0x00 前言
Linux支持多种文件系统格式（如ext2、ext3、reiserfs、FAT、NTFS、iso9660等），不同的磁盘分区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，使开发者看到一个统一的目录树，各种文件系统上的目录和文件，读写操作用起来也都是一样的。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）
目录树
mount
linux目录是以根目录/为起点的树状结构（目录树），在访问磁盘分区之前需要先将磁盘分区挂载（mount）到这棵树上。可以挂载设备的目录称为挂载点，通过mount命令可以将/dev/sda1挂载到/根目录下，/dev/sda2挂载到/home目录下，/dev/sda3挂载到/boot目录下。注意不是所有目录都适合作为挂载点使用的，比如根目录下的/etc、/bin、/dev、/lib、/sbin，这些目录都不能作为挂载点使用，需要和/根目录放在同一个分区中
mount /dev/sda1 /
mount /dev/sda2 /home
mount /dev/sda3 /boot
通过反向追踪来判断某个文件在哪个partition下，如查询/home/vbird/test这个文件在哪个partition时，由test–>vbird–>home–>/， 看哪个进入点先被查到那就是使用的进入点了，所以test使用的是/home这个进入点而不是/
Linux亦支持将同一个分区挂载到不同的目录下面：
mount /dev/vdb /formount/
mount /dev/vdb /data/
mount /dev/vdb /data/test
详情如下：
[root@VM-X-X-tencentos X]# lsblk -f
NAME FSTYPE FSVER LABEL UUID FSAVAIL FSUSE% MOUNTPOINTS
vda
└─vda1 ext4 1.0 7d369bd4-a580-43e2-a67c-ca6d44f82c7b 85G 9% /
vdb ext4 1.0 5ab378b4-f1c3-48ce-9cf1-dff36890668e 46.1G 1% /formount
/data/test
/data
[root@VM-119-175-tencentos pandaychen]# ls /formount/
build docker home lost+found test subdir
[root@VM-119-175-tencentos pandaychen]# ls /data/
build docker home lost+found test subdir
[root@VM-119-175-tencentos pandaychen]# ls /data/test/
build docker home lost+found test subdir
有个有趣的问题是，从dentry视角来看，在./subdir/a_file如何知道其挂载到那个分区？后面会讨论这个问题，目前有三种可能（最简单的办法pwd，但这不是dentry视角）：
/formount/subdir/a_file/data/subdir/a_file/data/test/subdir/a_file
基础结构
inode：定义，与磁盘上真实文件的一对一映射file：定义，一个file结构体代表一个物理文件的上下文，不同的进程，甚至同一个进程可以多次打开一个文件，因此具有多个file structdentry：定义，多个dentry可以指向同一个inode-
super_block： dentry cache：通过一个path查找对应的dentry，如果每次都从磁盘中去获取的话会比较耗资源，所以内核提供了一个lru缓存用于加速查找，比如查找/usr/bin/java这个文件的目录项的时候，先需要找到/的 目录项，然后/bin，依次类推直到找到path的结尾，这样中间的查找过程中涉及到的目录项就会被缓存起来，方便下次查找
内核数据结构
1、file
/*
* f_{lock,count,pos_lock} members can be highly contended and share
* the same cacheline. f_{lock,mode} are very frequently used together
* and so share the same cacheline as well. The read-mostly
* f_{path,inode,op} are kept on a separate cacheline.
*/
struct file {
union {
struct llist_node f_llist;
struct rcu_head f_rcuhead;
unsigned int f_iocb_flags;
};
/*
* Protects f_ep, f_flags.
* Must not be taken from IRQ context.
*/
spinlock_t f_lock;
fmode_t f_mode;
atomic_long_t f_count;
struct mutex f_pos_lock;
loff_t f_pos;
unsigned int f_flags;
struct fown_struct f_owner;
const struct cred *f_cred;
struct file_ra_state f_ra;
struct path f_path;
struct inode *f_inode; /* cached value */
const struct file_operations *f_op;
u64 f_version;
#ifdef CONFIG_SECURITY
void *f_security;
#endif
/* needed for tty driver, and maybe others */
void *private_data;
#ifdef CONFIG_EPOLL
/* Used by fs/eventpoll.c to link all the hooks to this file */
struct hlist_head *f_ep;
#endif /* #ifdef CONFIG_EPOLL */
struct address_space *f_mapping;
errseq_t f_wb_err;
errseq_t f_sb_err; /* for syncfs */
} __randomize_layout
__attribute__((aligned(4))); /* lest something weird decides that 2 is OK */
2、path，成员dentry对应于图中指向dentry树节点，成员vfsmount表示挂载的分区信息等，path成员非常重要：
struct vfsmount *mnt：该path指向哪个挂载点（重要）struct dentry *dentry：该path指向哪个dentry结构
struct path {
struct vfsmount *mnt;
struct dentry *dentry;
} __randomize_layout;
3、
struct dentry {
/* RCU lookup touched fields */
unsigned int d_flags; /* protected by d_lock */
seqcount_t d_seq; /* per dentry seqlock */
struct hlist_bl_node d_hash; /* lookup hash list */
struct dentry *d_parent; /* parent directory */
struct qstr d_name;
struct inode *d_inode; /* Where the name belongs to - NULL is
* negative */
unsigned char d_iname[DNAME_INLINE_LEN]; /* small names */
/* Ref lookup also touches following */
unsigned int d_count; /* protected by d_lock */
spinlock_t d_lock; /* per dentry lock */
const struct dentry_operations *d_op;
struct super_block *d_sb; /* The root of the dentry tree */
unsigned long d_time; /* used by d_revalidate */
void *d_fsdata; /* fs-specific data */
struct list_head d_lru; /* LRU list */
/*
* d_child and d_rcu can share memory
*/
union {
struct list_head d_child; /* child of parent list */
struct rcu_head d_rcu;
} d_u;
struct list_head d_subdirs; /* our children */
struct list_head d_alias; /* inode alias list */
};
4、vfsmount
struct vfsmount {
struct dentry *mnt_root; /* root of the mounted tree */
struct super_block *mnt_sb; /* pointer to superblock */
int mnt_flags;
};
5、https://elixir.bootlin.com/linux/v6.12.4/source/include/linux/fs_struct.h#L9
struct fs_struct {
int users;
spinlock_t lock;
seqcount_spinlock_t seq;
int umask;
int in_exec;
struct path root, pwd;
} __randomize_layout;
vfs 相关 API
文件系统相关的一些对象，和对应的数据结构：
- 文件对象：
file - 挂载文件系统：
vfsmount：挂载点super_block：文件系统
- 文件系统操作：
super_operations - 文件或者目录：
dentry - 文件或者目录操作：
file_operations：文件操作inode_operaions：inode 操作address_space_operations：数据和 page cache 操作
0x0 Mnt Namespace 详解
本小节引用自Mnt Namespace 详解一文
Linux 文件系统，是由多种设备、多种文件系统组成的一个混合的树形结构。本小节尝试从简单到复杂介绍树形结构构造：
- 单独的块设备
- 多个块设备
- 多个命名空间的层次化
单独的块设备
对一个块设备来说要想构造文件系统树形结构（目录树），最重要的两个全局因素是：
- 块设备（
block_device） - 文件系统（
file_system_type）
- 内核使用数据结构
struct super_block把这二者结合起来，用来标识一个块设备。确定了super_block以后，就可使用文件系统提供的方法来解析块设备的内容，形成一个块设备内部的树形结构（即目录、文件的层次结构） - 内核使用
struct inode结构来标识块设备内部的一个文件夹或者文件，struct inode结构中最重要的成员是->i_ino，这个记录了 inode 在块设备中的偏移 - 内核为了辅助
struct inode的使用设计了struct dentry结构（即dentry cache），通常情况下一个struct dentry对应一个struct inode，也有少数情况下多个struct dentry对应一个struct inode（如硬链接）。struct dentry中缓存了更多的文件信息，类如文件名、层次结构，成员->d_parent指向同一块设备内的父节点struct dentry，成员->d_subdirs链接了所有的子节点struct dentry
单独块设备的主要成员的联系如图：
多个块设备（重点）
Linux 使用父子树的形式来构造，父设备树中的一个文件夹 struct dentry 可以充当子设备树的挂载点 mountpoint（满足要求），比如上面的例子，可以将/dev/vdb设备挂载到不同的目录，如/data/test、/formount等，下面引入若干概念：
1、mount（包含成员vfsmount），内核定义了一个 struct mount 结构来负责对一个设备内子树的引用
mnt_root：mnt_sb：
2、mount tree：内核引入树形结构来关联mount关系（思考下前文，一个合法的子目录可以成为任意一个块设备的挂载点），struct mount 结构之间也构成了树形结构（问题：mount tree构造的原则是什么？）
mnt_parent：指向其父节点（表示当前挂载点的父挂载点），通过跟踪每个挂载点的父挂载点，内核可以确保文件系统按照正确的顺序进行挂载和卸载，从而避免出现不一致的状态。在unmount一个文件系统之前，内核需要检查是否有其他挂载点依赖于它，确保只有在没有子挂载点的情况下才能卸载该文件系统，防止数据丢失或不一致
/ (rootfs)
├── /mnt (ext4) #/mnt的mnt_parent指向/（rootfs）
│ └── /mnt/sub (vfat) #/mnt/sub的mnt_parent指向/mnt
└── /proc (procfs)
如上图，可以看到通过一个 struct mount 结构负责引用一颗子设备树，把这颗子设备树挂载到父设备树的其中一个 dentry 节点上；如果 dentry 成为了挂载点 mountpoint，会给其标识成 DCACHE_MOUNTED。在查找路径的时候同样会判断 dentry 的 DCACHE_MOUNTED 标志，一旦置位就变成了 mountpoint，挂载点目录下原有的内容就不能访问了，转而访问子设备树根节点下的内容
3、path：因为 Linux 提供的灵活的挂载规则，所以如果要标识一个路径 struct path 的话需要两个元素：vfsmount 和 dentry
特别要注意struct path->struct vfsmount *mnt->struct dentry *mnt_mountpoint，计算绝对路径要用到，指向了挂载点的dentry
从上图，可以看到两个路径 struct path 最后引用到了同一 inode，但是路径 path 是不一样的，因为 path 指向的 vfsmount 是不一样的（很少的说明的本文开头列举的例子）
4、chroot：Linux 支持每个进程拥有不同的根目录，使用 chroot() 系统调用可以把当前进程的根目录设置为整棵文件系统树中的任何 path
上图，current->fs->root就是task_struct中的成员指向：
//file:include/linux/sched.h
struct task_struct {
//2.6 进程文件系统信息（当前目录等）
struct fs_struct *fs;
}
mount理解（两个规则）
mount的过程就是把设备的文件系统加入到 vfs 框架中，以 mount -t fstpye devname pathname 命令来进行挂载子设备的操作为例：
1、规则一，一个设备可以被挂载多次（本文开头的例子），如下图可以看到同一个子设备树，同时被两个 struct mount 结构所引用，被挂载到父设备树的两处不同的 dentry 处。特别说明虽然子设备树被挂载两次并且通过两处路径都能访问，但子设备的 dentry 和 inode 只保持一份
2、规则2，一个挂载点可以挂载多个设备，即可以对父设备树的同一个文件夹 dentry 进行多次挂载，最后路径查找时生效的是最后一次挂载的子设备树
多名空间的层次化（mnt_namespace）
0x0 VFS 关联task_struct
0x0 files_struct
0x0 部分核心源码摘要
mount
mount() 系统调用是理解文件系统层次化的核心，它主要包含3个关键步骤：
1、解析 mount 系统调用中的参数挂载点路径 pathname ，返回对应的 struct path 结构
SYSCALL_DEFINE5(mount) → do_mount() → user_path() → user_path_at_empty() → filename_lookup() → path_lookupat() → link_path_walk() → walk_component() → follow_managed()
2、解析 mount 系统调用中的参数文件系统类型 -t type 和设备路径 devname ，建立起子设备的树形结构（如果之前已经创建过引用即可），建立起新的 struct mount 结构对其引用
SYSCALL_DEFINE5(mount) → do_mount() → do_new_mount() → vfs_kern_mount() → mount_fs() → type->mount()
3、将新建立的 struct mount 结构挂载到查找到的 struct path 结构上
SYSCALL_DEFINE5(mount) → do_mount() → do_new_mount() → do_add_mount() → graft_tree() → attach_recursive_mnt() → commit_tree()
0x0 用户态视角
open then write
以文件写入为例，先open再write：
open：工作流程大致为，系统调用将创建一个file对象（首先通过查找 dentry cache 来确定file存在的位置），并且在 open files tables 中（即task_struct的fd table）分配一个索引write：由于 block I/O 非常耗时，所有 linux 会使用 page cache 来缓存每次 read file 的内容， 当 write system call 时，系统将这个 page 标记为 dirty，并且将这个 page 移动到 dirty list 上， 系统会定时将这些 page flush 到磁盘上
