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一般的Linux书籍都是先讲解进程和内存相关的知识，但我想先讲解文件系统。 第一，因为我就是做文件系统的，更擅长这一块，其他模块的内容我还要再去好好看看书，毕竟不能误人子弟嘛；第二，是 因为文件系统模块更接近于用户态，是相对比较好理解的内容（当然想深入还是要下大功夫的），由文件系统入手比较适合初学者。
我们先来看一下什么是文件系统？我们买电脑时，肯定会配一块硬盘（现在一般是固态硬盘），硬盘是用来存储数据资料的。比如要存储一句话:“我爱操作系统”，一个汉字占用2个字节，存储这一句话要占用12个字节（不包括结束符），我们可以用2种方法来存储。第一种方法是从硬盘第一个字节开始存储，前两个字节存储“我”，第三四个字节存储“爱”，以此类推。第二种方法是先创建一个文件，在这个文件里存储这句话，我们打开硬盘时，只需要找到这个文件的位置，就能找到这句话。第一种方法数据管理起来很不方便，所以一般都用第二种方法，第二种方法管理数据的规则就称为文件系统。
文件系统可以分为3类:
我们来实际操作一下，虚拟机中的${HOME}/qemu-kernel/start.sh文件中增加以下内容（如果已有就不用增加）:
-drive file=1,if=none,format=raw,cache=writeback,file.locking=off,id=dd_1 \
-device scsi-hd,drive=dd_1,id=disk_1,logical_block_size=512,physical_block_size=512 \然后在${HOME}/qemu-kernel/目录下创建一个文件:
fallocate -l 1G 1进入虚拟机后，可以使用上面提到的第一种方法，直接从磁盘的第一个字节开始存:
echo "我爱操作系统" > /dev/sda
cat /dev/sda # 从磁盘的第一个字节开始输出也可以用上面提到的第二种方法，也就是我们要学的文件系统:
mkfs.ext4 -F /dev/sda # 格式化文件系统
mount -t ext4 /dev/sda /mnt # 把磁盘挂载到某个目录
df /dev/sda # 查看是否已经挂载上
echo "我爱操作系统" > /mnt/file # 存到挂载点下的某个文件中
cat /mnt/file # 输出文件内容
debugfs /dev/sda
# debugfs: stats # Block size: 1024
# debugfs: stat file # BLOCKS: (0):7169
dd if=/dev/sda of=./data bs=1 skip=7341056 count=20
cat data
umount /mnt # 卸载文件系统虚拟文件系统英文全称Virtual file system，缩写为VFS，又称为虚拟文件切换系统（virtual filesystem switch）。所有的文件系统都要先经过虚拟文件系统层，虚拟文件系统相当于制定了一套规则，如果你想写一个新的文件系统，只需要遵守这套规则就可以了。
VFS虽然是用C语言写的，但使用了面向对象的设计思路。
超级块英文全称是super block，存储特定文件系统的信息。如果是基于磁盘的文件系统，通常对应磁盘上特定扇区中的数据。如果不是基于磁盘的文件系统（如procfs或sysfs），会在使用时创建超级块，只保留在内存中。
超级块对象结构体定义在文件include/linux/fs.h中，比较长，不用背，用到时查一下就好，我会在这里加一些中文注释。
struct super_block {
struct list_head s_list; /* 放在最开头，指向 super_blocks，使用list_add_tail加到super_blocks链表中 */
dev_t s_dev; /* 设备标识符 */
unsigned char s_blocksize_bits; // 块大小，单位: bit
unsigned long s_blocksize; // 块大小，单位: 字节
loff_t s_maxbytes; /* 文件大小上限 */
struct file_system_type *s_type; // 文件系统类型
const struct super_operations *s_op; // 超级块方法
const struct dquot_operations *dq_op; // 磁盘限额方法
const struct quotactl_ops *s_qcop; // 限额控制方法
const struct export_operations *s_export_op; // 导出方法
unsigned long s_flags; // 挂载标志
unsigned long s_iflags; /* 内部 SB_I_* 标志 */
unsigned long s_magic; // 文件系统幻数
struct dentry *s_root; // 目录挂载点
struct rw_semaphore s_umount; // 卸载信号量
int s_count; // 超级块引用计数
atomic_t s_active; // 活动引用计数
#ifdef CONFIG_SECURITY
void *s_security; // 安全模块
#endif
const struct xattr_handler **s_xattr; // 扩展的属性操作
#ifdef CONFIG_FS_ENCRYPTION
const struct fscrypt_operations *s_cop;
struct fscrypt_keyring *s_master_keys; /* 主加密密钥正在使用 */
#endif
#ifdef CONFIG_FS_VERITY
const struct fsverity_operations *s_vop;
#endif
#if IS_ENABLED(CONFIG_UNICODE)
struct unicode_map *s_encoding;
__u16 s_encoding_flags;
#endif
struct hlist_bl_head s_roots; /* NFS 的备用根目录项 */
struct list_head s_mounts; /* 挂载点列表；_不_用于文件系统，struct mount的mnt_instance加到这个链表中 */
struct block_device *s_bdev; // 相关的块设备
struct backing_dev_info *s_bdi;
struct mtd_info *s_mtd; // 存储磁盘信息
struct hlist_node s_instances; // 这种类型的所有文件系统
unsigned int s_quota_types; /* 支持的配额类型的位掩码 */
struct quota_info s_dquot; /* 限额相关选项 */
struct sb_writers s_writers;
/*
* 将 s_fs_info, s_time_gran, s_fsnotify_mask 和
* s_fsnotify_marks 放在一起以提高缓存效率。
* 它们经常被访问但很少被修改。
*/
void *s_fs_info; /* 文件系统私有信息 */
/* c/m/atime 的精度（以纳秒为单位，不能超过一秒） */
u32 s_time_gran; // 时间戳粒度
/* c/m/atime 的时间限制（以秒为单位） */
time64_t s_time_min;
time64_t s_time_max;
#ifdef CONFIG_FSNOTIFY
__u32 s_fsnotify_mask;
struct fsnotify_mark_connector __rcu *s_fsnotify_marks;
#endif
char s_id[32]; /* 信息性名称，文本名字 */
uuid_t s_uuid; /* Universally Unique Identifier"（全局唯一标识符） */
unsigned int s_max_links;
/*
* 下一个字段仅供 VFS 使用。任何文件系统都没有权利查看它。
* 你已经被警告过了。
*/
struct mutex s_vfs_rename_mutex; /* Kludge，重命名锁 */
/*
* 文件系统子类型。如果非空，/proc/mounts 中的文件系统类型字段
* 将是 "type.subtype"
*/
const char *s_subtype; // 子类型名称
const struct dentry_operations *s_d_op; /* 目录项的默认 d_op */
struct shrinker s_shrink; /* 每个超级块的收缩器句柄 */
/* nlink == 0 但仍被引用的 inode 数量 */
atomic_long_t s_remove_count;
/*
* 被监视的 inode/mount/sb 对象的数量，注意 inode 对象目前被双重计算。
*/
atomic_long_t s_fsnotify_connectors;
/* 超级块的只读状态正在被更改 */
int s_readonly_remount;
/* 每个超级块的 errseq_t 用于通过 syncfs 报告回写错误 */
errseq_t s_wb_err;
/* 从中断上下文推迟的 AIO 完成 */
struct workqueue_struct *s_dio_done_wq;
struct hlist_head s_pins;
/*
* 拥有的用户命名空间和默认上下文，用于解释文件系统的 uid、gid、配额、
* 设备节点、xattrs 和安全标签。
*/
struct user_namespace *s_user_ns;
/*
* list_lru 结构本质上只是指向每个节点 lru 列表表格的指针，
* 每个节点都有自己的自旋锁。没有必要将它们放入不同的缓存行。
*/
struct list_lru s_dentry_lru; // 未被使用目录项链表
struct list_lru s_inode_lru;
struct rcu_head rcu;
struct work_struct destroy_work;
struct mutex s_sync_lock; /* 同步序列化锁 */
/*
* 指示该超级块在文件系统栈中的深度
*/
int s_stack_depth;
/* s_inode_list_lock 保护 s_inodes */
spinlock_t s_inode_list_lock ____cacheline_aligned_in_smp;
struct list_head s_inodes; /* 索引节点链表 */
spinlock_t s_inode_wblist_lock;
struct list_head s_inodes_wb; /* 回写的 inode */
} __randomize_layout;超级块对象通过alloc_super()函数创建和初始化，具体的文件系统如ext2文件系统的流程如下:
mount // 系统调用
do_mount
path_mount
do_new_mount
vfs_get_tree
legacy_get_tree
ext2_mount // ext2_fs_type的.mount方法
mount_bdev
sget
alloc_super超级块对象中最重要的一个成员是s_op，也是面向对象思想的一个体现，超级块操作函数表结构体也是定义在文件include/linux/fs.h中。也不需要背，用到时查一下就可以。
struct super_operations {
struct inode *(*alloc_inode)(struct super_block *sb); // 创建和初始化一个新的索引节点对象
void (*destroy_inode)(struct inode *); // 销毁索引节点
void (*free_inode)(struct inode *); // 释放索引节点
void (*dirty_inode) (struct inode *, int flags); // 索引节点脏（也就是数据被修改了）时调用，日志更新（如ext4的jbd2）
int (*write_inode) (struct inode *, struct writeback_control *wbc); // 将索引节点写入磁盘
int (*drop_inode) (struct inode *); // 最后一个索引节点的引用释放后调用，普通unix文件系统不会定义这个函数
void (*evict_inode) (struct inode *); // 从磁盘删除索引节点
void (*put_super) (struct super_block *); // 释放超级块，要持有超级块锁
int (*sync_fs)(struct super_block *sb, int wait); // 文件系统的元数据与磁盘同步
int (*freeze_super) (struct super_block *, enum freeze_holder who);
int (*freeze_fs) (struct super_block *);
int (*thaw_super) (struct super_block *, enum freeze_holder who);
int (*unfreeze_fs) (struct super_block *);
int (*statfs) (struct dentry *, struct kstatfs *); // 获取文件系统状态
int (*remount_fs) (struct super_block *, int *, char *); // 指定新的选项重新安装文件系统
void (*umount_begin) (struct super_block *); // 中断安装操作，目前只有网络相关的文件系统以及fuse实现了
int (*show_options)(struct seq_file *, struct dentry *);
int (*show_devname)(struct seq_file *, struct dentry *);
int (*show_path)(struct seq_file *, struct dentry *);
int (*show_stats)(struct seq_file *, struct dentry *);
#ifdef CONFIG_QUOTA
ssize_t (*quota_read)(struct super_block *, int, char *, size_t, loff_t);
ssize_t (*quota_write)(struct super_block *, int, const char *, size_t, loff_t);
struct dquot **(*get_dquots)(struct inode *);
#endif
long (*nr_cached_objects)(struct super_block *,
struct shrink_control *);
long (*free_cached_objects)(struct super_block *,
struct shrink_control *);
void (*shutdown)(struct super_block *sb);
};注意在C语言的实现中，如果要获取struct super_block *父对象，必须要传入指针。
索引节点包含了操作文件和目录时的全部信息，也定义在include/linux/fs.h。也不需要背，用到时查一下就可以。
/*
* 将“struct inode”中的大多数已读字段和经常访问的字段（特别是用于RCU路径查找和“stat”数据的字段）放在前面。
*/
struct inode {
umode_t i_mode; // 访问权限
unsigned short i_opflags;
kuid_t i_uid; // 使用者的id
kgid_t i_gid; // 使用组的id
unsigned int i_flags; // 文件系统标志
#ifdef CONFIG_FS_POSIX_ACL
struct posix_acl *i_acl;
struct posix_acl *i_default_acl;
#endif
const struct inode_operations *i_op; // 索引节点操作表
struct super_block *i_sb; // 相关的超级块
struct address_space *i_mapping; // 相关的地址映射
#ifdef CONFIG_SECURITY
void *i_security; // 安全模块
#endif
/* 统计数据，不在路径遍历中访问 */
unsigned long i_ino; // 索引节点号
/*
* 文件系统只能直接读取 i_nlink。它们应该使用以下函数进行修改:
*
* (set|clear|inc|drop)_nlink
* inode_(inc|dec)_link_count
*/
union {
const unsigned int i_nlink; // 硬链接数
unsigned int __i_nlink;
};
dev_t i_rdev; // 实际设备标识符
loff_t i_size; // 大小，单位: 字节
struct timespec64 i_atime; // 最后访问时间
struct timespec64 i_mtime; // 最后修改时间
struct timespec64 __i_ctime; /* 使用 inode_*_ctime accessors ! 最后改变时间 */
spinlock_t i_lock; /* 保护 i_blocks, i_bytes, 还有 i_size，自旋锁 */
unsigned short i_bytes; // 使用的字节数
u8 i_blkbits; // 以位为单位的块大小
u8 i_write_hint;
blkcnt_t i_blocks; // 文件的块数
#ifdef __NEED_I_SIZE_ORDERED
seqcount_t i_size_seqcount; // 对 i_size 进行串行计数
#endif
/* Miscellaneous 杂项 */
unsigned long i_state; // 状态标志
struct rw_semaphore i_rwsem;
unsigned long dirtied_when; /* 第一次弄脏时的 jiffies 值，第一次弄脏数据的时间 */
unsigned long dirtied_time_when;
struct hlist_node i_hash; // 散列表
struct list_head i_io_list; /* 后备设备 IO 列表 */
#ifdef CONFIG_CGROUP_WRITEBACK
struct bdi_writeback *i_wb; /* 关联的 cgroup wb */
/* 外来 inode 检测，参见 wbc_detach_inode() */
int i_wb_frn_winner;
u16 i_wb_frn_avg_time;
u16 i_wb_frn_history;
#endif
struct list_head i_lru; /* inode LRU list，Least Recently Used 最近最少使用链表 */
struct list_head i_sb_list; // 超级块链表
struct list_head i_wb_list; /* 后备设备回写列表 */
union {
struct hlist_head i_dentry; // 目录项链表
struct rcu_head i_rcu;
};
atomic64_t i_version; // 版本号
atomic64_t i_sequence; /* see futex */
atomic_t i_count; // 引用计数
atomic_t i_dio_count;
atomic_t i_writecount; // 写者计数
#if defined(CONFIG_IMA) || defined(CONFIG_FILE_LOCKING)
atomic_t i_readcount; /* struct files open RO */
#endif
union {
const struct file_operations *i_fop; /* former ->i_op->default_file_ops，默认的索引节点操作 */
void (*free_inode)(struct inode *);
};
struct file_lock_context *i_flctx;
struct address_space i_data; // 设备地址映射
struct list_head i_devices; // 块设备链表
union {
struct pipe_inode_info *i_pipe; // 管道信息
struct cdev *i_cdev; // 字符设备驱动
char *i_link;
unsigned i_dir_seq;
};
__u32 i_generation;
#ifdef CONFIG_FSNOTIFY
__u32 i_fsnotify_mask; /* 该 inode 关心的所有事件 */
struct fsnotify_mark_connector __rcu *i_fsnotify_marks;
#endif
#ifdef CONFIG_FS_ENCRYPTION
struct fscrypt_info *i_crypt_info;
#endif
#ifdef CONFIG_FS_VERITY
struct fsverity_info *i_verity_info;
#endif
void *i_private; /* 文件系统或设备的私有指针 */
} __randomize_layout;索引节点对象中最重要的一个成员是i_op，也是面向对象思想的一个体现，索引节点操作函数表结构体也是定义在文件include/linux/fs.h中。还是不需要背，用到什么查什么就好。
struct inode_operations {
struct dentry * (*lookup) (struct inode *,struct dentry *, unsigned int); // 寻找索引节点，对应dentry中的文件名
const char * (*get_link) (struct dentry *, struct inode *, struct delayed_call *);
int (*permission) (struct mnt_idmap *, struct inode *, int); // 检查访问模式
struct posix_acl * (*get_inode_acl)(struct inode *, int, bool);
int (*readlink) (struct dentry *, char __user *,int); // 复制符号链接中的数据
int (*create) (struct mnt_idmap *, struct inode *,struct dentry *, // 为dentry创建一个新的索引节点
umode_t, bool);
int (*link) (struct dentry *,struct inode *,struct dentry *); // 创建硬链接
int (*unlink) (struct inode *,struct dentry *); // 删除索引节点对象
int (*symlink) (struct mnt_idmap *, struct inode *,struct dentry *, // 创建符号链接
const char *);
int (*mkdir) (struct mnt_idmap *, struct inode *,struct dentry *, // 创建新目录
umode_t);
int (*rmdir) (struct inode *,struct dentry *); // 删除目录
int (*mknod) (struct mnt_idmap *, struct inode *,struct dentry *, // 创建特殊文件（设备文件、命名管道、套接字）
umode_t,dev_t);
int (*rename) (struct mnt_idmap *, struct inode *, struct dentry *, // 移动文件
struct inode *, struct dentry *, unsigned int);
int (*setattr) (struct mnt_idmap *, struct dentry *, struct iattr *); // 被notify_change()调用，修改索引节点后，通知
int (*getattr) (struct mnt_idmap *, const struct path *, // 从磁盘更新时调用
struct kstat *, u32, unsigned int);
ssize_t (*listxattr) (struct dentry *, char *, size_t); // 将所有属性列表复制到缓冲列表中
int (*fiemap)(struct inode *, struct fiemap_extent_info *, u64 start,
u64 len);
int (*update_time)(struct inode *, int);
int (*atomic_open)(struct inode *, struct dentry *,
struct file *, unsigned open_flag,
umode_t create_mode);
int (*tmpfile) (struct mnt_idmap *, struct inode *,
struct file *, umode_t);
struct posix_acl *(*get_acl)(struct mnt_idmap *, struct dentry *,
int);
int (*set_acl)(struct mnt_idmap *, struct dentry *,
struct posix_acl *, int);
int (*fileattr_set)(struct mnt_idmap *idmap,
struct dentry *dentry, struct fileattr *fa);
int (*fileattr_get)(struct dentry *dentry, struct fileattr *fa);
struct offset_ctx *(*get_offset_ctx)(struct inode *inode);
} ____cacheline_aligned;需要注意目录项表示路径中的一个部分，如/home/linux/file路径中，/、home、linux是目录，属于目录项对象，file属于文件，也属于目录项对象。也就是说，目录项也能表示文件。目录项对象结构体定义在include/linux/dcache.h中，成员不多。
struct dentry {
/* RCU 查找涉及的字段 */
unsigned int d_flags; /* 受 d_lock 保护，目录项标识 */
seqcount_spinlock_t d_seq; /* 每个目录项的 seqlock */
struct hlist_bl_node d_hash; /* 查找哈希列表 */
struct dentry *d_parent; /* 父目录 */
struct qstr d_name; // 目录项名，d_name.name是字符串数组
struct inode *d_inode; /* 名称所属的位置 - NULL 表示negative， 关联的索引节点 */
unsigned char d_iname[DNAME_INLINE_LEN]; /* 短文件名 */
/* 引用查找也涉及以下内容 */
struct lockref d_lockref; /* 每个目录项的锁和引用计数，用d_count()函数获取 */
const struct dentry_operations *d_op; // 目录项操作指针
struct super_block *d_sb; /* 目录项树的根，文件的超级块 */
unsigned long d_time; /* 由 d_revalidate 使用，重置时间 */
void *d_fsdata; /* 文件系统特有数据 */
union {
struct list_head d_lru; /* LRU list，Least Recently Used 最近最少使用链表 */
wait_queue_head_t *d_wait; /* 仅用于查找中的项目 */
};
struct list_head d_child; /* 父列表的子项，目录项内部形成的链表 */
struct list_head d_subdirs; /* 子目录链表 */
/*
* d_alias 和 d_rcu 可以共享内存
*/
union {
struct hlist_node d_alias; /* inode alias list，索引节点别名链表，当有多个硬链接时，就有多个dentry指向同一个inode，多个dentry都放到d_alias链表中 */
struct hlist_bl_node d_in_lookup_hash; /* 仅用于查找中的项目 */
struct rcu_head d_rcu; // RCU加锁
} d_u;
} __randomize_layout;目录项有3种状态:
d_inode不为空，d_count()大于等于1d_inode不为空，d_count()为0，注意曾经可能使用过d_inode为空目录项缓存有3种:
inode->i_dentry链表，一个inode可能有多个链接，一个inode可能有多个dentryd_lru链表，包含未被使用和无效状态的dentrydentry_hashtable链表，散列值由d_hash()计算，d_lookup()查找散列表目录项让相应的索引节点的i_count为正，目录项被缓存了，索引节点肯定也被缓存了。
目录项对象中最重要的一个成员是d_op，目录项操作结构体定义在include/linux/dcache.h中，方法不多。
struct dentry_operations {
int (*d_revalidate)(struct dentry *, unsigned int); // 判断目录项对象是否有效，从缓存中使用目录项时会调用，一般文件系统不实现这个方法
int (*d_weak_revalidate)(struct dentry *, unsigned int);
int (*d_hash)(const struct dentry *, struct qstr *); // 生成散列值
int (*d_compare)(const struct dentry *, // 比较两个文件名，微软的文件系统需要实现，因为不区分大小写
unsigned int, const char *, const struct qstr *);
int (*d_delete)(const struct dentry *); // d_count等于0时调用
int (*d_init)(struct dentry *);
void (*d_release)(struct dentry *); // 释放
void (*d_prune)(struct dentry *);
void (*d_iput)(struct dentry *, struct inode *); // dentry丢失相关的inode，也就是磁盘索引节点被删除了，调用此方法
char *(*d_dname)(struct dentry *, char *, int);
struct vfsmount *(*d_automount)(struct path *);
int (*d_manage)(const struct path *, bool);
struct dentry *(*d_real)(struct dentry *, const struct inode *);
} ____cacheline_aligned;站在用户角度，我们更关心的是文件对象。文件对象表示进程打开的文件，多个进程可能同时打开和操作同一个文件，同一个文件可能存在多个文件对象，最终指向同一个dentry。
/*
* f_{lock,count,pos_lock}成员可能存在高度争用，共享相同的缓存行。
* 而f_{lock,mode}经常一起使用，因此也共享相同的缓存行。
* 读取频率较高的f_{path,inode,op}被保存在单独的缓存行中。
*/
struct file {
union {
struct llist_node f_llist; // 文件对象链表
struct rcu_head f_rcuhead; // 释放之后的rcu链表
unsigned int f_iocb_flags;
};
/*
* 保护 f_ep 和 f_flags。
* 禁止在 IRQ 上下文中获取。
*/
spinlock_t f_lock; // 单个文件结构锁
fmode_t f_mode; // 访问模式
atomic_long_t f_count; // 引用计数
struct mutex f_pos_lock;
loff_t f_pos; // 当前位移量（文件指针）
unsigned int f_flags; // 打开时指定的标志
struct fown_struct f_owner; // 拥有者通过信号进行异步IO数据的传送
const struct cred *f_cred; // 文件的信任状
struct file_ra_state f_ra; // 预读状态
struct path f_path; // 包含dentry和vfsmount
struct inode *f_inode; /* cached value */
const struct file_operations *f_op; // 文件操作表
u64 f_version; // 版本号
#ifdef CONFIG_SECURITY
void *f_security; // 安全模块
#endif
/* tty 驱动程序以及其他驱动程序可能需要 */
void *private_data; // tty设备驱动的钩子
#ifdef CONFIG_EPOLL
/* 由 fs/eventpoll.c 用于链接所有的钩子到这个file对象 */
struct hlist_head *f_ep; // 事件池链表
#endif /* #ifdef CONFIG_EPOLL */
struct address_space *f_mapping; // 页缓存映射
errseq_t f_wb_err;
errseq_t f_sb_err; /* for syncfs */
} __randomize_layout
__attribute__((aligned(4))); /* 防止某些奇怪的情况认为 2 是可以的 */文件对象中最重要的一个成员是f_op，你会发现，文件操作方法名和很多系统调用很像。
struct file_operations {
struct module *owner;
loff_t (*llseek) (struct file *, loff_t, int); // 更新偏移量指针
ssize_t (*read) (struct file *, char __user *, size_t, loff_t *); // 读取数据，并更新文件指针
ssize_t (*write) (struct file *, const char __user *, size_t, loff_t *); // 写入数据并更新指针
ssize_t (*read_iter) (struct kiocb *, struct iov_iter *);
ssize_t (*write_iter) (struct kiocb *, struct iov_iter *);
int (*iopoll)(struct kiocb *kiocb, struct io_comp_batch *,
unsigned int flags);
int (*iterate_shared) (struct file *, struct dir_context *); // v6.6在iterate_dir中加读锁，但在较早的版本（如v4.19）有些文件系统未实现此方法时加写锁
__poll_t (*poll) (struct file *, struct poll_table_struct *); // 睡眠等待给定文件活动
long (*unlocked_ioctl) (struct file *, unsigned int, unsigned long); // 不需要持有BKL，相比compat_ioctl，优先实现此方法
long (*compat_ioctl) (struct file *, unsigned int, unsigned long); // 可移植变种，也不需要持有BKL
int (*mmap) (struct file *, struct vm_area_struct *); // 将文件映射到地址空间上
unsigned long mmap_supported_flags;
int (*open) (struct inode *, struct file *); // 创建新的文件对象，与inode关联
int (*flush) (struct file *, fl_owner_t id); // 已打开文件的引用计数减少时调用，作用取决于具体的文件系统
int (*release) (struct inode *, struct file *); // 当引用计数为0时调用，作用取决于具体的文件系统
int (*fsync) (struct file *, loff_t, loff_t, int datasync); // 所有文件的缓存数据写回磁盘
int (*fasync) (int, struct file *, int); // 打开或关闭异步IO的通告信号
int (*lock) (struct file *, int, struct file_lock *); // 给文件上锁
unsigned long (*get_unmapped_area)(struct file *, unsigned long, unsigned long, unsigned long, unsigned long); // 获取未使用的地址空间来映射给定的文件
int (*check_flags)(int); // 检查fcntl()系统调用的flags的有效性，只有nfs实现了
int (*flock) (struct file *, int, struct file_lock *); // 提供忠告锁
ssize_t (*splice_write)(struct pipe_inode_info *, struct file *, loff_t *, size_t, unsigned int);
ssize_t (*splice_read)(struct file *, loff_t *, struct pipe_inode_info *, size_t, unsigned int);
void (*splice_eof)(struct file *file);
int (*setlease)(struct file *, int, struct file_lock **, void **);
long (*fallocate)(struct file *file, int mode, loff_t offset,
loff_t len);
void (*show_fdinfo)(struct seq_file *m, struct file *f);
#ifndef CONFIG_MMU
unsigned (*mmap_capabilities)(struct file *);
#endif
ssize_t (*copy_file_range)(struct file *, loff_t, struct file *,
loff_t, size_t, unsigned int);
loff_t (*remap_file_range)(struct file *file_in, loff_t pos_in,
struct file *file_out, loff_t pos_out,
loff_t len, unsigned int remap_flags);
int (*fadvise)(struct file *, loff_t, loff_t, int);
int (*uring_cmd)(struct io_uring_cmd *ioucmd, unsigned int issue_flags);
int (*uring_cmd_iopoll)(struct io_uring_cmd *, struct io_comp_batch *,
unsigned int poll_flags);
} __randomize_layout;磁盘块可能不连续和动态变化的，文件访问需要将文件看作一个连续的字节流，这个矛盾的解决核心在于地址空间的引入。
// 可缓存、可映射对象的内容。
struct address_space {
struct inode *host; // 拥有者，可以是 inode 或 block_device。
struct xarray i_pages; // 缓存的页面。
struct rw_semaphore invalidate_lock; // 在无效操作期间，保护页缓存内容与文件偏移->磁盘块映射之间的一致性。它还用于阻止通过内存映射修改页缓存内容。
gfp_t gfp_mask; // 用于分配页面的内存分配标志。
atomic_t i_mmap_writable; // VM_SHARED 映射的数量。
#ifdef CONFIG_READ_ONLY_THP_FOR_FS
/* thp 的数量，仅用于非 shmem 文件 */
atomic_t nr_thps; // 页缓存中的 THP（非共享内存）数量。
#endif
struct rb_root_cached i_mmap; // 私有和共享映射的树。
unsigned long nrpages; // 页条目的数量，由 i_pages 锁保护。
pgoff_t writeback_index;// 写回从这里开始。
const struct address_space_operations *a_ops; // 方法。
unsigned long flags; // 错误位和标志（AS_*）。
struct rw_semaphore i_mmap_rwsem; // 保护 @i_mmap 和 @i_mmap_writable
errseq_t wb_err; // 最近发生的错误。
spinlock_t private_lock; // 供 address_space 的拥有者使用。
struct list_head private_list; // 供 address_space 的拥有者使用。
void *private_data; // 供 address_space 的拥有者使用。
} __attribute__((aligned(sizeof(long)))) __randomize_layout;地址空间操作:
struct address_space_operations {
int (*writepage)(struct page *page, struct writeback_control *wbc); // 将文件在内存page中的更新到磁盘上
int (*read_folio)(struct file *, struct folio *); // 从磁盘上读取文件的数据到内存page中
/* 从此映射中回写一些脏页。 */
int (*writepages)(struct address_space *, struct writeback_control *); // 将多个page更新到磁盘上
/* 标记一个 folio 为脏页。如果此操作使其变脏，则返回 true */
bool (*dirty_folio)(struct address_space *, struct folio *);
void (*readahead)(struct readahead_control *);
int (*write_begin)(struct file *, struct address_space *mapping, // 要求具体文件系统准备将数据写到文件
loff_t pos, unsigned len,
struct page **pagep, void **fsdata);
int (*write_end)(struct file *, struct address_space *mapping, // 完成数据复制之后调用，具体文件系统 unlock page，释放引用计数，更新 i_size
loff_t pos, unsigned len, unsigned copied,
struct page *page, void *fsdata);
/* 不幸的是，FIBMAP 需要这个权宜之计。不要使用它 */
sector_t (*bmap)(struct address_space *, sector_t); // 将文件中的逻辑块扇区编号映射为对应设备上的物理块扇区编号
void (*invalidate_folio) (struct folio *, size_t offset, size_t len); // 使某个page部分或全部失效
bool (*release_folio)(struct folio *, gfp_t); // 日志文件系统使用，释放page
void (*free_folio)(struct folio *folio);
ssize_t (*direct_IO)(struct kiocb *, struct iov_iter *iter); // 绕过page cache
/*
* 将folio的内容移动到指定的目标，如果migrate_mode是MIGRATE_ASYNC，就不阻塞（异步）
*/
int (*migrate_folio)(struct address_space *, struct folio *dst,
struct folio *src, enum migrate_mode);
int (*launder_folio)(struct folio *); // 释放一个folio之前调用，回写dirty的folio
bool (*is_partially_uptodate) (struct folio *, size_t from, // 判断是否最新
size_t count);
void (*is_dirty_writeback) (struct folio *, bool *dirty, bool *wb);
int (*error_remove_page)(struct address_space *, struct page *); // 被内存故障处理代码使用
/* swapfile support */
int (*swap_activate)(struct swap_info_struct *sis, struct file *file,
sector_t *span);
void (*swap_deactivate)(struct file *file);
int (*swap_rw)(struct kiocb *iocb, struct iov_iter *iter);
};file_system_type描述各种特定文件系统类型，每种文件系统只有一个file_system_type对象，具体文件系统如ext2模块加载时调用init_ext2_fs() -> register_filesystem()注册。根文件系统类型rootfs_fs_type。
struct file_system_type {
const char *name; // 名字
int fs_flags; // 类型标志
#define FS_REQUIRES_DEV 1
#define FS_BINARY_MOUNTDATA 2
#define FS_HAS_SUBTYPE 4
#define FS_USERNS_MOUNT 8 /* 可以由用户命名空间根目录挂载 */
#define FS_DISALLOW_NOTIFY_PERM 16 /* 禁用 fanotify 权限事件 */
#define FS_ALLOW_IDMAP 32 /* 文件系统已更新以处理 vfs id 映射。 */
#define FS_RENAME_DOES_D_MOVE 32768 /* 文件系统将在内部处理 rename() 时的 d_move()。 */
int (*init_fs_context)(struct fs_context *);
const struct fs_parameter_spec *parameters;
struct dentry *(*mount) (struct file_system_type *, int, // 从磁盘中读取超级块
const char *, void *);
void (*kill_sb) (struct super_block *); // 终止访问超级块
struct module *owner; // 文件系统模块
struct file_system_type * next; // 链表中下一个文件系统类型
struct hlist_head fs_supers; // 超级块对象链表
// 运行时使锁生效
struct lock_class_key s_lock_key;
struct lock_class_key s_umount_key;
struct lock_class_key s_vfs_rename_key;
struct lock_class_key s_writers_key[SB_FREEZE_LEVELS];
struct lock_class_key i_lock_key;
struct lock_class_key i_mutex_key;
struct lock_class_key invalidate_lock_key;
struct lock_class_key i_mutex_dir_key;
};文件系统挂载时，有一个mount结构体在挂载点被创建，代表文件系统实例，也就是代表一个挂载点。
struct mount {
struct hlist_node mnt_hash; // 散列表
struct mount *mnt_parent; // 父文件系统
struct dentry *mnt_mountpoint; // 挂载点的目录项
struct vfsmount mnt;
union {
struct rcu_head mnt_rcu;
struct llist_node mnt_llist;
};
#ifdef CONFIG_SMP
struct mnt_pcp __percpu *mnt_pcp;
#else
int mnt_count; // 引用计数
int mnt_writers; // 写者引用计数
#endif
struct list_head mnt_mounts; /* 子文件系统链表, 固定在此 */
struct list_head mnt_child; /* 子文件系统链表 */
struct list_head mnt_instance; /* sb->s_mounts 上的挂载实例 */
const char *mnt_devname; /* 设备名称，例如 /dev/dsk/hda1 */
struct list_head mnt_list; // 描述符链表
struct list_head mnt_expire; /* 在到期链表的位置 */
struct list_head mnt_share; /* 在共享安装链表的位置 */
struct list_head mnt_slave_list;/* 从安装链表 */
struct list_head mnt_slave; /* 在从安装链表的位置 */
struct mount *mnt_master; /* 从安装链表的主人 */
struct mnt_namespace *mnt_ns; /* 相关的命名空间 */
struct mountpoint *mnt_mp; /* 挂载的位置 */
union {
struct hlist_node mnt_mp_list; /* 具有相同挂载点的挂载链表 */
struct hlist_node mnt_umount;
};
struct list_head mnt_umounting; /* 用于卸载传播的列表条目 */
#ifdef CONFIG_FSNOTIFY
struct fsnotify_mark_connector __rcu *mnt_fsnotify_marks;
__u32 mnt_fsnotify_mask;
#endif
int mnt_id; /* 安装标识符 */
int mnt_group_id; /* 组标识符 */
int mnt_expiry_mark; /* 到期时为1 */
struct hlist_head mnt_pins;
struct hlist_head mnt_stuck_children;
} __randomize_layout;
struct vfsmount {
struct dentry *mnt_root; /* 该文件系统的根目录项 */
struct super_block *mnt_sb; /* 超级块 */
int mnt_flags; // 挂载标志, MNT_NOSUID 等
struct mnt_idmap *mnt_idmap;
} __randomize_layout;files_struct描述单个进程相关的信息，struct task_struct中的files成员指向它。
/*
* /* 打开的文件表结构 */
*/
struct files_struct {
/*
* 主要用于读取的部分
*/
atomic_t count; // 引用计数
bool resize_in_progress;
wait_queue_head_t resize_wait;
struct fdtable __rcu *fdt; // 如果打开的文件数大于NR_OPEN_DEFAULT，分配一个新数组
struct fdtable fdtab; // 基fd表
/*
* 在 SMP 中，写入部分位于单独的缓存行
*/
spinlock_t file_lock ____cacheline_aligned_in_smp; // 单个文件的锁
unsigned int next_fd; // 缓存下一个可用的fd
unsigned long close_on_exec_init[1]; // exec()时关闭的fd链表
unsigned long open_fds_init[1]; // 打开的fd链表
unsigned long full_fds_bits_init[1];
struct file __rcu * fd_array[NR_OPEN_DEFAULT]; // 默认的文件对象数组
};fs_struct表示文件系统进程相关的信息，struct task_struct中的fs成员指向它。
struct fs_struct {
int users; // 用户数目
spinlock_t lock; // 保护该结构体的锁
seqcount_spinlock_t seq;
int umask; // 掩码
int in_exec; // 当前正在执行的文件
struct path root; // 根目录路径
struct path pwd; // 当前工作目录的路径
} __randomize_layout;mnt_namespace表示单进程命名空间，struct task_struct中的nsproxy->mnt_namespace成员指向它。
struct mnt_namespace {
struct ns_common ns;
struct mount * root; // 根目录的挂载点
/*
* 对 .list 的遍历和修改受以下任意一种方式保护:
* - 获取 namespace_sem 的写锁，或
* - 获取 namespace_sem 的读锁并获取 .ns_lock
*/
struct list_head list; // 挂载点链表
spinlock_t ns_lock;
struct user_namespace *user_ns;
struct ucounts *ucounts; // 用户计数
u64 seq; /* 防止循环的序列号 */
wait_queue_head_t poll; // 轮询的等待队列
u64 event; // 事件计数
unsigned int mounts; /* 命名空间中的挂载数量 */
unsigned int pending_mounts;
} __randomize_layout;
struct ucounts {
struct hlist_node node;
struct user_namespace *ns;
kuid_t uid;
atomic_t count; // 引用计数
atomic_long_t ucount[UCOUNT_COUNTS];
atomic_long_t rlimit[UCOUNT_RLIMIT_COUNTS];
};还有文件锁的数据结构为struct file_lock。
inode的i_nlink调试补丁为 0001-debug-vfs.patch ，看其中的debug_inode_nlink()函数。
在ext2文件系统下测试:
fallocate -l 100M image
mkfs.ext2 -F image
mount -t ext2 image /mnt
cd /mnt
echo "i love os" > file
cat file # 这时文件的i_nlink为1，只有一个dentry
ln file link # 创建硬链接i_nlink加1
cat file # 这时文件的i_nlink为2，有两个dentry
ln -s file slink # 创建软链接i_nlink不变
cat file # 这时文件的i_nlink不变还是为2
ls # 这时目录的i_nlink为3
mkdir dir # 只有创建文件夹i_nlink才会增加，创建文件不会
ls # 这时目录的i_nlink为4对文件创建硬链接时ln file link，增加inode->i_nlink的流程如下:
linkat // 系统调用
do_linkat
vfs_link
ext2_link // ext2_dir_inode_operations的.link方法
inode_inc_link_count
inc_nlink
inode->__i_nlink++不能对目录创建硬链接。在目录dir1下创建dir2文件夹，父目录dir1的inode->i_nlink增加的流程如下:
mkdir // 系统调用
do_mkdirat
vfs_mkdir
ext2_mkdir // ext2_dir_inode_operations 的.mkdir方法
inode_inc_link_count
inc_nlink
inode->__i_nlink++super_block的s_mounts调试补丁为 0001-debug-vfs.patch ，看其中的debug_sb_mounts()函数。
每个挂载路径下有3个struct mount，分别是一次调用vfs_create_mount()和两次调用clone_mnt()创建的:
mount
do_mount
path_mount
do_new_mount
do_new_mount_fc
vfs_create_mount
list_add_tail(&mnt->mnt_instance, &mnt->mnt.mnt_sb->s_mounts)
do_add_mount
graft_tree
attach_recursive_mnt
propagate_mnt
propagate_one
copy_tree
clone_mnt // 调用了两次
list_add_tail(&mnt->mnt_instance, &sb->s_mounts)inode得到完整路径调试补丁为 0001-debug-vfs.patch ，看其中的debug_get_full_path()函数。
英文全称Extended file system，翻译为扩展文件系统。Linux内核最开始用的是minix文件系统，直到1992年4月，Rémy Card开发了ext文件系统，采用Unix文件系统（UFS）的元数据结构，在linux内核0.96c版中引入。设计上参考了BSD的快速文件系统（Fast File System，简称FFS）。1993年1月0.99版本中ext2合入内核， 2001年11月2.4.15版本中ext3合入内核，2006年10月10日2.6.19版本中ext4合入内核。
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块组（block group）的内容如下:
| 超级块 | 组描 述符 |
数据块位图 | inode 位图 |
inode表 | 数据块 |
|---|---|---|---|---|---|
| 1个块 | k个块 | 1个块 | 1个块 | n个块 | m个块 |
启动扇区和块组:
| 启动块 | 块组0 | 块组1 | … | 块组n |
|---|
对于超级块的存储，ext2的采用了稀疏超级块（sparse superblock）技术，超级块只存储到块组0、块组1和其他ID可以表示为3、5、7的幂的块组中，也就是0、1、3、5、7、9、25、49…
块组中内容的解释:
举个例子，32GB的磁盘整个盘格式化为ext2文件系统，块大小为4KB，1个块大小的数据块位图描述8*4K=32K个数据块，也就是32K*4KB=128MB，大约有32*1024MB/128MB=256个块组。总块数为total，块大小为bsize字节，块组的总数约为total/(8*bsize)，套到上面的例子，就是total=32*1024MB/4KB=8192K，块组的总数约为8192K/(8*4K)=256个。bsize越小，块组数越大。
struct ext2_super_block {
__le32 s_inodes_count; /* 索引节点总数 */
__le32 s_blocks_count; /* 块总数 */
__le32 s_r_blocks_count; /* 保留的块数 */
__le32 s_free_blocks_count; /* 空闲块计数器 */
__le32 s_free_inodes_count; /* 空闲索引节点计数器 */
__le32 s_first_data_block; /* 第一个数据块的块号，总是为1 */
// 最小 EXT2_MIN_BLOCK_SIZE，最大 EXT2_MAX_BLOCK_SIZE
__le32 s_log_block_size; /* 块大小，对数表示，值为0时表示2^0*1024=1024，值为1时表示2^1*1024=2048,值为2时表示2^2*1024=4096 */
__le32 s_log_frag_size; /* 片大小 */
__le32 s_blocks_per_group; /* 每组中的块数 */
__le32 s_frags_per_group; /* 每组中的片数 */
__le32 s_inodes_per_group; /* 每组中的索引节点数 */
__le32 s_mtime; /* 最后一次挂载时间 */
__le32 s_wtime; /* 写时间 */
__le16 s_mnt_count; /* 挂载次数 */
__le16 s_max_mnt_count; /* 检查之前挂载操作的次数，挂载次数达到这个值后要进行检查 */
__le16 s_magic; /* 幻数，EXT2_SUPER_MAGIC */
__le16 s_state; /* 状态标志,挂载时为0，正常卸载为1(EXT2_VALID_FS)，错误为2(EXT2_ERROR_FS) */
__le16 s_errors; /* 检测到错误的行为 */
__le16 s_minor_rev_level; /* 次版本号 */
__le32 s_lastcheck; /* 最后检查的时间 */
__le32 s_checkinterval; /* 检查间隔 */
__le32 s_creator_os; /* 在什么操作系统上格式化的 */
__le32 s_rev_level; /* Revision level，主版本号 */
__le16 s_def_resuid; /* 保留块的默认uid */
__le16 s_def_resgid; /* 保留块默认gid */
/*
* 这些字段仅适用于 EXT2_DYNAMIC_REV 超级块。
*
* 注意: 兼容功能集和不兼容功能集之间的区别在于，
* 如果内核不知道不兼容功能集中设置的位，
* 它应该拒绝挂载文件系统。
*
* e2fsck 的要求更加严格；如果它不知道
* 兼容或不兼容功能集中的某个功能，
* 它必须中止操作，而不是尝试处理
* 它不理解的东西...
*/
__le32 s_first_ino; /* 第一个非保留的索引节点号 */
__le16 s_inode_size; /* 磁盘索引节点大小 */
__le16 s_block_group_nr; /* 超级块块组号 */
__le32 s_feature_compat; /* 兼容特性，查看 EXT2_FEATURE_COMPAT_DIR_PREALLOC 等宏定义 */
__le32 s_feature_incompat; /* 非兼容特性 */
__le32 s_feature_ro_compat; /* 只读兼容特性 */
__u8 s_uuid[16]; /* 卷的 128 位 uuid，文件系统标识符 */
char s_volume_name[16]; /* 卷名 */
char s_last_mounted[64]; /* 最后挂载点文件夹 */
__le32 s_algorithm_usage_bitmap; /* 压缩 */
/*
* 性能提示。只有在 EXT2_COMPAT_PREALLOC 标志开启时，
* 才应进行目录预分配。
*/
__u8 s_prealloc_blocks; /* 预分配的块数 */
__u8 s_prealloc_dir_blocks; /* 为目录预分配的块数 */
__u16 s_padding1; // 对齐用的
/*
* 如果设置了 EXT3_FEATURE_COMPAT_HAS_JOURNAL，则启用日志支持。
*/
__u8 s_journal_uuid[16]; /* 日志超级块的 uuid */
__u32 s_journal_inum; /* 日志文件的 inode 编号 */
__u32 s_journal_dev; /* 日志文件的设备编号 */
__u32 s_last_orphan; /* 要删除的 inode 列表的起始位置 */
__u32 s_hash_seed[4]; /* HTREE 哈希种子 */
__u8 s_def_hash_version; /* 使用的默认哈希版本 */
__u8 s_reserved_char_pad;
__u16 s_reserved_word_pad;
__le32 s_default_mount_opts;
__le32 s_first_meta_bg; /* 第一个元块组 */
__u32 s_reserved[190]; /* 填充到块的末尾 */
};struct ext2_group_desc
{
__le32 bg_block_bitmap; /* 数据块位图所在的块号 */
__le32 bg_inode_bitmap; /* inode位图所在的块号 */
__le32 bg_inode_table; /* inode表所在的起始块号 */
__le16 bg_free_blocks_count; /* 组中空闲块个数 */
__le16 bg_free_inodes_count; /* 组中空闲索引节点数 */
__le16 bg_used_dirs_count; /* 组中目录数 */
__le16 bg_pad;
__le32 bg_reserved[3];
};struct ext2_group_desc的bg_inode_table表示inode表所在的起始块号，磁盘索引节点固定128字节（可以在gdb中打印p sizeof(struct ext2_inode)），1024字节块大小包含8个inode，4096字节块大小包含32个inode。
注意没有索引节点号，因为可以通过计算出来，比如块大小为4096字节，块组中inode位图占用一个块，一个块组的inode个数为4096，索引节点12345在磁盘上的位置可以这样计算12345/4096=3余57，所以在第3个块组（从块组0开始算）中索引节点表中的第57个表项。
/*
* 磁盘索引节点结构
*/
struct ext2_inode {
__le16 i_mode; /* 文件类型和访问权限，查看S_ISREG()等函数 */
__le16 i_uid; /* 所有者 Uid 的低 16 位，拥有者id */
// 文件长度，最高位没使用，最大表示2GB文件，大于2GB文件再使用i_dir_acl字段
__le32 i_size; /* 大小（字节） */
__le32 i_atime; /* 访问时间 */
__le32 i_ctime; /* 索引节点创建时间 */
__le32 i_mtime; /* 文件数据最后改变时间 */
__le32 i_dtime; /* 删除时间 */
__le16 i_gid; /* 组 ID 的低 16 位，用户组id */
__le16 i_links_count; /* 硬链接计数 */
__le32 i_blocks; /* 数据块数，以512字节为单位 */
__le32 i_flags; /* 文件标志 */
union {
struct {
__le32 l_i_reserved1;
} linux1;
struct {
__le32 h_i_translator;
} hurd1;
struct {
__le32 m_i_reserved1;
} masix1;
} osd1; /* OS dependent 1，特定操作系统信息 */
// i_block 数据块指针，指向15个块，前12个指向数据，第13个一次间接地址，第14个二次间接地址，第15个三次间接地址
__le32 i_block[EXT2_N_BLOCKS];/* 指向块的指针 */
__le32 i_generation; /* 文件版本，给nfs用的 */
// i_file_acl 访问控制列表，指向一个存放增强属性的块，其他inode如果增强属性一样，可以共享同一个块
__le32 i_file_acl; /* 文件访问控制列表（ACL） */
__le32 i_dir_acl; /* 目录访问控制列表 */
__le32 i_faddr; /* 片地址 */
union {
struct {
__u8 l_i_frag; /* 片编号 */
__u8 l_i_fsize; /* 片大小 */
__u16 i_pad1;
__le16 l_i_uid_high; /* 以前是reserved2[0] */
__le16 l_i_gid_high; /* 以前是reserved2[0] */
__u32 l_i_reserved2;
} linux2;
struct {
__u8 h_i_frag; /* 片编号 */
__u8 h_i_fsize; /* 片大小 */
__le16 h_i_mode_high;
__le16 h_i_uid_high;
__le16 h_i_gid_high;
__le32 h_i_author;
} hurd2;
struct {
__u8 m_i_frag; /* 片编号 */
__u8 m_i_fsize; /* 片大小 */
__u16 m_pad1;
__u32 m_i_reserved2[2];
} masix2;
} osd2; /* 特定文件系统信息 */
};i_file_acl指向一个存放增强属性的块，其他inode如果增强属性一样，可以共享同一个块，系统调用setxattr()、lsetxattr()、fsetxattr()设置文件增强属性，getxattr()、lgetxattr()、fgetxattr()返回文件增强属性，listxattr()、llistxattr()、flistxattr()列出文件所有增强属性。这些系统调用是通过 chacl()、setfacl()、getfacl()调用的。没有正式成为POSIX标准。
struct ext2_xattr_entry {
__u8 e_name_len; /* 名称长度 */
__u8 e_name_index; /* 属性名称索引 */
__le16 e_value_offs; /* 值在磁盘块中的偏移量 */
__le32 e_value_block; /* 属性存储的磁盘块 (n/i) */
__le32 e_value_size; /* 属性值的大小 */
__le32 e_hash; /* 名称和值的哈希值 */
char e_name[]; /* 属性名称，可变数组/柔性数组/零长度数组 */
};文件类型如下:
#define FT_UNKNOWN 0 // 未知
#define FT_REG_FILE 1 // 常规文件
#define FT_DIR 2 // 目录
#define FT_CHRDEV 3 // 字符设备
#define FT_BLKDEV 4 // 块设备
#define FT_FIFO 5 // 命名管道
#define FT_SOCK 6 // 套接字
#define FT_SYMLINK 7 // 符号链接
#define FT_MAX 8 // 类型总数常规文件刚创建时是空的，不需要数据块，可以用truncate()或open()系统调用清空，如输入命令> filename。
设备文件、管道、套接字所有信息都存放在inode中。
符号链接名小于60个字符就放到struct ext2_inode的i_block数组中（15个4字节），如果大于60个字符就存到单独数据块中。
最后重点讲一下目录的存储，数据块包含ext2_dir_entry_2结构:
/*
* 目录项的新版本。由于EXT2结构以英特尔字节顺序存储，并且name_len字段永远不可能大于255个字符，因此可以安全地将额外的一个字节重新分配给file_type字段。
*/
struct ext2_dir_entry_2 {
__le32 inode; /* 索引节点号 */
__le16 rec_len; /* 目录项长度，总是4的倍数 */
__u8 name_len; /* 文件名长度 */
__u8 file_type; // 文件类型，struct ext2_dir_entry中没有
char name[]; /* 文件名，最大EXT2_NAME_LEN (255)字节 */
};我们举个例子，刚格式化完ext2，然后创建目录mkdir dir，创建文件touch file、创建软链接ln -s file link。
file_type--+
|
name_len--+ |
| |
address inode rec_len | | name
+--+--+--+--|--+--|--|--|--+--+--+--+
0 | 2 | 12 | 1| 2| . \0 \0 \0|
+--+--+--+--|--+--|--|--|--+--+--+--+
12 | 2 | 12 | 2| 2| . . \0 \0|
+--+--+--+--|--+--|--|--|--+--+--+--+--+--+--+--+--+--+--+--+
24 | 11 | 20 |10| 2| l o s t + f o u n d \0 \0|
+--+--+--+--|--+--|--|--|--+--+--+--+--+--+--+--+--+--+--+--+
44 | 15809 | 12 | 3| 2| d i r \0|
+--+--+--+--|--+--|--|--|--+--+--+--+
56 | 12 | 12 | 4| 1| f i l e|
+--+--+--+--|--+--|--|--|--+--+--+--+
68 | 13 | 12 | 4| 7| l i n k|
+--+--+--+--|--+--|--|--|--+--+--+--+如果删除dir，就会变成以下样子，删除的目录inode改为0，然后前一项的rec_len加上12。
file_type--+
|
name_len--+ |
| |
address inode rec_len | | name
+--+--+--+--|--+--|--|--|--+--+--+--+
0 | 2 | 12 | 1| 2| . \0 \0 \0|
+--+--+--+--|--+--|--|--|--+--+--+--+
12 | 2 | 12 | 2| 2| . . \0 \0|
+--+--+--+--|--+--|--|--|--+--+--+--+--+--+--+--+--+--+--+--+
24 | 11 | 32 |10| 2| l o s t + f o u n d \0 \0|
+--+--+--+--|--+--|--|--|--+--+--+--+--+--+--+--+--+--+--+--+
44 | 0 | 12 | 3| 2| d i r \0|
+--+--+--+--|--+--|--|--|--+--+--+--+
56 | 12 | 12 | 4| 1| f i l e|
+--+--+--+--|--+--|--|--|--+--+--+--+
68 | 13 | 12 | 4| 7| l i n k|
+--+--+--+--|--+--|--|--|--+--+--+--+磁盘和内存数据结构的关系如下，动态缓存指文件关闭或数据块被删除后页框回收算法从高速缓存中删除数据:
ext2_super_block，内存ext2_sb_info，总是缓存ext2_group_desc，总是缓存ext2_inode，内存ext2_inode_info，动态缓存，空闲索引节点从不缓存VFS的struct super_block中的s_fs_info指向struct ext2_sb_info类型的结构:
/*
* 第二扩展文件系统的内存中超级块数据 */
*/
struct ext2_sb_info {
unsigned long s_inodes_per_block;/* 每个块的 inode 数量 */
unsigned long s_blocks_per_group;/* 每组中的块数 */
unsigned long s_inodes_per_group;/* 每组中的 inode 数量 */
unsigned long s_itb_per_group; /* 每组的 inode 表块数 */
unsigned long s_gdb_count; /* 组描述符块的数量 */
// 组描述符的个数，可以放在一个块中
unsigned long s_desc_per_block; /* 每个块的组描述符数量 */
unsigned long s_groups_count; /* 文件系统中的组数 */
unsigned long s_overhead_last; /* 最近一次计算的开销 */
unsigned long s_blocks_last; /* 最近一次看到的块数 */
// 包含磁盘超级块的缓冲区的缓冲区头
struct buffer_head * s_sbh; /* 包含超级块的缓冲区 */
// 指向磁盘超级块所在的缓冲区
struct ext2_super_block * s_es; /* 指向缓冲区中超级块的指针 */
// 指向一个缓冲区（包含组描述符的缓冲区）首部数组
struct buffer_head ** s_group_desc;
unsigned long s_mount_opt;
unsigned long s_sb_block;
kuid_t s_resuid;
kgid_t s_resgid;
unsigned short s_mount_state;
unsigned short s_pad;
int s_addr_per_block_bits;
int s_desc_per_block_bits;
int s_inode_size;
int s_first_ino;
spinlock_t s_next_gen_lock;
u32 s_next_generation;
unsigned long s_dir_count;
u8 *s_debts;
struct percpu_counter s_freeblocks_counter;
struct percpu_counter s_freeinodes_counter;
struct percpu_counter s_dirs_counter;
struct blockgroup_lock *s_blockgroup_lock;
/* 每个文件系统预留窗口树的根 */
spinlock_t s_rsv_window_lock;
struct rb_root s_rsv_window_root; // ext2_reserve_window_node的所有实例
struct ext2_reserve_window_node s_rsv_window_head;
/*
* s_lock 保护 s_mount_state、s_blocks_last、s_overhead_last 和由 sbi->s_es 指向的
* 超级块缓冲区内容的并发修改。
*
* 注意: 在 ext2_show_options() 中使用它来提供挂载选项的一致视图。
*/
spinlock_t s_lock;
struct mb_cache *s_ea_block_cache;
struct dax_device *s_daxdev;
u64 s_dax_part_off;
};各个数据结构之间的关系如下图:
ext2 partition
+-------+----------+----------+----------+
| super |group |group |group |
| block |descriptor|descriptor|descriptor|
+-------+----------+----------+----------+
^ ^ ^ ^
| | | |
| +------+ +--------+ +----------+
| | | |
+-----------+ +-----------+ +-----------+ +-----------+
+---------------------+ | buffer | | buffer | | buffer | | buffer |
| super_block | +--->+-----------+ +-----------+ +-----------+ +-----------+
| | | ^ ^ ^ ^
| .s_fs_info | | |b_data |b_data |b_data |b_data
| +--------------+----|--s_es--+ | | | |
| | ext2_sb_info |----|----s_sbh--->+-----------+ +-----------------------------------------+
| +--------------+ | |buffer_head| |+-----------+ +-----------+ +-----------+|
| | | +-----------+ ||buffer_head| |buffer_head| |buffer_head||
+---------------------+ |+-----------+ +-----------+ +-----------+|
| +-----------------------------------------+
s_group_desc ^
| |
+------------------------------------------------------+挂载时struct file_system_type ext2_fs_type的ext2_mount()方法再执行到ext2_fill_super()从磁盘读取超级块。
ext2超级块的操作实现是struct super_operations ext2_sops。
/*
* 第二扩展文件系统在内存中的 inode 数据
*/
struct ext2_inode_info {
__le32 i_data[15];
__u32 i_flags;
__u32 i_faddr;
__u8 i_frag_no;
__u8 i_frag_size;
__u16 i_state;
__u32 i_file_acl;
__u32 i_dir_acl;
__u32 i_dtime;
/*
* i_block_group 是包含此文件 inode 的块组的编号。
* 在 inode 的整个生命周期中保持不变，它用于进行块分配决策 -
* 我们试图将文件的数据块放置在其 inode 块附近，并将新的 inode 放置在其父目录的 inode 附近。
*/
__u32 i_block_group;
/* 块预读 */
struct ext2_block_alloc_info *i_block_alloc_info;
__u32 i_dir_start_lookup;
#ifdef CONFIG_EXT2_FS_XATTR
/*
* 扩展属性可以独立于主文件数据进行读取。即使在读取时也获取 i_mutex 会导致扩展属性的读取者和常规文件数据的写入者之间产生竞争，
* 因此我们在读取或更改扩展属性时，会改为在 xattr_sem 上进行同步。
*/
struct rw_semaphore xattr_sem;
#endif
rwlock_t i_meta_lock;
/*
* truncate_mutex 用于将 ext2_truncate() 与 ext2_getblock() 串行化。
* 它还保护 inode 的预留数据结构的内部: ext2_reserve_window 和
* ext2_reserve_window_node。
*/
struct mutex truncate_mutex;
struct inode vfs_inode; // 虚拟文件系统的索引节点
struct list_head i_orphan; /* 已解除链接但仍打开的 inodes */
#ifdef CONFIG_QUOTA
struct dquot *i_dquot[MAXQUOTAS];
#endif
};
struct ext2_block_alloc_info {
/* 预留窗口信息 */
struct ext2_reserve_window_node rsv_window_node;
/*
* 是曾经 ext2_inode_info 结构中的 i_next_alloc_block
* 是文件中最近分配的块的逻辑（文件相对）编号。
* 我们用这个来检测线性递增的分配请求。
*/
__u32 last_alloc_logical_block;
/*
* 曾是 ext2_inode_info 结构中的 i_next_alloc_goal
* 是 i_next_alloc_block 的物理对应项。它是最近分配给该文件的块的物理块编号。
* 当我们检测到线性递增的请求时，这为我们提供了下一次分配的目标。
*/
ext2_fsblk_t last_alloc_physical_block;
};
struct ext2_reserve_window_node {
struct rb_node rsv_node;
__u32 rsv_goal_size; // 预留窗口的预期长度, 最大为 EXT2_MAX_RESERVE_BLOCKS
__u32 rsv_alloc_hit; // 预分配的命中数
struct ext2_reserve_window rsv_window; // 预留窗口
}; 由struct super_operations ext2_sops的ext2_alloc_inode()分配索引节点对象。
ext2索引节点操作实现:
struct inode_operations ext2_file_inode_operationsstruct inode_operations ext2_dir_inode_operationsstruct inode_operations ext2_fast_symlink_inode_operationsstruct inode_operations ext2_symlink_inode_operationsext2_inode_info->vfs_inode->i_mapping->a_ops的实现是ext2_aops和ext2_dax_aops（DAX，Direct Access，允许文件系统直接访问持久性内存（如非易失性内存，NVDIMM）上的数据，而无需经过缓存。这可以显著提高I/O性能，特别是在读取和写入小文件时）。
创建索引节点 ext2_new_inode()，删除索引节点 ext2_free_inode()。
当块大小为1024字节时，命令echo -n something | dd of=file bs=1 seek=4098创建一个有“洞”的文件，索引节点的i_size值为4099，但i_blocks的值为2，因为只占用1个块，1个块1024字节，以512为单位的i_blocks的值为2。i_block[]数组前4个元素值为0，第五个元素存放块号。
分配数据块调用ext2_get_block() -> ext2_alloc_blocks() -> ext2_new_blocks()，释放数据块调用ext2_free_blocks()。
再讲一下数据块寻址，inode的i_block[]数组默认有15个元素，每个元素4字节，前12个直接指向存放数据的逻辑块（对应的文件块号是0~11）。第13个元素指向的是间接块，这个间接块上存了一个bsize/4个元素的数组（其中bsize表示块大小），对应的文件块号为12~(11+bsize/4)。第14个元素指向二级间接块，第15个元素指向三级间接块。
ext2不经过页缓存直接写调用ext2_file_write_iter() -> ext2_dio_write_iter(), 经过缓存写调用ext2_file_write_iter() -> generic_file_write_iter()。
mkfs.ext2 /dev/sda相当于mke2fs -t 2 -b 1024 -m 5，块大小默认1024字节，保留块百分比默认5%，每8192字节设置一个索引节点，lost+found目录放丢失和找到的缺陷块。
我们举个例子，一个比较小的磁盘（也可以打开内核配置CONFIG_BLK_DEV_LOOP然后对文件执行同样的操作），执行完以下命令:
mkfs.ext2 -F /dev/sda # 8412KB大小
dd if=/dev/sda of=image bs=1K count=8412
vim image # 然后输入 :%!xxd，当然也可以使用其他编辑器打开查看二进制数据其中执行mkfs.ext2输出以下日志:
mke2fs 1.46.2 (28-Feb-2021)
Discarding device blocks: done
Creating filesystem with 8412 1k blocks and 2112 inodes
Filesystem UUID: 13b5577a-898c-40e5-a9e6-c0a0dd2b8ab6
Superblock backups stored on blocks:
8193
Allocating group tables: done
Writing inode tables: done
Writing superblocks and filesystem accounting information: done通过debugfs image，然后输入stats查看到有2个块组（如果磁盘大小减小成8411KB，则只用1个块组）:
Filesystem volume name: <none>
Last mounted on: <not available>
Filesystem UUID: 13b5577a-898c-40e5-a9e6-c0a0dd2b8ab6
Filesystem magic number: 0xEF53
Filesystem revision #: 1 (dynamic)
Filesystem features: ext_attr resize_inode dir_index filetype sparse_super large_file
Filesystem flags: signed_directory_hash
Default mount options: user_xattr acl
Filesystem state: clean
Errors behavior: Continue
Filesystem OS type: Linux
Inode count: 2112
Block count: 8412
Reserved block count: 420
Overhead clusters: 337
Free blocks: 8061
Free inodes: 2101
First block: 1
Block size: 1024
Fragment size: 1024
Reserved GDT blocks: 32
Blocks per group: 8192
Fragments per group: 8192
Inodes per group: 1056
Inode blocks per group: 132
Filesystem created: Thu May 23 12:50:34 2024
Last mount time: n/a
Last write time: Thu May 23 12:50:34 2024
Mount count: 0
Maximum mount count: -1
Last checked: Thu May 23 12:50:34 2024
Check interval: 0 (<none>)
Reserved blocks uid: 0 (user root)
Reserved blocks gid: 0 (group root)
First inode: 11
Inode size: 128
Default directory hash: half_md4
Directory Hash Seed: 2ac788a5-17e7-49f1-9b94-4ca6c9397d55
Directories: 2
Group 0: block bitmap at 35, inode bitmap at 36, inode table at 37
8010 free blocks, 1045 free inodes, 2 used directories
Group 1: block bitmap at 8227, inode bitmap at 8228, inode table at 8229
51 free blocks, 1056 free inodes, 0 used directories默认1个块大小1024(0x400)字节，每个块的内容如下:
0~0x400为引导块（启动块）0x400~0x800为超级块（gdb打印p sizeof(struct ext2_super_block)的值为1024），超级块固定1个块
0x400地址为s_inodes_count成员，值为0x840(2112)，注意是小端模式存储的0x438地址的值为EXT2_SUPER_MAGIC，是s_magic成员的值，偏移量可以用gdb命令p &((struct ext2_super_block *)0)->s_magic查看0x800~0xc00，两个块组描述符，一个块组描述符32字节，每个块组中含有全部块组的块组描述符，如果超过32个块组（32*32=1024），组描述符就不只一个块。和超级块一样，块组描述符也是只存储到块组0、1、3、5、7、9、25、49…
ext2_group_desc，bg_block_bitmap的值为35(0x23)0x8c00~0x9000为数据块位图0x9000~0x9400为索引节点位图0x9400~0x29400为inode表，inode表占128个块（1024个inode）
0x9900为lost+found文件的ext2_inode，0x9928为i_block[]（值为0xaa），数据块的地址为0xaa*1024=0x2a800，也就是.和..两个隐藏的文件夹最后再介绍几个ext文件系统相关的用户态工具:
mke2fs: 用于建立ext2文件系统，ext2文件系统直接使用mkfs.ext2（相当于mke2fs -t 2），ext4直接使用mkfs.ext4。具体用法查看man 8 mke2fs。e2fsck: 用于检查使用 ext2 文件系统的 partition 是否正常工作，对于ext2文件系统可以直接使用fsck.ext2命令，ext4直接使用fsck.ext4。具体用法查看man 8 e2fsck。debugfs: ext2/ext3/ext4文件系统调试器，具体用法查看man 8 debugfs。dumpe2fs: 显示ext2、ext3、ext4文件系统的超级快和块组信息，具体用法查看man 8 dumpe2fs。tune2fs: 用于管理文件系统参数，具体用法查看man 8 tune2fs。e2image: 将关键的 ext2/ext3/ext4 文件系统元数据保存到文件中，具体用法查看man 8 e2image。
e2image device image-file: 保存元数据，查看超级快和块组信息使用debugfs -i image-file和dumpe2fs -i image-file。e2image -I device image-file: 恢复。dump: 备份ext2/3/4文件系统，安装apt install dump -y。以ext2为例，说明开发一个新文件系统所需的步骤，也可以作为学习一个文件系统的方法步骤。
struct ext2_super_block，在struct file_system_type ext2_fs_type的.mount实现ext2_mount()里调用到的ext2_fill_super()中找。struct ext2_sb_info，赋值给struct super_block的s_fs_info成员。ext2_sops。struct ext2_inode，在超级块操作方法ext2_sops的.write_inode实现函数中找。struct ext2_inode_info，内嵌struct inode，在超级块操作方法ext2_sops的很多函数都可以找到。ext2_file_inode_operations。ext2_dir_inode_operations。ext2_fast_symlink_inode_operations。ext2_symlink_inode_operations。ext2_special_inode_operations。dentry操作方法，ext和xfs等文件系统都没定义，nfs为nfs_dentry_operations和nfs4_dentry_operations，smb client为cifs_dentry_ops和cifs_ci_dentry_ops。file操作方法:ext2_file_operations。ext2_dir_operations。init_special_inode()函数。address_space操作方法:ext2_aops和ext2_dax_aops。nfs_dir_aops。def_blk_aops。ext2_fs_type。init_ext2_fs和exit_ext2_fs。虚拟机启动时，不能使用4k盘，qemu启动命令logical_block_size和physical_block_size参数要使用512:
-drive file=1,if=none,format=raw,cache=writeback,file.locking=off,id=dd_1 \
-device scsi-hd,drive=dd_1,id=disk_1,logical_block_size=512,physical_block_size=512 \格式化磁盘，具体的选项使用man mkfs.minix查看:
mkfs.minix image # 默认版本1
mkfs.minix -3 /dev/sda # 指定版本3mkfs.minix image的输出如下:
21856 inodes
65535 blocks
Firstdatazone=696 (696)
Zonesize=1024 # v1的zone大小
Maxsize=268966912挂载文件系统:
mount -t minix /dev/sda /mnt或者格式化文件，通过loop设备挂载，注意这时需要打开CONFIG_BLK_DEV_LOOP配置。
如果我们要在minix文件系统的基础上再开发，为了方便开发测试，可以fs/minix复制出来，然后打上补丁0001-myminix.patch，这里我把文件系统类型名改为了myminix，挂载时要指定挂载选项，如通过loop设备挂载:
mount -t myminix -o loop image /mntutil-linux用户态工具源码包含在util-linux中，github仓库。
编译参考Documentation/howto-compilation.txt。
apt install -y autopoint gettext flex bison sqlite3 libsqlite3-dev
./autogen.sh && ./configure && make -j`nproc`
# make install # 默认安装到/usr/sbin/mkfs.minixstruct minix_super_block和struct minix3_super_blockstruct minix_sb_info，赋值给struct super_block的s_fs_info成员minix_sops。struct minix_inode和struct minix2_inodestruct minix_inode_infominix_file_inode_operations。minix_dir_inode_operations。minix_symlink_inode_operations。dentry操作方法，minix没有定义file操作方法:minix_file_operations。minix_dir_operations。init_special_inode()函数。address_space操作方法，常规文件、目录、符号链接都是minix_aopsminix_fs_type。init_minix_fs和exit_minix_fs。其他重要的数据结构:
typedef struct {
block_t *p; // key在内存中的地址
block_t key; // 块号
struct buffer_head *bh; // 缓冲头，内存中保存块的数据
} Indirect;写文件流程:
write
ksys_write
vfs_write
new_sync_write
generic_file_write_iter
__generic_file_write_iter
generic_perform_write
minix_write_begin
block_write_begin
__block_write_begin_int
minix_get_block
V1_minix_get_block
get_block // 这里的bh已经分配内存了
block_to_path
offsets[n++] = block // if (block < 7) 直接块
// depth=1时直接指向数据，depth=2时一次间接地址
// Zonesize=1024，v1版本DIRECT = 7，所以当写的文件大小超过7168字节时，depth=2
get_branch
i_data(inode)
return u.i1_data
add_chain(i1_data + *offsets)
Indirect->p = block_t *
Indirect->key = block_t
Indirect->bh = buffer_head *
sb_bread // 根据块号和块大小获取数据，返回buffer_head
alloc_branch // 如果块没找到
parent = minix_new_block // 获得新块，只是设置bitmap
// 间接块才往下走
nr = minix_new_block(inode)
bh = sb_getblk // 获取间接块对应的buffer_head
map_bh // 将buffer_head映射到块我们来看一个有趣的问题: 让minix文件系统（v3）支持最大长度4095字节的文件名。
当我们使用touch命令创建一个4095字节长度的文件时，会执行到minix_lookup函数。而当创建一个4096字节长度的文件时，不会执行到minix_lookup函数，说明在vfs已经拦截了。
相关代码流程如下:
openat
do_sys_open
do_sys_openat2
getname
getname_flags
len = strncpy_from_user(kname, filename, EMBEDDED_NAME_MAX) = 4064 // EMBEDDED_NAME_MAX 为 4096-32
// touch <4095字节文件名> 时 len = 4095, 会调用到 minix_lookup
// touch <4096字节文件名> 时 len = 4096, 不会调用到 minix_lookup
len = strncpy_from_user(kname, filename, PATH_MAX)
if (unlikely(len == PATH_MAX))
return ERR_PTR(-ENAMETOOLONG) // touch <4096字节文件名> 时
do_filp_open
path_openat
open_last_lookups
lookup_open
minix_lookup
// s_namelen 的值在 minix_fill_super 中设置，minix v3 为 60字节
return ERR_PTR(-ENAMETOOLONG) // touch <4095字节文件名> 时如果当路径中前面有其他路径时（如/mnt/<4095字节文件名>就有4100个字节），会被vfs拦截，所以当要支持4095字节长度时，要在vfs做修改。而大部分文件系统支持的最大文件名长度为255字节，所以我们可以这样设计: 当文件名（普通文件和文件夹）大于255字节时，在vfs对文件名做hash映射，当文件名（普通文件和文件夹）大于minix v3文件系统最大支持的60字节时，在minix文件系统对文件名做hash映射。
暂时只对最后一个路径名作hash映射，后续再补充支持对中间路径名进行hash映射，补丁为0001-minix-support-long-file-name.patch。