注：本分类下文章大多整理自《深入分析linux内核源代码》一书，另有参考其他一些资料如《linux内核完全剖析》、《linux c 编程一站式学习》等，只是为了更好地理清系统编程和网络编程中的一些概念性问题，并没有深入地阅读分析源码，我也是草草翻过这本书，请有兴趣的朋友自己参考相关资料。此书出版较早，分析的版本为2.4.16，故出现的一些概念可能跟最新版本内核不同。
此书已经开源，阅读地址 http://www.kerneltravel.net
一、Ext2 文件系统
（一）、文件系统布局
文件系统中存储的最小单位是块（
Block
），一个块究竟多大是在格式化时确定的，例如
mke2fs
的
-b
选项可以设定块大小为
1024
、
2048
或
4096
字节。而上图中启动块（
Boot Block
）的大小是确定的，就是
1KB
，启动块是由
PC
标准规定的，用来存储磁盘分区信息和启动信息，任何文件系统都不能使用启动块。启动块之后才是
ext2
文件系统的开始，
ext2
文件系统将整个分区划成若干个同样大小的块组（
Block Group
），每个块组都由以下部分组成。
Block
），一个块究竟多大是在格式化时确定的，例如
mke2fs
的
-b
选项可以设定块大小为
1024
、
2048
或
4096
字节。而上图中启动块（
Boot Block
）的大小是确定的，就是
1KB
，启动块是由
PC
标准规定的，用来存储磁盘分区信息和启动信息，任何文件系统都不能使用启动块。启动块之后才是
ext2
文件系统的开始，
ext2
文件系统将整个分区划成若干个同样大小的块组（
Block Group
），每个块组都由以下部分组成。
超级块（
Super Block
）
Super Block
）
块组描述符表（
GDT
，
Group Descriptor Table
）
GDT
，
Group Descriptor Table
）
块位图（
Block Bitmap
）
Block Bitmap
）
inode
位图（
inode Bitmap
）
位图（
inode Bitmap
）
inode
表（
inode Table
）
表（
inode Table
）
数据块（
Data Block
）
Data Block
）
根据不同的文件类型有以下几种情况：
（二）、数据块寻址
如果一个文件有多个数据块，这些数据块很可能不是连续存放的，应该如何寻址到每个块呢？
事实上，每个文件的inode的索引项一共有
15
个，从
Blocks[0]
到
Blocks[14]
，每个索引项占
4
字节。前
12
个索引项都表示块编号，例如若
Blocks[0]
字段保存着
24
，就表示第
24
个块是该文件的数据块，如果块大小是
1KB
，这样可以表示从
0
字节到
12KB
的文件。如果剩下的三个索引项
Blocks[12]
到
Blocks[14]
也是这么用的，就只能表示最大
15KB
的文件了，这是远远不够的，事实上，剩下的三个索引项都是间接索引。
事实上，每个文件的inode的索引项一共有
15
个，从
Blocks[0]
到
Blocks[14]
，每个索引项占
4
字节。前
12
个索引项都表示块编号，例如若
Blocks[0]
字段保存着
24
，就表示第
24
个块是该文件的数据块，如果块大小是
1KB
，这样可以表示从
0
字节到
12KB
的文件。如果剩下的三个索引项
Blocks[12]
到
Blocks[14]
也是这么用的，就只能表示最大
15KB
的文件了，这是远远不够的，事实上，剩下的三个索引项都是间接索引。
索引项
Blocks[12]
所指向的块并非数据块，而是称为间接寻址块（
Indirect Block
），其中存放的都是类似
Blocks[0]
这种索引项，再由索引项指向数据块。设块大小是
b
，那么一个间接寻址块中可以存放
b/4
个索引项，指向
b/4
个数据块。所以如果把
Blocks[0]
到
Blocks[12]
都用上，最多可以表示
b/4+12
个数据块，对于块大小是
1K
的情况，最大可表示
268K
的文件。如下图所示，注意文件的数据块编号是从
0
开始的，
Blocks[0]
指向第
0
个数据块，
Blocks[11]
指向第
11
个数据块，
Blocks[12]
所指向的间接寻址块的第一个索引项指向第
12
个数据块，依此类推。
Blocks[12]
所指向的块并非数据块，而是称为间接寻址块（
Indirect Block
），其中存放的都是类似
Blocks[0]
这种索引项，再由索引项指向数据块。设块大小是
b
，那么一个间接寻址块中可以存放
b/4
个索引项，指向
b/4
个数据块。所以如果把
Blocks[0]
到
Blocks[12]
都用上，最多可以表示
b/4+12
个数据块，对于块大小是
1K
的情况，最大可表示
268K
的文件。如下图所示，注意文件的数据块编号是从
0
开始的，
Blocks[0]
指向第
0
个数据块，
Blocks[11]
指向第
11
个数据块，
Blocks[12]
所指向的间接寻址块的第一个索引项指向第
12
个数据块，依此类推。
从上图可以看出，索引项
Blocks[13]
指向两级的间接寻址块，总共最多可表示
(b/4)^2
+b/4+12
个数据块，对于
1K
的块大小最大可表示
64.26MB
的文件。索引项
Blocks[14]
指向三级的间接寻址块，总共最多可表示
(b/4)^3
+(b/4)^
2
+b/4+12
个数据块，对于
1K
的块大小最大可表示
16.06GB
的文件。
Blocks[13]
指向两级的间接寻址块，总共最多可表示
(b/4)^2
+b/4+12
个数据块，对于
1K
的块大小最大可表示
64.26MB
的文件。索引项
Blocks[14]
指向三级的间接寻址块，总共最多可表示
(b/4)^3
+(b/4)^
2
+b/4+12
个数据块，对于
1K
的块大小最大可表示
16.06GB
的文件。
可见，这种寻址方式对于访问不超过
12
个数据块的小文件是非常快的，访问文件中的任意数据只需要两次读盘操作，一次读
inode
（也就是读索引项）一次读数据块。而访问大文件中的数据则需要最多五次读盘操作：
inode
、一级间接寻址块、二级间接寻址块、三级间接寻址块、数据块。实际上，磁盘中的
inode（索引节点高速缓存）
和数据块（块高速缓存）往往已经被内核缓存了，读大文件的效率也不会太低。
12
个数据块的小文件是非常快的，访问文件中的任意数据只需要两次读盘操作，一次读
inode
（也就是读索引项）一次读数据块。而访问大文件中的数据则需要最多五次读盘操作：
inode
、一级间接寻址块、二级间接寻址块、三级间接寻址块、数据块。实际上，磁盘中的
inode（索引节点高速缓存）
和数据块（块高速缓存）往往已经被内核缓存了，读大文件的效率也不会太低。
二、VFS 虚拟文件系统
Linux
支持各种各样的文件系统格式，如
ext2
、
ext3
、
reiserfs
、
FAT
、
NTFS
、
iso9660
等等，不同的磁盘分区、光盘或其它存储设备都有不同的文件系统格式，然而这些文件系统都可以
mount
到某个目录下，使我们看到一个统一的目录树，各种文件系统上的目录和文件我们用
ls
命令看起来是一样的，读写操作用起来也都是一样的，这是怎么做到的呢？
Linux
内核在各种不同的文件系统格式之上做了一个抽象层，使得文件、目录、读写访问等概念成为抽象层的概念，因此各种文件系统看起来用起来都一样，这个抽象层称为虚拟文件系统（
VFS
，
Virtual Filesystem
）。
支持各种各样的文件系统格式，如
ext2
、
ext3
、
reiserfs
、
FAT
、
NTFS
、
iso9660
等等，不同的磁盘分区、光盘或其它存储设备都有不同的文件系统格式，然而这些文件系统都可以
mount
到某个目录下，使我们看到一个统一的目录树，各种文件系统上的目录和文件我们用
ls
命令看起来是一样的，读写操作用起来也都是一样的，这是怎么做到的呢？
Linux
内核在各种不同的文件系统格式之上做了一个抽象层，使得文件、目录、读写访问等概念成为抽象层的概念，因此各种文件系统看起来用起来都一样，这个抽象层称为虚拟文件系统（
VFS
，
Virtual Filesystem
）。
VFS 是应用程序和具体的文件系统之间的一个层
。不过，在某些情
况下，一个文件操作可能由VFS 本身去执行，无需调用下一层程序。例如，当某个进程关闭
一个打开的文件时，并不需要涉及磁盘上的相应文件，因此，VFS 只需释放对应的文件对象。
类似地，如果系统调用lseek()修改一个文件指针，而这个文件指针指向有关打开的文件与
进程交互的一个属性，那么VFS 只需修改对应的文件对象，而不必访问磁盘上的文件，因此，
无需调用具体的文件系统子程序。从某种意义上说，可以把VFS 看成“通用”文件系统，它
在必要时依赖某种具体的文件系统。
。不过，在某些情
况下，一个文件操作可能由VFS 本身去执行，无需调用下一层程序。例如，当某个进程关闭
一个打开的文件时，并不需要涉及磁盘上的相应文件，因此，VFS 只需释放对应的文件对象。
类似地，如果系统调用lseek()修改一个文件指针，而这个文件指针指向有关打开的文件与
进程交互的一个属性，那么VFS 只需修改对应的文件对象，而不必访问磁盘上的文件，因此，
无需调用具体的文件系统子程序。从某种意义上说，可以把VFS 看成“通用”文件系统，它
在必要时依赖某种具体的文件系统。
每个进程在
PCB
（
Process Control Block
）中都保存着一个指向文件描述符表的指针（struct files_struct* files），文件描述符就是这个表的索引，每个表项都有一个指向已打开文件的指针，现在我们明确一下：已打开的文件在内核中用
file
结构体表示，文件描述符表中的指针指向
file
结构体。
PCB
（
Process Control Block
）中都保存着一个指向文件描述符表的指针（struct files_struct* files），文件描述符就是这个表的索引，每个表项都有一个指向已打开文件的指针，现在我们明确一下：已打开的文件在内核中用
file
结构体表示，文件描述符表中的指针指向
file
结构体。
在
file
结构体中维护
File Status Flag
（
file
结构体的成员
f_flags
）和当前读写位置（
file
结构体的成员
f_pos
）。在上图中，进程
1
和进程
2
都打开同一文件，但是对应不同的
file
结构体，因此可以有不同的
File Status Flag
和读写位置。
file
结构体中比较重要的成员还有
f_count
，表示引用计数（
Reference Count
），
dup
、
fork
等系统调用会导致多个文件描述符指向同一个
file
结构体，例如有
fd1
和
fd2
都引用同一个
file
结构体，那么它的引用计数就是
2
，当
close(fd1)
时并不会释放
file
结构体，而只是把引用计数减到
1
，如果再
close(fd2)
，引用计数就会减到
0
同时释放
file
结构体，这才真的关闭了文件。
file
结构体中维护
File Status Flag
（
file
结构体的成员
f_flags
）和当前读写位置（
file
结构体的成员
f_pos
）。在上图中，进程
1
和进程
2
都打开同一文件，但是对应不同的
file
结构体，因此可以有不同的
File Status Flag
和读写位置。
file
结构体中比较重要的成员还有
f_count
，表示引用计数（
Reference Count
），
dup
、
fork
等系统调用会导致多个文件描述符指向同一个
file
结构体，例如有
fd1
和
fd2
都引用同一个
file
结构体，那么它的引用计数就是
2
，当
close(fd1)
时并不会释放
file
结构体，而只是把引用计数减到
1
，如果再
close(fd2)
，引用计数就会减到
0
同时释放
file
结构体，这才真的关闭了文件。
每个
file
结构体都指向一个
file_operations
结构体，这个结构体的成员都是函数指针，指向实现各种文件操作的内核函数。比如在用户程序中
read
一个文件描述符，
read
通过系统调用进入内核，然后找到这个文件描述符所指向的
file
结构体，找到
file
结构体所指向的
file_operations
结构体，调用它的
read
成员所指向的内核函数以完成用户请求。在用户程序中调
用
file
结构体都指向一个
file_operations
结构体，这个结构体的成员都是函数指针，指向实现各种文件操作的内核函数。比如在用户程序中
read
一个文件描述符，
read
通过系统调用进入内核，然后找到这个文件描述符所指向的
file
结构体，找到
file
结构体所指向的
file_operations
结构体，调用它的
read
成员所指向的内核函数以完成用户请求。在用户程序中调
用
lseek
、
read
、
write
、
ioctl
、
open
等函数，最终都由内核调用
file_operations
的各成员所指向的内核函数完成用户请求。
file_operations
结构体中的
release
成员用于完成用户程序的
close
请求，之所以叫
release
而不叫
close
是因为它不一定真的关闭文件，而是减少引用计数，只有引用计数减到
0
才关闭文件。对于同一个文件系统上打开的常规文件来说，
read
、
write
等文件操作的步骤和方法应该是一样的，调用的函数应该是相同的，所以图中的三个打开文件的
file
结构体指向同一个
file_operations
结构体。如果打开一个字符设备文件，那么它的
read
、
write
操作肯定和常规文件不一样，不是读写磁盘的数据块而是读写硬件设备，所以
file
结构体应该指向不同的
file_operations
结构体，其中的各种文件操作函数由该设备的驱动程序实现。
、
read
、
write
、
ioctl
、
open
等函数，最终都由内核调用
file_operations
的各成员所指向的内核函数完成用户请求。
file_operations
结构体中的
release
成员用于完成用户程序的
close
请求，之所以叫
release
而不叫
close
是因为它不一定真的关闭文件，而是减少引用计数，只有引用计数减到
0
才关闭文件。对于同一个文件系统上打开的常规文件来说，
read
、
write
等文件操作的步骤和方法应该是一样的，调用的函数应该是相同的，所以图中的三个打开文件的
file
结构体指向同一个
file_operations
结构体。如果打开一个字符设备文件，那么它的
read
、
write
操作肯定和常规文件不一样，不是读写磁盘的数据块而是读写硬件设备，所以
file
结构体应该指向不同的
file_operations
结构体，其中的各种文件操作函数由该设备的驱动程序实现。
每个
file
结构体都有一个指向
dentry
结构体的指针，
“dentry”
是
directory entry
（目录项）的缩写。我们传给
open
、
stat
等函数的参数的是一个路径，例如
/home/akaedu/a
，需要根据路径找到文件的
inode
。为了减少读盘次数，内核缓存了目录的树状结构，称为
dentry cache（目录高速缓存）
，其中每个节点是一个
dentry
结构体，只要沿着路径各部分的
dentry
搜索即可，从根目录
/
找到
home
目录，然后找到
akaedu
目录，然后找到文件
a
。
dentry cache
只保存最近访问过的目录项，如果要找的目录项在
cache
中没有，就要从磁盘读到内存中。
file
结构体都有一个指向
dentry
结构体的指针，
“dentry”
是
directory entry
（目录项）的缩写。我们传给
open
、
stat
等函数的参数的是一个路径，例如
/home/akaedu/a
，需要根据路径找到文件的
inode
。为了减少读盘次数，内核缓存了目录的树状结构，称为
dentry cache（目录高速缓存）
，其中每个节点是一个
dentry
结构体，只要沿着路径各部分的
dentry
搜索即可，从根目录
/
找到
home
目录，然后找到
akaedu
目录，然后找到文件
a
。
dentry cache
只保存最近访问过的目录项，如果要找的目录项在
cache
中没有，就要从磁盘读到内存中。
每个
dentry
结构体都有一个指针指向
inode
结构体。
inode
结构体保存着从磁盘
inode
读上来的信息。在上图的例子中，有两个
dentry
，分别表示
/home/akaedu/a
和
/home/akaedu/b
，它们都指向同一个
inode
，说明这两个文件互为硬链接。
inode
结构体中保存着从磁盘分区的
inode
读上来信息，例如所有者、文件大小、文件类型和权限位等。每个
inode
结构体都有一个指向
inode_operations
结构体的指针，后者也是一组函数指针指向一些完成文件目录操作的内核函数。和
file_operations
不同，
inode_operations
所指向的不是针对某一个文件进行操作的函数，而是影响文件和目录布局的函数，例如添加删除文件和目录、跟踪符号链接等等，属于同一文件系统的各
inode
结构体可以指向同一个
inode_operations
结构体。
dentry
结构体都有一个指针指向
inode
结构体。
inode
结构体保存着从磁盘
inode
读上来的信息。在上图的例子中，有两个
dentry
，分别表示
/home/akaedu/a
和
/home/akaedu/b
，它们都指向同一个
inode
，说明这两个文件互为硬链接。
inode
结构体中保存着从磁盘分区的
inode
读上来信息，例如所有者、文件大小、文件类型和权限位等。每个
inode
结构体都有一个指向
inode_operations
结构体的指针，后者也是一组函数指针指向一些完成文件目录操作的内核函数。和
file_operations
不同，
inode_operations
所指向的不是针对某一个文件进行操作的函数，而是影响文件和目录布局的函数，例如添加删除文件和目录、跟踪符号链接等等，属于同一文件系统的各
inode
结构体可以指向同一个
inode_operations
结构体。
inode
结构体有一个指向
super_block
结构体的指针。
super_block
结构体保存着从磁盘分区的超级块读上来的信息，例如文件系统类型、块大小等。
super_block
结构体的
s_root
成员是一个指向
dentry
的指针，表示这个文件系统的根目录被
mount
到哪里，在上图的例子中这个分区被
mount
到
/home
目录下。
结构体有一个指向
super_block
结构体的指针。
super_block
结构体保存着从磁盘分区的超级块读上来的信息，例如文件系统类型、块大小等。
super_block
结构体的
s_root
成员是一个指向
dentry
的指针，表示这个文件系统的根目录被
mount
到哪里，在上图的例子中这个分区被
mount
到
/home
目录下。
file
、
dentry
、
inode
、
super_block
这几个结构体组成了
VFS
的核心概念。对于
ext2
文件系统来说，在磁盘存储布局上也有
inode
和超级块的概念，所以很容易和
VFS
中的概念建立对应关系。而另外一些文件系统格式来自非
UNIX
系统（例如
Windows
的
FAT32
、
NTFS
），可能没有
inode
或超级块这样的概念，但为了能
mount
到
Linux
系统，也只好在驱动程序中硬凑一下，在
Linux
下看
FAT32
和
NTFS
分区会发现权限位是错的，所有文件都是
rwxrwxrwx
，因为它们本来就没有
inode
和权限位的概念，这是硬凑出来的。
、
dentry
、
inode
、
super_block
这几个结构体组成了
VFS
的核心概念。对于
ext2
文件系统来说，在磁盘存储布局上也有
inode
和超级块的概念，所以很容易和
VFS
中的概念建立对应关系。而另外一些文件系统格式来自非
UNIX
系统（例如
Windows
的
FAT32
、
NTFS
），可能没有
inode
或超级块这样的概念，但为了能
mount
到
Linux
系统，也只好在驱动程序中硬凑一下，在
Linux
下看
FAT32
和
NTFS
分区会发现权限位是错的，所有文件都是
rwxrwxrwx
，因为它们本来就没有
inode
和权限位的概念，这是硬凑出来的。