之前，將其轉(zhuǎn)變?yōu)閐cache中的入口（entry）。唯一的一個例外是對于符號鏈接的目標(biāo)，VFS將不加改動地傳遞給底層文件系統(tǒng)，由底層文件系統(tǒng)對其進(jìn)行解釋。
目錄高速緩存dcache由許多dentry結(jié)構(gòu)組成。每一個dentry都對應(yīng)文件系統(tǒng)中的一個文件名，并且與之聯(lián)系。每一個dentry的父節(jié)點(diǎn)都必須存在于dcache中。同時，dentry還記錄了文件系統(tǒng)的裝載關(guān)系。
dcache是索引節(jié)點(diǎn)高速緩存的管理者。不論何時，只要在dcache中存在一個入口，那么相應(yīng)的索引節(jié)點(diǎn)一定在索引節(jié)點(diǎn)高速緩存中。換句話說，如果一個索引節(jié)點(diǎn)在高速緩存中，那么它一定引用dcache中的一個dentry。
下面我們來分析一下dentry的結(jié)構(gòu)，以及在dentry上的操作。在include/linux/dcache.h中，由其定義：
struct dentry {
atomic_t d_count;
unsigned int d_flags;
struct inode * d_inode; /* Where the name belongs to - NULL is negative */
struct dentry * d_parent; /* parent directory */
struct list_head d_vfsmnt;
struct list_head d_hash; /* lookup hash list */
struct list_head d_lru; /* d_count = 0 LRU list */
struct list_head d_child; /* child of parent list */
struct list_head d_subdirs; /* our children */
struct list_head d_alias; /* inode alias list */
struct qstr d_name;
unsigned long d_time; /* used by d_revalidate */
struct dentry_operations *d_op;
struct super_block * d_sb; /* The root of the dentry tree */
unsigned long d_reftime; /* last time referenced */
void * d_fsdata; /* fs-specific data */
unsigned char d_iname[DNAME_INLINE_LEN]; /* small names */
};
在該結(jié)構(gòu)的注釋中，大部分域的含義已經(jīng)非常的清楚，下面我再簡單地介紹一下。
d_flags：在目前，只有兩個可取值，而且都是給特殊的文件系統(tǒng)使用的，它們是DCACHE_AUTOFS_PENDING和DCACHE_NFSFS_RENAMED，因此，在這里我們可以暫時忽略它。
d_inode：它簡單地指向與該名字聯(lián)系的索引節(jié)點(diǎn)。這個域可以是NULL，它標(biāo)明這是一個負(fù)入口（negative entry），暗示著該名字并不存在。
d_hash：這是一個雙向鏈表，將所有擁有相同哈希值的入口鏈接在一起。
d_lru：它提供了一個雙向鏈表，鏈接高速緩存中未被引用的葉節(jié)點(diǎn)。這個鏈表的頭是全局變量dentry_unused，按照最近最少使用的順序存儲。
d_child：這是一個容易讓人誤會的名字，其實(shí)，該鏈表鏈接d_parent的所有子節(jié)點(diǎn)，因此把它稱為d_sibling（同胞）更恰當(dāng)一些。
d_subdirs：該鏈表將該dentry的所有子節(jié)點(diǎn)鏈接在一起，所以，它實(shí)際上是它子節(jié)點(diǎn)的d_child鏈表的鏈表頭。這個名字也容易產(chǎn)生誤會，因?yàn)樗淖庸?jié)點(diǎn)不僅僅包括子目錄，也可以是文件。
d_alias：由于文件（以及文件系統(tǒng)的其他一些對象）可能會通過硬鏈接的方法，擁有多個名字，因此有可能會有多個dentry指向同一個索引節(jié)點(diǎn)。在這種情況下，這些dentry將通過d_alias鏈接在一起。而inode的i_dentry就是該鏈表的頭。
d_name：該域包含了這個入口的名字，以及它的哈希值。它的子域name有可能會指向該dentry的d_iname域（如果名字小于等于16個字符），否則的話，它將指向一個單獨(dú)分配出來的字符串。
d_op：指向dentry的操作函數(shù)集。
d_sb：指向該dentry對應(yīng)文件所在的文件系統(tǒng)的超級塊。使用d_inode->i_sb有相同的效果。
d_iname：它存儲了文件名的前15個字符，目的是為了方便引用。如果名字適合，d_name.name將指向這里。
下面我們再看一下對dentry的操作函數(shù)，同樣在include/linux/dcache.h中有dentry_operations的定義：
struct dentry_operations {
int (*d_revalidate)(struct dentry *, int);
int (*d_hash) (struct dentry *, struct qstr *);
int (*d_compare) (struct dentry *, struct qstr *, struct qstr *);
int (*d_delete)(struct dentry *);
void (*d_release)(struct dentry *);
void (*d_iput)(struct dentry *, struct inode *);
};
我們再簡單地介紹一下：
d_revalidate：這個方法在entry在dcache中做路徑查找時調(diào)用，目的是為了檢驗(yàn)這個entry是否依然合法。如果它依舊可以被信賴，則返回1，否則返回0。
d_hash：如果文件系統(tǒng)沒有提供名字驗(yàn)證的規(guī)則，那么這個例程就被用來檢驗(yàn)并且返回一個規(guī)范的哈希值。
d_compare：它被用來比較兩個qstr，來看它們是否是相同的。
d_delete：當(dāng)引用計(jì)數(shù)到0時，在這個dentry被放到dentry_unused鏈表之前，會調(diào)用該函數(shù)。
d_release：在一個dentry被最終釋放之前，會調(diào)用該函數(shù)。
d_iput：如果定義了該函數(shù)，它就被用來替換iput，來dentry被丟棄時，釋放inode。它被用來做iput的工作再加上其他任何想要做的事情。
（五） 總結(jié)
在上面的部分中，我們對VFS進(jìn)行了一個大概的分析。了解了文件系統(tǒng)的注冊，安裝，以及卸載的過程，并對VFS對邏輯文件系統(tǒng)的管理，尤其是接口部分的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，進(jìn)行了詳細(xì)的分析。
proc文件系統(tǒng)作為一個特殊的邏輯文件系統(tǒng)，其實(shí)現(xiàn)也遵循VFS接口，因此，根據(jù)上面對VFS的分析，我們可以基本確定對proc文件系統(tǒng)進(jìn)行分析的步驟。
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