学习文件系统，我们的目标是如何实现一个简单的文件系统？磁盘上需要什么结构？它们需要记录什么？如何访问？对于这些问题，我们就需要理解文件系统的基本工作原理，可以从以下两个方面着手
本章就基于以上的目的，主要学习访问过程中发生具体的细节
首先，我们通过进程task_struct结构体中fs成员表示了进程可见根文件系统的根节点及当前工作目录：
task_struct{
...
struct fs_struct *fs; /*进程目录信息*/
struct files_struct *files; /*进程打开文件信息*/
...
}
fs_struct结构体定义在/include/linux/fs_struct.h头文件：
struct fs_struct {
int users; /*结构体实例用户数量*/
spinlock_t lock;
seqcount_t seq;
int umask;
int in_exec;
struct path root, pwd; /*进程根目录和当前工作目录*/
};
path结构体实例，结构体定义如下：
struct path {
struct vfsmount *mnt; /*目录项所在文件系统挂载信息，vfsmount.mnt*/
struct dentry *dentry; /*目录项指针*/
};
files成员指向files_struct结构体实例，结构体定义在include/linux/fdtable.h头文件：
struct files_struct {
/*
* read mostly part
*/
atomic_t count; /*实例引用计数*/
bool resize_in_progress;
wait_queue_head_t resize_wait; /*进程等待队列*/
struct fdtable __rcu *fdt; /*fdtable结构体指针，初始值指向fdtab成员*/
struct fdtable fdtab; /*fdtable结构体成员*/
/*
* written part on a separate cache line in SMP
*/
spinlock_t file_lock ____cacheline_aligned_in_smp;
/*下一个打开文件的文件描述符，初始值为0，每次分配描述符后设置*/
unsigned int next_fd;
/*执行execve()系统调用时关闭文件的位图*/
unsigned long close_on_exec_init[1];
/*打开文件位图*/
unsigned long open_fds_init[1];
unsigned long full_fds_bits_init[1];
/*打开文件file指针数组*/
struct file __rcu * fd_array[NR_OPEN_DEFAULT];
};
files_struct结构体主要成员简介如下：
struct fdtable {
unsigned int max_fds; /*fdtable能管理的打开文件最大数量，由位图大小决定*/
struct file __rcu **fd; /*指向file指针数组的指针*/
unsigned long *close_on_exec; /*执行execve()系统调用时关闭文件的位图*/
unsigned long *open_fds; /*进程打开文件位图*/
unsigned long *full_fds_bits;
struct rcu_head rcu;
};
文件位图就是file指针数组对应的位图，每位对应指针数组中一项，比特位位置就是数组项索引，即文件描述符
进程打开的文件由file结构体表示，结构体定义在include/linux/fs.h头文件：
struct file {
union {
struct llist_node fu_llist; /*单链表成员*/
struct rcu_head fu_rcuhead;
} f_u;
struct path f_path; /*文件路径信息*/
struct inode *f_inode; /*指向内核文件inode实例*/
const struct file_operations *f_op; /*文件操作结构指针，通常在打开文件时设为inode->i_fop*/
/*
* Protects f_ep_links, f_flags.
* Must not be taken from IRQ context.
*/
spinlock_t f_lock;
atomic_long_t f_count;
unsigned int f_flags; /*系统调用传递的flags标记参数*/
fmode_t f_mode; /*标记进程以何种模式打开文件*/
struct mutex f_pos_lock;
loff_t f_pos; /*文件当前读写位置，相对于文件开头处的字节偏移量*/
struct fown_struct f_owner;
const struct cred *f_cred;
struct file_ra_state f_ra;
u64 f_version;
#ifdef CONFIG_SECURITY
void *f_security;
#endif
/* needed for tty driver, and maybe others */
void *private_data; /*文件私有数据指针，例如设备文件指向驱动程序定义的数据结构*/
#ifdef CONFIG_EPOLL
/* Used by fs/eventpoll.c to link all the hooks to this file */
struct list_head f_ep_links;
struct list_head f_tfile_llink;
#endif /* #ifdef CONFIG_EPOLL */
struct address_space *f_mapping; /*文件地址空间指针 */
} __attribute__((aligned(4)));
透過 open(), read(), write() 等函都是以 file descriptor 为对象。而实际上这件事牵扯到 3 个面向：
open负责在内核生成与文件相对应的struct file元数据结构，并且与文件系统中该文件的struct inode进行关联，装载对应文件系统的操作回调函数，然后返回一个int fd给用户进程。后续用户对该文件的相关操作，会涉及到其相关的struct file、struct inode、inode->i_op、inode->i_fop和inode->i_mapping->a_ops等。
在读写文件之前，我们必须打开文件，从应用程序的角度来看，这是通过标准库的open函数来完成的，该函数返回一个文件描述符，会调用fs/open.c中的sys_open函数，代码流程如下所示：
do_filp_open()函数要完成打开文件操作最重要、最繁重的工作，函数内需要创建文件file实例，遍历文件路径中每个分量，在内核根文件系统中搜索/创建对应的dentry和inode结构体实例，当到达最末尾分量时（文件名称），将其inode实例（文件inode）与file实例建立关联。因此，do_filp_open()函数执行的主要工作可概括为从路径到节点，即由文件路径确定文件inode实例，赋予file实例
struct file *do_filp_open(int dfd, struct filename *pathname,
const struct open_flags *op)
{
struct nameidata nd; /*nameidata实例*/
int flags = op->lookup_flags;
struct file *filp;
set_nameidata(&nd, dfd, pathname); /*设置nameidata实例*/
/* 创建file实例，依次查找各路径分量，默认设置LOOKUP_RCU标记 */
filp = path_openat(&nd, op, flags | LOOKUP_RCU);
if (unlikely(filp == ERR_PTR(-ECHILD)))
filp = path_openat(&nd, op, flags);
if (unlikely(filp == ERR_PTR(-ESTALE)))
filp = path_openat(&nd, op, flags | LOOKUP_REVAL);
/*释放处理符号链接中分配的save[]数组*/
restore_nameidata();
/*返回file实例指针*/
return filp;
}
****path_openat()函数在/fs/namei.c文件内实现，代码如下：
static struct file *path_openat(struct nameidata *nd,
const struct open_flags *op, unsigned flags)
{
const char *s;
struct file *file;
int opened = 0;
int error;
file = get_empty_filp(); //从slab缓存中分配file实例并初始化
if (IS_ERR(file))
return file;
file->f_flags = op->open_flag; //系统调用flags参数传递的打开文件标记
if (unlikely(file->f_flags & __O_TMPFILE)) {
error = do_tmpfile(nd, flags, op, file, &opened);
goto out2;
}
if (unlikely(file->f_flags & O_PATH)) {
error = do_o_path(nd, flags, file);
if (!error)
opened |= FILE_OPENED;
goto out2;
}
s = path_init(nd, flags); //确定查找起点，s指向路径名称字符串
if (IS_ERR(s)) {
put_filp(file);
return ERR_CAST(s);
}
/*遍历每个路径分量，创建（查找）dentry和inode实例*/
while (!(error = link_path_walk(s, nd)) &&
(error = do_last(nd, file, op, &opened)) > 0) {
nd->flags &= ~(LOOKUP_OPEN|LOOKUP_CREATE|LOOKUP_EXCL);
/* 获取最末尾路径分量符号链接路径 */
s = trailing_symlink(nd);
if (IS_ERR(s)) {
error = PTR_ERR(s);
break;
}
}
terminate_walk(nd);
out2:
if (!(opened & FILE_OPENED)) {
BUG_ON(!error);
put_filp(file);
}
if (unlikely(error)) {
if (error == -EOPENSTALE) {
if (flags & LOOKUP_RCU)
error = -ECHILD;
else
error = -ESTALE;
}
file = ERR_PTR(error);
}
return file; //成功返回file实例指针
}
path_openat()函数调用关系如下图所示：
所以do_sys_open()函数首先将系统调用flags、mode参数转换成open_flags实例，将文件路径名称参数转换成filename实例，这两个转换而得的实例将作为后面调用do_filp_open()函数的参数；调用函数get_unused_fd_flags()获取进程最小未使用文件描述符；调用**do_filp_open()**函数创建文件file实例，依次搜索/创建各路径分量（目录）对应的dentry和inode实例，将最后分量dentry、inode及file_operations实例赋予file实例；最后调用fd_install()函数建立进程file指针数组项与file实例之间的关联。
用户进程写文件内容操作的系统调用为write()，其实现与读操作非常相似，系统调用定义如下：
_vfs_write()函数内优先调用file->f_op->write()函数执行写文件操作，如果没有定义此函数则调用通用的同步写函数**new_sync_write()**完成写操作。同步写操作通常是先将数据写入文件内容缓存，然后在适当的时候同步（写入）到介质文件系统
read的读逻辑中包含预期readahead的逻辑，其可以通过与fadvise的配合达到文件预取的效果。用户进程读文件内容的read()系统调用定义如下（/fs/read_write.c）：
其对应详细的数据结构如下图所示
文件IO系统调用内幕