虚拟文件是什么啊？

虚拟文件系统

虚拟文件系统

作 者： difeijing

Richard Gooch

23-APR-1999

翻译：difeijing

本文档中的惯例用法

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文档中的每一节标题的右边都有一个字符串""。

每个小节都会有个""在右边。

这些字符串是为了在文档中查询更容易而设的。

注意：本文档的最新更新可在下面找到：

http://www.atnf.csiro.au/~rgooch/linux/docs/vfs.txt

它到底是什么？

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Virtual File System(或者被称为Virtual Filesystem Switch)是Linux内核中的一个软件层，用于给用户空间的程序提供文件系统接口。它也提供了内核中的一个抽象功能，允许不同的文件系统共存。

它的工作方式的概览

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在这一节里，在讲解细节问题之前，我会简单扼要的介绍一下VFS是如何工作的。首先，介绍一下当用户程序打开或者 *** 作文件时发生了些什么，然后看看一个文件系统是如何被支持的。

打开一个文件

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VFS实现了open(2)系统调用。路径参数被VFS用来在目录入口缓存(dentry cache or "dcache")。这提供了一个将路径名转化为特定的dentry的一个快的查找机制。

一个单独的dentry通常包含一个指向i节点(inode)的指针。i节点存在于磁盘驱动器上，它可以是一个规则文件，目录，FIFO文件，等等。 Dentry存在于RAM中，并且永远不会被存到磁盘上：它们仅仅为了提高系统性能而存在。i节点存在于磁盘上，当需要时被拷入内存中，之后对它的任何改变将被写回磁盘。存在于RAM中的i节点就是VFS的i节点，dentry所包含的指针指向的就是它。

dcache是你的整个文件空间的观察点。跟Linus不同，我们中的大多数人不可能有足够的RAM空间来放我们的文件空间的所有文件的目录入口缓存 (dentry),所以我们的dcache会有缺少的项。为了将路径名转换为一个dentry,VFS不得不采取创建dentry的方式，并在创建 dentry时将指针指向相应的i节点。这是通过对i节点的查找完成的。

为了查找一个文件的i节点(通常从磁盘上读),VFS需要调用该文件的父目录的lookup()方法，此方法是特定的文件系统所设置的。后面对此将会有更详尽的描述。

一旦VFS得到了所需要的dentry(同时也得到了相应的i节点),我们就能够对文件做想要的 *** 作：打开文件，或者用stat(2)来看i节点中的数据。stat(2)的 *** 作非常简单：在VFS得到dentry之后，它取得inode中的一些数据并将其中的一部分送回用户空间。打开一个文件需要其它的 *** 作：分配一个struct file(定义于linux/fs.h,这是内核中的文件描述)结构。新分配的struct file结构被指向dentry的指针和对文件进行 *** 作的函数集合所初始化，这些都是从i节点中得到的。通过这种方式，特定的文件系统实现才能起作用。

文件结构(struct file)被放在进程的文件描述符表中。

读，写和关闭文件(或者其它的VFS *** 作)是通过使用用户空间的文件描述符找到相应的文件结构(struct file),然后调用所需要的方法函数来实现的。

当文件处于打开状态时，系统保持相应的dentry为"open"状态(正在使用),这表示相应的i节点在被使用。

注册和安装一个文件系统

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如果你想在内核中支持一种新的文件系统的话，你所需要做的仅仅是调用函数register_filesystem().你向内核中传递一个描述文件系统实现的结构(struct filesystem), 此结构将被加入到内核的支持文件系统表中去。你可以运行下面的命令：

% cat /proc/filesystems

这样可以看到你的系统支持哪些文件系统。

当一个mount请求出现时，VFS将会为特定的文件系统调用相应的方法。安装点的dentry结构将会被改为指向新文件系统的根i节点。

现在是看看细节的时候了，nice to look!

struct file_system_type

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此结构描述了文件系统。在内核2.1.99中，此结构的定义如下：

(注:在2.2的内核中，此结构也没有变化)

struct file_system_type {

const char *name

int fs_flags

struct super_block *(*read_super) (struct super_block *, void *, int)

struct file_system_type * next

}

其中各个域的意义：

name:文件系统的类型名称,如"vfat","ext2",等等。

fs_flags:变量标志,如FS_REQUIRES_DEV, FS_NO_DCACHE,等等.

read_super:当此种文件系统的一个新的实例要被安装时，此方法会被调用。

next:被内部的VFS实现所使用，你只需要将其初试化为NULL。

函数read_super具有以下的参数：

struct super_block *sb:超级块结构。此结构的一部分被VFS初始化，余下的部分必须被函数read_super初始化。

void * data:任意的安装选项，通常是ASCII的字符串。

int silent:表示当出现错误时是否保持安静。(不报警?)

read_super方法必须确定指定的块设备是否包含了一个所支持的文件系统。当成功时返回超级块结构的指针，错误时返回NULL。

read_super方法填充进超级块结构(struct super_block)的最有用的域是"s_op"域。这是一个指向struct super_operations的指针，此结构描述了文件系统实现的下一层细节。

struct super_operations

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此结构描述了VFS对文件系统的超级块所能进行的 *** 作。

在内核2.1.99中，此结构的定义如下：

(注:在2.2的内核中，此结构已经有了改变)

struct super_operations {

void (*read_inode) (struct inode *)

void (*write_inode) (struct inode *)

void (*put_inode) (struct inode *)

void (*delete_inode) (struct inode *)

int (*notify_change) (struct dentry *, struct iattr *)

void (*put_super) (struct super_block *)

void (*write_super) (struct super_block *)

int (*statfs) (struct super_block *, struct statfs *, int)

int (*remount_fs) (struct super_block *, int *, char *)

void (*clear_inode) (struct inode *)

}

除非特别提出，所有的方法都在未加锁的情况下被调用，这意味着大多数方法都可以安全的被阻塞。所有的方法都仅仅在进程空间被调用（例如，在中断处理程序和底半部中不能调用它们）

read_inode:从一个文件系统中读取一个特定的i节点时调用此方法。i节点中的域"i_ino"被VFS初始化为指向所读的i节点，其余的域被此方法所填充。

write_inode:当VFS需要向磁盘上的一个i节点写时调用。

put_inode:当VFS的i节点被从i节点缓冲池移走时被调用。此方法是可选的。

delete_inode:当VFS想删除一个i节点时调用次方法。

notify_change:当VFS的i节点的属性被改变时调用。若此域为NULL则VFS会调用rite_inode.此方法调用时需要锁住内核。

put_super:当VFS要释放超级块时调用(umount一个文件系统).此方法调用时需要锁住内核。

write_super:当VFS超级块需要被写入磁盘时被调用。此方法为可选的。

statfs:当VFS需要得到文件系统的统计数据时调用。此方法调用时需要锁住内核。

remount_fs:当文件系统被重新安装时调用。此方法调用时需要锁住内核。

clear_inode:当VFS清除i节点时调用。可选项。

以上方法中，read_inode需要填充"i_op"域，此域为一个指向struct inode_operations结构的指针，它描述了能够对一个单独的i节点所能进行的 *** 作。

struct inode_operations

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此结构描述了VFS能够对文件系统的一个i节点所能进行的 *** 作。

在内核2.1.99中，此结构的定义如下：

(注:在2.2的内核中，此结构已经有了少许改变)

struct inode_operations {

struct file_operations * default_file_ops

int (*create) (struct inode *,struct dentry *,int)

int (*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)

struct dentry * (*follow_link) (struct dentry *, struct dentry *)

int (*readpage) (struct file *, struct page *)

int (*writepage) (struct file *, struct page *)

int (*bmap) (struct inode *,int)

void (*truncate) (struct inode *)

int (*permission) (struct inode *, int)

int (*smap) (struct inode *,int)

int (*updatepage) (struct file *, struct page *, const char *,

unsigned long, unsigned int, int)

int (*revalidate) (struct dentry *)

}

default_file_ops:这是一个指向struct file_operations的指针，包含了对一个打开的文件所能进行的 *** 作。

create:被open(2)和creat(2)所调用，仅仅在你要支持普通文件时才需要。参数中的dentry不应该包含有i节点的指针(即应该为一个negative dentry)。这里你可能需要对传入的dentry和i节点调用函数d_instantiate.

lookup:当VFS要在一个父目录中查找一个i节点时调用。待查找的文件名在dentry中。此方法必须调用d_add函数把找到的i节点插入到 dentry中，i节点的"i_count"域要加一。若指定的i节点不存在的话，一个NULL的i节点指针将被插入到dentry中去(这种情况的 dentry被称为negative dentry)。Returning an error code from this routine must only be done on a real error, otherwise creating inodes with system calls like create(2), mknod(2), mkdir(2) and so on will fail.If you wish to overload the dentry methods then you should initialise the "d_dop" field in the dentrythis is a pointer to a struct "dentry_operations".This method is called with the directory semaphore held。

link:被link(2)所调用。仅在你需要支持hard link时才需要它。跟create方法相同的原因，你可能在此方法中也需要调用d_instantiate()函数来验证。

unlink:被unlink(2)所调用。仅在你要支持对i节点的删除时才需要它。

symlink:被symlink(2)调用。仅在需要支持符号链接时才需要它。通上面两处，你需要对传入的参数进行验证，要调用d_instantiate()函数。

mkdir:被mkdir(2)调用。仅在你要支持建立子目录时才需要它。同上，你需要调用d_instantiate()函数进行验证。

rmdir:被rmdir(2)所调用。仅在你要支持对子目录的删除时才需要它。

mknod:被mknod(2)所调用，用于建立一个设备i节点，或者FIFO，或socket.仅当你需要支持对这些类型的i节点的建立时才需要此方法。同上面几个，你可能也需要调用_instantiate来验证参数。

readlink:被readlink(2)调用。仅当你要支持对符号链接的读取才需要它。

follow_link:被VFS调用，用以从一个符号链接找到相应的i节点。仅当你需要支持符号链接时才需要此方法。

struct file_operations

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结构file_operations包含了VFS对一个已打开文件的 *** 作。

在内核2.1.99中，此结构的定义如下：

(注:在2.2的内核中，此结构已经有了少许改变)

struct file_operations {

/*在VFS需要移动文件位置指针时被调用 */

loff_t (*llseek) (struct file *, loff_t, int)

/* 被read系统调用所使用 */

ssize_t (*read) (struct file *, char *, size_t, loff_t *)

/* 被write系统调用所使用 */

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 (*release) (struct inode *, struct file *)

int (*fsync) (struct file *, struct dentry *)

int (*fasync) (struct file *, int)

int (*check_media_change) (kdev_t dev)

int (*revalidate) (kdev_t dev)

int (*lock) (struct file *, int, struct file_lock *)

}

llseek:当VFS需要移动文件指针的位置时调用。

read:被read(2)所调用。

write:被write(2)所调用。

readdir:当VFS需要读取目录中的内容时被调用。

poll: called by the VFS when a process wants to check if there is activity on this file and (optionally) go to sleep until there is activity.

(注：这里我怎么想都翻不好，所以就把原文放在这里了，poll就是相当于select的东西)

ioctl:被ioctl(2)所调用。

mmap:被mmap(2)所调用。

open:当VFS要打开一个i节点时调用它。当VFS打开一个文件时，它建立一个新的struct file结构，并用i节点中的"default_file_ops"来初始化其中的f_op域，然后对新分配的文件结构调用open方法。你可以认为 open方法实际上属于struct inode_operations。I think its done the way it is because it makes filesystems simpler to implement.open方法是一个很好的初始化文件结构中的"private_data"域的的地方。

release:当没有对被打开文件的引用时调用此方法。

fsync:被fsync(2)所调用。

fasync:当用fcntl(2)激活一个文件的异步模式时此方法被调用。

这些文件 *** 作是由i节点所在的特定文件系统所实现的。当打开一个设备节点时(字符或块设备特殊文件),大多数文件系统会调用VFS中的特定支持例程，由此来找到所需要的设备驱动信息；

这些支持例程用设备驱动程序的方法来代替文件系统的文件 *** 作，然后继续对文件调用新的open方法。这就是为什么当你打开文件系统上的一个设备特殊文件时，最后被调用的却是设备驱动程序的open方法。另外，devfs(Device Filesystem)有一个从设备节点到设备驱动程序的更直接的方式(这是非官方的内核补丁)

struct dentry_operations

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This describes how a filesystem can overload the standard dentry

operations.Dentries和dcache是属于VFS和单个文件系统实现的，设备驱动与此无关。

在内核2.1.99中，此结构的定义如下：

(注:在2.2的内核中，此结构没有改变)

struct dentry_operations {

int (*d_revalidate)(struct dentry *)

int (*d_hash) (struct dentry *, struct qstr *)

int (*d_compare) (struct dentry *, struct qstr *, struct qstr *)

void (*d_delete)(struct dentry *)

void (*d_release)(struct dentry *)

void (*d_iput)(struct dentry *, struct inode *)

}

d_revalidate:当VFS要使一个dentry重新生效时被调用。

d_hash:当VFS向哈希表中加入一个dentry时被调用。

d_compare:当指向一个dentry的最后的引用被去除时此方法被调用，因为这意味这没有人在使用此dentry当然，此dentry仍然有效，并且仍然在dcache中。

d_release: 当一个dentry被清除时调用此方法。

d_iput:当一个dentry释放它的i节点时(在dentry被清除之前)此方法被调用。The default when this is NULL is that the VFS calls iput(). If you define this method, you must call iput() yourself.

每个dentry都有一个指向其父目录dentry的指针，一个子dentry的哈希列表。子dentry基本上就是目录中的文件。

dget:为一个已经存在的dentry打开一个新的句柄(这仅仅增加引用计数)

dput:关闭一个dentry的句柄(减少引用计数).如果引用计数减少为0,d_delete方法将会被调用；并且，如果此dentry仍然在其父目录的哈希列表中的话，此dentry将被放置于一个未被使用的列表中。将dentry放置于未使用表中意味着当系统需要更多的RAM时，将会遍历未使用的 dentry的列表，并回收其内存空间。假如当detry的引用计数为0时，它已经没有在父目录的哈希表中的话，在d_delete方法被调用之后系统就会回收起内存空间。

d_drop: 此方法将一个dentry从其父目录的哈希列表中去掉。如果被去掉的dentry的引用计数降为0的话，系统会马上调用d_put来去掉此dentry.

d_delete:删除一个dentry.如果没有别的对此dentry的打开引用的话，此dentry会变成一个negative dentry(d_iput方法会被调用)如果有别的对此dentry的引用的话，将会调用d_drop.

d_add:向父目录的哈希列表中加入一个dentry,然后调用d_instantiate().

d_instantiate:把一个dentry加入别名哈希列表中，并更新其d_inode域为所给的i节点。i节点中的i_count域加一。假如i 节点的指针为NULL，此dentry就被称为"negative dentry".此函数通常在为一个已存在的negative dentry建立i节点时被调用。

1 引言

Linux 中允许众多不同的文件系统共存，如 ext2, ext3, vfat 等。通过使用同一套文件 I/O 系统 调用即可对 Linux 中的任意文件进行 *** 作而无需考虑其所在的具体文件系统格式；更进一步，对文件的 *** 作可以跨文件系统而执行。如图 1 所示，我们可以使用 cp 命令从 vfat 文件系统格式的硬盘拷贝数据到 ext3 文件系统格式的硬盘；而这样的 *** 作涉及到两个不同的文件系统。

图 1. 跨文件系统的文件 *** 作

“一切皆是文件”是 Unix/Linux 的基本哲学之一。不仅普通的文件，目录、字符设备、块设备、 套接字等在 Unix/Linux 中都是以文件被对待；它们虽然类型不同，但是对其提供的却是同一套 *** 作界面。

图 2. 一切皆是文件

而虚拟文件系统正是实现上述两点 Linux 特性的关键所在。虚拟文件系统（Virtual File System, 简称 VFS）， 是 Linux 内核中的一个软件层，用于给用户空间的程序提供文件系统接口；同时，它也提供了内核中的一个 抽象功能，允许不同的文件系统共存。系统中所有的文件系统不但依赖 VFS 共存，而且也依靠 VFS 协同工作。

为了能够支持各种实际文件系统，VFS 定义了所有文件系统都支持的基本的、概念上的接口和数据 结构；同时实际文件系统也提供 VFS 所期望的抽象接口和数据结构，将自身的诸如文件、目录等概念在形式 上与VFS的定义保持一致。换句话说，一个实际的文件系统想要被 Linux 支持，就必须提供一个符合VFS标准 的接口，才能与 VFS 协同工作。实际文件系统在统一的接口和数据结构下隐藏了具体的实现细节，所以在VFS 层和内核的其他部分看来，所有文件系统都是相同的。图3显示了VFS在内核中与实际的文件系统的协同关系。

图3. VFS在内核中与其他的内核模块的协同关系

我们已经知道，正是由于在内核中引入了VFS，跨文件系统的文件 *** 作才能实现，“一切皆是文件” 的口号才能承诺。而为什么引入了VFS，就能实现这两个特性呢？在接下来，我们将以这样的一个思路来切入 文章的正题：我们将先简要介绍下用以描述VFS模型的一些数据结构，总结出这些数据结构相互间的关系；然后 选择两个具有代表性的文件I/O *** 作sys_open()和sys_read()来详细说明内核是如何借助VFS和具体的文件系统打 交道以实现跨文件系统的文件 *** 作和承诺“一切皆是文件”的口号。

　虚拟文件系统 Virtual File Systems

虚拟文件系统(VFS)是由Sun icrosystems公司在定义网络文件系统(NFS)时创造的。它是一种用于网络环境的分布式文件系统，是允许和 *** 作系统使用不同的文件系统实现的接口。

虚拟文件系统（VFS）是物理文件系统与服务之间的一个接口层，它对Linux的每个文件系统的所有细节进行抽象，使得不同的文件系统在Linux核心以及系统中运行的其他进程看来，都是相同的。严格说来，VFS并不是一种实际的文件系统。它只存在于内存中，不存在于任何外存空间。VFS在系统启动时建立，在系统关闭时消亡。

VFS使Linux同时安装、支持许多不同类型的文件系统成为可能。VFS拥有关于各种特殊文件系统的公共界面，如超级块、inode、文件 *** 作函数入口等。实际文件系统的细节，统一由VFS的公共界面来索引，它们对系统核心和用户进程来说是透明的。

VFS的功能包括：纪录可用的文件系统的类型；将设备同对应的文件系统联系起来；处理一些面向文件的通用 *** 作；涉及到针对文件系统的 *** 作时，VFS把它们影射到与控制文件、目录以及inode相关的物理文件系统。

当某个进程发布了一个面向文件的系统调用时，核心将调用VFS中相应的函数，这个函数处理一些与物理结构无关的 *** 作，并且把它重定向为真实文件系统中相应的函数调用，后者则用来处理那些与物理结构相关的 *** 作

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