VFS是Linux非常核心的一個概念，linux下的大部分操作都要用到VFS的相關功能。這裡從使用者的角度，對VFS進行了簡單說明。使用者不但需要知道Linux下有哪些檔案操作的函式，還需要對VFS的結構有一個比較清晰的瞭解，才能更好的使用它。例如hard link 與symbolic，如果沒有VFS結構的相瞭解，就無法搞清楚如何使用它們。
本文首先是建立了一個簡單的目錄模型，然後介紹該目錄在VFS的結構，最終總結出如何使用各個檔案操作函式。
本著簡單使用的原則，主要使用了分析加猜測的方法。鑑於本人水平有限，文中不免會有些錯誤。歡迎各位讀者理性閱讀，大膽批判。您的批判是我進步的動力。
目錄
1 目錄模型
2 VFS的概念
3 VFS的構建
4 VFS的結構
5 Dentry cache
6 無denty時定位檔案
7 有dentry時定位檔案
8 Symbolic link
9 hard link
10 程式對檔案的管理
11 open的過程
12 open與dup
13 Fork對開啟檔案的影響
14 檔案操作函式解析
1 目錄模型
以下面的目錄為例。
dir為第一級目錄，dir中有subdir0與subdir1兩個子目錄與一個檔案file0。“subdir0”中有兩個檔案file1與file0。subdir1中有一個檔案file3。
2 VFS的概念
VFS是Linux中的一個虛擬檔案檔案系統，也稱為虛擬檔案系統交換層（Virtual Filesystem Switch）。它為應用程式設計師提供一層抽象，遮蔽底層各種檔案系統的差異。如下圖所示：
不同的檔案系統，如Ext2/3、XFS、FAT32等，具有不同的結構，假如使用者呼叫open等檔案IO函式去開啟檔案，具體的實現會非常不同。為了遮蔽這種差異，Linux引入了VFS的概念。相當於是Linux自建了一個新的貯存在記憶體中的檔案系統。所有其他檔案系統都需要先轉換成VFS的結構才能為使用者所呼叫。
3 VFS的構建
所謂VFS的構建就是載入實際檔案系統的過程，也就是mount被呼叫的過程。如下圖所示，以mount一個ext2的檔案系統為例。
這是一個經過簡化的Ext2磁碟結構，只是用於說明用它構建VFS的基本過程。
mount命令的一般形式為：mount /dev/sdb1 /mnt/mysdb1
/dev/sdb1是裝置名，/mnt/mysdb1是掛載點。
VFS檔案系統的基本結構是dentry結構體與inode結構體。
Dentry代表一個檔案目錄中的一個點，可以是目錄也可以是檔案。
Inode代表一個在磁碟上的檔案，它與磁碟檔案一一對應。
Inode與dentry不一定一一對應，一個inode可能會對應多個dentry項。（hard link）
Mount時，linux首先找到磁碟分割槽的super block，然後通過解析磁碟的inode table與file data，構建出自己的dentry列表與indoe列表。
需要注意的是，VFS實際上是按照Ext的方式進行構建的，所以兩者非常相似（畢竟Ext是Linux的原生檔案系統）。
比如inode節點，Ext與VFS中都把檔案管理結構稱為inode，但實際上它們是不一樣的。Ext的inode節點在磁碟上；VFS的inode節點在記憶體裡。Ext-inode中的一些成員變數其實是沒有用的，如引用計數等。保留它們的目的是為了與vfs-node保持一致。這樣在用ext-inode節點構造vfs-inode節點時，就不需要一個一個賦值，只需一次記憶體拷貝即可。
如果是非EXT格式的磁碟，就沒有這麼幸運了，所以mount非EXT磁碟會慢一些。
4 VFS的結構
構建出VFS檔案系統後，下一步是把第一節中提到的目錄模型對映到VFS結構體系中。
上文提到了VFS主要由denty與inode構成。Dentry用於維護VFS的目錄結構，每個dentry項就代表著我們用ls時看的的一項（每個目錄和每個檔案都對應著一個dentry項）。Inode為檔案節點，它與檔案一一對應。Linux中，目錄也是一種檔案，所以dentry也會對應一個inode節點。
下圖是第一節中的目錄模型在VFS中的結構。
5 Dentry cache
每個檔案都要對應一個inode節點與至少一個dentry項。假設我們有一個100G的硬碟，上面寫滿了空檔案，那個需要多少記憶體才能重建VFS呢？
檔案最少要佔用1個block（一般是4K）。假一個dentry與一個inode需要100byte，則dentry與inode需要佔用1/40的空間。1G硬碟則需要2.5G空間。最近都開始換裝1T硬碟了，需要 25G的記憶體才能放下inode與dentry，相信沒有幾臺電腦可以承受。
為了避免資源浪費，VFS採用了dentry cache的設計。
當有使用者用ls命令檢視某一個目錄或用open命令開啟一個檔案時，VFS會為這裡用的每個目錄項與檔案建立dentry項與inode，即“按需建立”。然後維護一個LRU（Least Recently Used）列表，當Linux認為VFS佔用太多資源時，VFS會釋放掉長時間沒有被使用的dentry項與inode項。
需要注意的是：這裡的建立於釋放是從記憶體佔用的角度看。從Linux角度看，dentry與inode是VFS中固有的東西。所不同的只是VFS是否把dentry與inode讀到了記憶體中。對於Ext2/3檔案系統，構建dentry與inode的過程非常簡單，但對於其他檔案系統，則會慢得多。
瞭解了Dentry cache的概念，才能明白為何下面會有兩種定位檔案的方式。
6 無denty時定位檔案
因為上面提到的Denty Cache，VFS並不能保證隨時都有dentry項與inode項可用。下面是無dentry項與inode項時的定位方式。
為了簡化問題，這裡假設已經找到了dir的dentry項（找到dentry的過程會在後面講解）。
首先，通過dir對應的dentry0找到inode0節點，有了inode節點就可以讀取目錄中的資訊。其中包含了該目錄包含的下一級目錄與檔案檔案列表，包括name與inode號。實際上用ls命令檢視的就是這些資訊。“ls -i”會顯示出檔案的inode號。
|
> ls -i 975248 subdir0 975247 subdir1 975251 file0 |
然後，根據通過根據subdir0對應的inode號重建inode2，並通過檔案資料（目錄也是檔案）與inode2重建subdir0的dentry節點：dentry1。
|
> ls -i 975311 file1 975312 file2 |
接著，根據file1對應的inode號重建inode4，並通過檔案資料與inode4重建file1的dentry節點。
最後，就可以通過inode4節點訪問檔案了。
注意：檔案對應的inode號是確定的，只是inode結構體需要重新構造。
7 有dentry時定位檔案
一旦在Dentry cache中建立了dentry項，下次訪問就很方便了。
Dentry中的一個關鍵變數是d_subdirs，它儲存了下一級目錄的列表，用於快速定位檔案。
首先，在代表dir目錄的dentry0的d_subdirs中查詢名字為“subdir0”的dentry項，找到了dentry1。
然後在dentry1中查詢名字為“file1”的dentry項，然後找到了file1對應的dentry項，
最後通過file1對應的dentry項獲得file1對應的inode4。
與無dentry項時比較，有dentry項時的操作精簡了許多。
8 Symbolic link
建立symboliclink的命令為：ln -s 原始檔目標檔案
Linux中的symbolic link類似於Windows系統中的快捷方式。如下圖所示，symlink1是指向file1的symbolic link。symlink1本身也是檔案，因此有自己獨立的inode節點。symlink中實際儲存的是原始檔的相對路徑。
大部分檔案操作會直接對symbolic link指向的目標進行操作，比如open(“symlikn1”)，實際上開啟的是file3。
如果file3不在會發生什麼事情呢？open函式照樣會按照symlink1中的檔案路徑開啟檔案。但file3不存在，因此會報錯說檔案不存在。
9 hard link
Linux除了symbolic link，還有hard link的概念。
Hard link建立實際上是dentry項的一個拷貝，它們都指向同一個inode節點。當我們使用write改寫file1的內容時，hardlink1的內容也會被改寫，因為所以實際上它們是同一個檔案。
如下圖所示，hardlink1是file1的一個hard link。它們都指向同一個inode1節點。Inode1中有一個計數器，用於記錄有幾個dentry項指向它。刪除任意一個dentry項都不會導致inode1的刪除。只有所有指向inode1的dentry都被刪除了，inode1才會被刪除。
他們實際從某種意義上講，所有dentry項都是hard link。
10 程式對檔案的管理
程式控制塊task_struct中有兩個變數與檔案有關：fs與files。
files中儲存著root與pwd兩個指向dentry項的指標。使用者定路徑時，絕對路徑會通過root進行定位；相對路徑會的通過pwd進行定位。（一個程式的root不一定是檔案系統的根目錄。比如ftp程式的根目錄不是檔案系統的根目錄，這樣才能保證使用者只能訪問ftp目錄下的內容）
fs是一個file object列表，其中每一個節點對應著一個被開啟了的檔案。當程式定位到檔案時，會構造一個file object，並通過f_inode 關聯到inode節點。檔案關閉時（close），程式會釋放對應對應file object。File object中的f_mode是開啟時選擇的許可權，f_pos為讀寫位置。當開啟同一個檔案多次時，每次都會構造一個新的file object。每個file object中有獨立的f_mode與f_pos。
11 open的過程
開啟檔案涉及到裡一系列的結構調整，這裡分步驟進行說明：
首先建立一個檔案管理結構，如下圖所示，該程式已經開啟了兩個檔案，接下來我們再開啟一個新檔案。
第一步：找到檔案；
從上文中能定位到我們檔案的inode節點，找到了inode節點也就找到了檔案。
第二步：建立file object；
建立一個新的file object物件，放入file object物件列表，並把它指向inode節點。
第三步：建立file descriptor
file descriptor就是程式控制塊task_struct中files中維護的fd_array。因為是陣列，所以file descriptor實際上已經預先分配好空間了，這裡這是需要把某個空閒的file descriptor與file object關聯起來。這個file descriptor在陣列中的索引號就是open檔案時得到的檔案fd。
12 open與dup
同一個檔案是可以open多次的，結構如下圖所示。每次open都會建立一個新的file descriptor與file object。然後指向同一個檔案的inode節點。下圖中，假設open的檔案與fd1指向的是同一個檔案，則新建立的file object 2與fd1的file object 2會指向同一個inode2節點。
Linux還提供了dup功能，用於複製file descriptor。使用dup不會建立新的非file object，所以新建立的file descriptor會與原filedescriptor同時指向同一個file object。下圖中，我們通過dup(fd1)得到了fd2，則fd2與fd1指向了同一個file object2。
兩次open後由於會生成新的object，所以檔案讀寫屬性、檔案讀寫位置（f_pos）等資訊都是獨立的。使用dup複製file descriptor後，由於沒有獨立的object，所以修改某個fd的屬性或檔案讀寫位置後，另一個fd也會隨之變化。
13 Fork對開啟檔案的影響
Dup的操作與fork一個子程式時的操作類似。
下圖是已有父程式的檔案結構：
使用fork後的結構如下。同樣是沒有建立新的file object，因此當對parent process中的fd1進行檔案指標的移動時（如讀寫），child process中的fd1也會受影響。也即是說opened files list不是程式的一部分，因此不會被複制。Opened files list應該是一個全域性性的資源連結串列，程式維護的是一個指標列表fd table，所以被複制的只是指標列表fd table，而不是opened files list。
14 檔案操作函式解析
通過上面的分析，可以對各個函式的作用域與使用方式有更清晰的瞭解。下面列出了常用的檔案操作：
| 函式名 | 作用物件 | 說明 |
| creat | dentry, inode | 建立檔案時會建立新的dentry與inode |
| open | file object | 如果檔案不存在，且有O_CREAT引數，則會先呼叫creat |
| close | file object | 刪除file object，但不會刪除檔案。 |
| state/lstate | inode | 讀取inode的內容。如果目標是symbolic link，stat會讀取symbolic link指向的內容；lstat則會讀取symbolic link檔案本身。 |
| chmod | file object | 改變file object中的f_mode |
| chown/lchown | file object | 改變file object中的f_uid與f_gid |
| truncate | inode | 改變檔案長度。 |
| read | file object | 讀檔案會改變file object中的f_pos |
| write | file object，inode | 寫檔案改變file object中的f_pos的同時也會改變檔案內容與更新修改時間。 |
| dup | file object | 建立一個新的file descriptor，指向同一個file object項 |
| seek/lseek | file object | 改變file object中的f_pos |
| link | dentry | 建立新的dentry項，指向同一個inode節點。 |
| unlink | dentry | 刪除一個dentry項。如果該dentry指向的inode節點沒有被其他dentry項使用，則刪除inode節點與磁碟檔案。 |
| rename | dentry | 修改dentry相中的d_name |
| readlink | ———– | read無法讀取symbolic link 檔案的內容，需要使用readlink讀取 |
| symlink | dentry, inode | 作用與creat類似，但建立的檔案屬性為symbolic link。 |
注：磁碟檔案與inode節點一一對應，所以在表中不再單獨列出磁碟檔案。
參考檔案：
Advanced Programming in the UNIX Environment (3rd) W. Richard Stevens & Stephen A. Rago
Understanding the Linux Kernel (3rd) Daniel P. Bovet & Marco Cesati
本文乃fireaxe原創，使用GPL釋出，可以自由拷貝，轉載。但轉載請保持文件的完整性，並註明原作者及原連結。內容可任意使用，但對因使用該內容引起的後果不做任何保證。
作者：fireaxe_hq@hotmail.com
部落格：fireaxe.blog.chinaunix.net