本节来瞧下Linux是如何管理文件，也验证下Linux那句口号：一切皆文件
为此，我们需要首先搞清楚什么是 VFS，接着理清为了实现 VFS 所用到的数据结构，然后看看一个文件的打开、读写、关闭的过程，最后我们还要亲自动手实践，在 VFS 下实现一个“小”且“能跑”的文件系统。
什么是 VFS
VFS（Virtual Filesystem）就像伙伴系统、SLAB 内存管理算法一样，也是 SUN 公司最早在 Sloaris 上实现的虚拟文件系统，也可以理解为通用文件系统抽象层。Linux 又一次“白嫖”了 Sun 公司的技术。
在 Linux 中，支持 EXT、XFS、JFS、BTRFS、FAT、NTFS 等多达十几种不同的文件系统，但不管在什么储存设备上使用什么文件系统，也不管访问什么文件，都可以统一地使用一套 open(), read()、write()、close() 这样的接口。
这些接口看上去都很简单，但要基于不同的存储设备设计，还要适应不同的文件系统，这并不容易。这就得靠优秀的 VFS 了，它提供了一个抽象层，让不同的文件系统表现出一致的行为。
对于用户空间和内核空间的其他部分，这些文件系统看起来都是一样的：文件都有目录，都支持建立、打开，读写、关闭和删除操作，不用关注不同文件系统的细节。
VFS架构图：
你有没有发现，在计算机科学领域的很多问题，都可以通过增加一个中间的抽象层来解决，上图中 Linux 的 VFS 层就是应用和许多文件系统之间的抽象层。VFS 向上对应用提供了操作文件的标准接口，向下规范了一个文件系统要接入 VFS 必需要实现的机制。
后面我们就会看到，VFS 提供一系列数据结构和具体文件系统应该实现的回调函数。这样，一个文件系统就可以被安装到 VFS 中了。操作具体文件时，VFS 会根据需要调用具体文件系统的函数。从此文件系统的细节就被 VFS 屏蔽了，应用程序只需要调用标准的接口就行了。
VFS数据结构
VFS 为了屏蔽各个文件系统的差异，就必须要定义一组通用的数据结构，规范各个文件系统的实现，每种结构都对应一套回调函数集合，这是典型的面向对象的设计方法。
这些数据结构包含描述文件系统信息的超级块、表示文件名称的目录结构、描述文件自身信息的索引节点结构、表示打开一个文件的实例结构。下面我们依次探讨这些结构。
超级块结构
首先我们来看一看超级块结构，这个结构用于一个具体文件系统的相关信息，其中包含了 VFS 规定的标准信息，也有具体文件系统的特有信息，Linux 系统中的超级块结构是一个文件系统安装在 VFS 中的标识。我们来看看代码，如下所示。
struct super_block {
struct list_head s_list; //超级块链表
dev_t s_dev; //设备标识
unsigned char s_blocksize_bits;//以位为单位的块大小
unsigned long s_blocksize;//以字节为单位的块大小
loff_t s_maxbytes; //一个文件最大多少字节
struct file_system_type *s_type; //文件系统类型
const struct super_operations *s_op;//超级块函数集合
const struct dquot_operations *dq_op;//磁盘限额函数集合
unsigned long s_flags;//挂载标志
unsigned long s_magic;//文件系统魔数
struct dentry *s_root;//挂载目录
struct rw_semaphore s_umount;//卸载信号量
int s_count;//引用计数
atomic_t s_active;//活动计数
struct block_device *s_bdev;//块设备
void *s_fs_info;//文件系统信息
time64_t s_time_min;//最小时间限制
time64_t s_time_max;//最大时间限制
char s_id[32]; //标识名称
uuid_t s_uuid; //文件系统的UUID
struct list_lru s_dentry_lru;//LRU方式挂载的目录
struct list_lru s_inode_lru;//LRU方式挂载的索引结点
struct mutex s_sync_lock;//同步锁
struct list_head s_inodes; //所有的索引节点
spinlock_t s_inode_wblist_lock;//回写索引节点的锁
struct list_head s_inodes_wb; //挂载所有要回写的索引节点
} __randomize_layout;
上述代码中我删除了我们现在不用关注的代码，在文件系统被挂载到 VFS 的某个目录下时，VFS 会调用获取文件系统自己的超级块的函数，用具体文件系统的信息构造一个上述结构的实例，有了这个结构实例，VFS 就能感知到一个文件系统插入了。
下面来看看超级块函数集合。
struct super_operations {
//分配一个新的索引结点结构
struct inode *(*alloc_inode)(struct super_block *sb);
//销毁给定的索引节点
void (*destroy_inode)(struct inode *);
//释放给定的索引节点
void (*free_inode)(struct inode *);
//VFS在索引节点为脏(改变)时，会调用此函数
void (*dirty_inode) (struct inode *, int flags);
//该函数用于将给定的索引节点写入磁盘
int (*write_inode) (struct inode *, struct writeback_control *wbc);
//在最后一个指向索引节点的引用被释放后，VFS会调用该函数
int (*drop_inode) (struct inode *);
void (*evict_inode) (struct inode *);
//减少超级块计数调用
void (*put_super) (struct super_block *);
//同步文件系统调用
int (*sync_fs)(struct super_block *sb, int wait);
//释放超级块调用
int (*freeze_super) (struct super_block *);
//释放文件系统调用
int (*freeze_fs) (struct super_block *);
int (*thaw_super) (struct super_block *);
int (*unfreeze_fs) (struct super_block *);
//VFS通过调用该函数，获取文件系统状态
int (*statfs) (struct dentry *, struct kstatfs *);
//当指定新的安装选项重新安装文件系统时，VFS会调用此函数
int (*remount_fs) (struct super_block *, int *, char *);
//VFS调用该函数中断安装操作。该函数被网络文件系统使用，如NFS
void (*umount_begin) (struct super_block *);
};
上述代码中 super_operations 结构中所有函数指针所指向的函数，都应该要由一个具体文件系统实现。
有了超级块和超级块函数集合结构，VFS 就能让一个文件系统的信息和表示变得规范了。也就是说，文件系统只要实现了 super_block 和 super_operations 两个结构，就可以插入到 VFS 中了。但是，这样的文件系统没有任何实质性的功能，我们接着往下看
目录结构
Linux 系统中所有文件都是用目录组织的，就连具体的文件系统也是挂载到某个目录下的。Linux 系统的目录结构逻辑示意图，如下所示。
Linux目录结构：
上图中显示了 Linux 文件目录情况，也显示了一个设备上的文件系统是如何挂载到某个目录下的。那么 VFS 用什么来表示一个目录呢？我们来看看代码，如下所示。
//快速字符串保存关于字符串的 "元数据"（即长度和哈希值）
struct qstr {
union {
struct {
HASH_LEN_DECLARE;
};
u64 hash_len;
};
const unsigned char *name;//指向名称字符串
};
struct dentry {
unsigned int d_flags; //目录标志
seqcount_spinlock_t d_seq; //锁
struct hlist_bl_node d_hash;//目录的哈希链表
struct dentry *d_parent; //指向父目录
struct qstr d_name; //目录名称
struct inode *d_inode; //指向目录文件的索引节点
unsigned char d_iname[DNAME_INLINE_LEN]; //短目录名
struct lockref d_lockref; //目录锁与计数
const struct dentry_operations *d_op;//目录的函数集
struct super_block *d_sb; //指向超级块
unsigned long d_time; //时间
void *d_fsdata; //指向具体文件系统的数据
union {
struct list_head d_lru; //LRU链表
wait_queue_head_t *d_wait;
};
struct list_head d_child; //挂入父目录的链表节点
struct list_head d_subdirs; //挂载所有子目录的链表
} __randomize_layout;
我们可以发现，dentry 结构中包含了目录的名字和挂载子目录的链表，同时也能指向父目录。但是需要注意的是，目录也是文件，需要用 inode 索引结构来管理目录文件数据。
这个目录文件数据，你可以把它想象成一个表，表有三列，它们分别是：名称、类型（文件或者目录）、inode 号。扫描这个表，就可以找出这个目录文件中包含的所有子目录或者文件。
接着我们来看看目录函数集, 如下所示。
struct dentry_operations {
//该函数判断目录对象是否有效
int (*d_revalidate)(struct dentry *, unsigned int);
int (*d_weak_revalidate)(struct dentry *, unsigned int);
//该函数为目录项生成散列值，当目录项要加入散列表中时，VFS调用该函数
int (*d_hash)(const struct dentry *, struct qstr *);
//VFS调用该函数来比较name1和name2两个文件名。多数文件系统使用VFS的默认操作，仅做字符串比较。对于有些文件系统，比如FAT，简单的字符串比较不能满足其需要，因为 FAT文件系统不区分大小写
int (*d_compare)(const struct dentry *,
unsigned int, const char *, const struct qstr *);
//当目录项对象的计数值等于0时，VFS调用该函数
int (*d_delete)(const struct dentry *);
//当分配目录时调用
int (*d_init)(struct dentry *);
//当目录项对象要被释放时，VFS调用该函数，默认情况下，它什么也不做
void (*d_release)(struct dentry *);
void (*d_prune)(struct dentry *);
//当一个目录项对象丢失了相关索引节点时，VFS调用该函数。默认情况下VFS会调用iput()函数释放索引节点
void (*d_iput)(struct dentry *, struct inode *);
//当需要生成一个dentry的路径名时被调用
char *(*d_dname)(struct dentry *, char *, int);
//当要遍历一个自动挂载时被调用（可选），这应该创建一个新的VFS挂载记录并将该记录返回给调用者
struct vfsmount *(*d_automount)(struct path *);
//文件系统管理从dentry的过渡（可选）时，被调用
int (*d_manage)(const struct path *, bool);
//叠加/联合类型的文件系统实现此方法
struct dentry *(*d_real)(struct dentry *, const struct inode *);
} ____cacheline_aligned;
dentry_operations 结构中的函数，也需要具体文件系统实现，下层代码查找或者操作目录时 VFS 就会调用这些函数，让具体文件系统根据自己储存设备上的目录信息处理并设置 dentry 结构中的信息，这样文件系统中的目录就和 VFS 的目录对应了。
现在我们已经解决了目录，下面我们就去看看 VFS 怎么实现表示文件。
文件索引结点
VFS 用 inode 结构表示一个文件索引结点，它里面包含文件权限、文件所属用户、文件访问和修改时间、文件数据块号等一个文件的全部信息，一个 inode 结构就对应一个文件，代码如下所示。
struct inode {
umode_t i_mode;//文件访问权限
unsigned short i_opflags;//打开文件时的标志
kuid_t i_uid;//文件所属的用户id
kgid_t i_gid;//文件所属的用户组id
unsigned int i_flags;//标志
const struct inode_operations *i_op;//inode函数集
struct super_block *i_sb;//指向所属超级块
struct address_space *i_mapping;//文件数据在内存中的页缓存
unsigned long i_ino;//inode号
dev_t i_rdev;//实际设备标志符
loff_t i_size;//文件大小，以字节为单位
struct timespec64 i_atime;//文件访问时间
struct timespec64 i_mtime;//文件修改时间
struct timespec64 i_ctime;//最后修改时间
spinlock_t i_lock; //保护inode的自旋锁
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;
struct list_head i_io_list;
struct list_head i_lru; //在缓存LRU中的链表节点
struct list_head i_sb_list;//在超级块中的链表节点
struct list_head i_wb_list;
atomic64_t i_version;//版本号
atomic64_t i_sequence;
atomic_t i_count;//计数
atomic_t i_dio_count;//直接io进程计数
atomic_t i_writecount;//写进程计数
union {
const struct file_operations *i_fop;//文件函数集合
void (*free_inode)(struct inode *);
};
struct file_lock_context *i_flctx;
struct address_space i_data;
void *i_private; //私有数据指针
} __randomize_layout;
inode 结构表示一个文件的全部信息，但这个 inode 结构是 VFS 使用的，跟某个具体文件系统上的“inode”结构并不是一一对应关系。
所以，inode 结构还有一套函数集合，用于具体文件系统根据自己特有的信息，构造出 VFS 使用的 inode 结构，这套函数集合如下所示。
struct inode_operations {
//VFS通过系统create()和open()接口来调用该函数，从而为dentry对象创建一个新的索引节点
int (*create) (struct inode *, struct dentry *,int);
//该函数在特定目录中寻找索引节点，该索引节点要对应于dentry中给出的文件名
struct dentry * (*lookup) (struct inode *, struct dentry *);
//被系统link()接口调用，用来创建硬连接。硬链接名称由dentry参数指定
int (*link) (struct dentry *, struct inode *, struct dentry *);
//被系统unlink()接口调用，删除由目录项dentry链接的索引节点对象
int (*unlink) (struct inode *, struct dentry *);
//被系统symlik()接口调用，创建符号连接，该符号连接名称由symname指定，连接对象是dir目录中的dentry目录项
int (*symlink) (struct inode *, struct dentry *, const char *);
//被mkdir()接口调用，创建一个新目录。
int (*mkdir) (struct inode *, struct dentry *, int);
//被rmdir()接口调用，删除dentry目录项代表的文件
int (*rmdir) (struct inode *, struct dentry *);
//被mknod()接口调用，创建特殊文件(设备文件、命名管道或套接字)。
int (*mknod) (struct inode *, struct dentry *, int, dev_t);
//VFS调用该函数来移动文件。文件源路径在old_dir目录中，源文件由old_dentry目录项所指定，目标路径在new_dir目录中，目标文件由new_dentry指定
int (*rename) (struct inode *, struct dentry *, struct inode *, struct dentry *);
//被系统readlink()接口调用，拷贝数据到特定的缓冲buffer中。拷贝的数据来自dentry指定的符号链接
int (*readlink) (struct dentry *, char *, int);
//被VFS调用，从一个符号连接查找他指向的索引节点
int (*follow_link) (struct dentry *, struct nameidata *);
//在follow_link()调用之后，该函数由vfs调用进行清除工作
int (*put_link) (struct dentry *, struct nameidata *);
//被VFS调用，修改文件的大小，在调用之前，索引节点的i_size项必须被设置成预期的大小
void (*truncate) (struct inode *);
//该函数用来检查给定的inode所代表的文件是否允许特定的访问模式，如果允许特定的访问模式，返回0，否则返回负值的错误码
int (*permission) (struct inode *, int);
//被notify_change接口调用，在修改索引节点之后，通知发生了改变事件
int (*setattr) (struct dentry *, struct iattr *);
//在通知索引节点需要从磁盘中更新时，VFS会调用该函数
int (*getattr) (struct vfsmount *, struct dentry *, struct kstat *);
//被VFS调用，向dentry指定的文件设置扩展属性
int (*setxattr) (struct dentry *, const char *, const void *, size_t, int);
//被VFS调用，拷贝给定文件的扩展属性name对应的数值
ssize_t (*getxattr) (struct dentry *, const char *, void *, size_t);
//该函数将特定文件所有属性列表拷贝到一个缓冲列表中
ssize_t (*listxattr) (struct dentry *, char *, size_t);
//该函数从给定文件中删除指定的属性
int (*removexattr) (struct dentry *, const char *);
};
上述代码中删除了一些我们不用关心的接口，VFS 通过定义 inode 结构和函数集合，并让具体文件系统实现这些函数，使得 VFS 及其上层只要关注 inode 结构，底层的具体文件系统根据自己的文件信息生成相应的 inode 结构，达到了 VFS 表示一个文件的目的。
下面我们再看一个实例，进一步理解 VFS 如何表示一个打开的文件。
打开的文件
如何表示应用进程打开的不同文件呢？ VFS 设计了一个文件对象结构解决这个问题，文件对象结构表示进程已打开的文件。
如果我们站在应用程序的角度思考，文件对象结构会首先进入我们的视野。应用程序直接处理的就是文件，而不是超级块、索引节点或目录项。文件对象结构包含了我们非常熟悉的信息，如访问模式、当前读写偏移等。我们来看代码，如下所示。
struct file {
union {
struct llist_node fu_llist;
struct rcu_head fu_rcuhead;
} f_u;
struct path f_path; //文件路径
struct inode *f_inode; //文件对应的inode
const struct file_operations *f_op;//文件函数集合
spinlock_t f_lock; //自旋锁
enum rw_hint f_write_hint;
atomic_long_t f_count;//文件对象计数据。
unsigned int f_flags;//文件标志
fmode_t f_mode;//文件权限
struct mutex f_pos_lock;//文件读写位置锁
loff_t f_pos;//进程读写文件的当前位置
u64 f_version;//文件版本
void *private_data;//私有数据
} __randomize_layout
在进程结构中有个文件表，那个表其实就是 file 结构的指针数组，进程每打开一个文件就会建立一个 file 结构实例，并将其地址放入数组中，最后返回对应的数组下标，就是我们调用 open 函数返回的那个整数。
对于 file 结构，也有对应的函数集合 file_operations 结构,如下所示：
struct file_operations {
struct module *owner;//所在的模块
loff_t (*llseek) (struct file *, loff_t, int);//调整读写偏移
ssize_t (*read) (struct file *, char __user *, size_t, loff_t *);//读
ssize_t (*write) (struct file *, const char __user *, size_t, loff_t *);//写
int (*mmap) (struct file *, struct vm_area_struct *);//映射
int (*open) (struct inode *, struct file *);//打开
int (*flush) (struct file *, fl_owner_t id);//刷新
int (*release) (struct inode *, struct file *);//关闭
} __randomize_layout;
file_operations 结构中的函数指针有 31 个，这里删除了我们不需要关注的函数指针，这些函数依然需要具体文件系统来实现，由 VFS 层来调用。
到此为止，有超级块、目录结构、文件索引节点，打开文件的实例，通过四大对象就可以描述抽象出一个文件系统了。而四大对象的对应的操作函数集合，又由具体的文件系统来实现，这两个一结合，一个文件系统的状态和行为都具备了。
这样一个具体的文件系统，我们就可以安装在 VFS 中运行了。
四大对象结构的关系
想要了解构成文件系统的四大对象结构的工作机制，还必须要搞清楚，随着 VFS 代码的运行，这些对象结构在内存中的建立和销毁以及它们之间的组织关系。
VFS对象关系示意图：
上图中展示了 spuer_block、dentry、inode、file 四大结构的关系，当然这只是打开一个文件的情况，如果打开了多个文件则相应的结构实例就会增加，不过底层逻辑还是前面图里梳理的这样，万变不离其宗。
文件操作
Linux 下常规的文件操作就是打开、读、写、关闭，让我们分别讨论一下这几种文件操作的流程。
打开文件
在对文件进行读写之前，需要先用 open 函数打开这个文件。应用程序使用标准库的 open 函数来打开一个文件。
在 x86_64 架构里，open 函数会执行 syscall 指令，从用户态转换到内核态，并且最终调用到 do_sys_open 函数，然进而调用 do_sys_openat2 函数。
打开文件流程示意图：
上图中清楚了展示了从系统调用开始，打开文件的全部主要流程，file、dentry、inode 三个结构在这个流程中扮演了重要角色。在查找路径和检查权限后，进入了具体文件系统的打开流程。
读写文件
只要打开了一个文件，就可以对文件进行进一步的读写操作了。其实读写本是两个操作，只数据流向不同：读操作是数据从文件经由内核流向进程，而写操作是数据从进程经由内核流向文件。
所以，下面我们以读操作为例，看看读操作的流程，我依然用画图的方式为你展示这一流程，如下所示。
上图中展示了读文件操作的函数调用流程，写文件操作的流程和读文件操作的流程一样，只是数据流向不同，
关闭文件
我们打开了文件，也对文件进行了读写，然后就到了关闭文件的环节。为什么要关闭文件呢？因为打开文件时分配了很多资源，如 file、dentry、inode，内存缓冲区等，这些资源使用了都要还给系统，如若不然，就会导致资源泄漏。
下面我们就来看看关闭文件的操作流程，我同样用画图的方式为你展示这一流程，如下所示。
关闭文件流程示意图：
以上就是关闭一个文件的全部流程。它回收了 file 结构，其中最重要是调用了文件系统的 flush 函数，它给了文件系统一个刷新缓冲区，把数据写回储存设备的机会，这样就保证了储存设备数据的一致性。
文件系统实例
为了进一步加深理解，写了一个 400 行代码左右的最小文件系统，它就是 trfs，这是一个内存文件系统，支持文件的建立、打开、读写、关闭等操作，通过内存块存放数据。下面仅对文件系统的注册和使用进行介绍。
注册 trfs
我们先来看看如何注册 trfs 文件系统的。由于我们的文件系统是写在 Linux 内核模块中的，所以我们要在模块初始化函数中注册文件系统 ，Linux 注册文件系统需要一个参数，即文件系统类型结构，它里面放着文件系统名字、文件系统挂载、卸载的回调函数，代码如下所示。
struct file_system_type trfs_fs_type = {
.owner = THIS_MODULE,
.name = "trfs",//文件系统名字
.mount = trfs_mount,//文件系统挂载函数
.kill_sb = trfs_kill_superblock,//文件系统卸载函数
};
static int trfs_init(void)
{
int ret;
init_fileinfo();//初始化trfs文件系统数据结构
ret = register_filesystem(&trfs_fs_type);//注册文件系统
if (ret)
printk(KERN_EMERG"register trfs failed\n");
printk(KERN_EMERG"trfs is ok\n");
return ret;
}
static void trfs_exit(void)
{
exit_fileinfo();//释放trfs文件系统数据结构
unregister_filesystem(&trfs_fs_type);//卸载文件系统
}
module_init(trfs_init);
module_exit(trfs_exit);
上面的代码只展示了注册文件系统的代码，其它代码在课程相关代码目录下。支持文件打开、读写、关闭操作，能够在内存中保存文件数据。
使用 trfs 文件系统
注册了 trfs 文件系统，这不等于可以使用这个文件系统存取文件了。那么如何使用 trfs 文件系统呢？当然首先是编译 trfs 内核模块代码，在终端中 cd 到对应的目录下执行 make，然后把编译好的内核模块插入到系统中，最后就是将这个文件系统挂载到一个具体的目录下。代码如下。
make //编译内核模块
sudo insmod trfs.ko //把内核模块插入到内核
sudo mount -t trfs none /mnt/ // 挂载trfs文件系统到mnt目录下
有了上述代码，挂载 trfs 到 /mnt 下，我们就可以用 touch 建立一个文件，然后用 cat 读取这个文件了。
小结
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1.什么是 VFS。VFS 是虚拟文件系统，是 Linux 中一个中间层，它抽象了文件系统共有数据结构和操作函数集合。一个具体的文件系统只要实现这些函数集合就可以插入 VFS 中了，也因为 VFS 的存在，使得 Linux 可以同时支持各种不同的文件系统。
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2.VFS 的数据结构，为了搞清楚 VFS 的实现原理，我们研究了它的数据结构，分别是表示文件系统的超级块结构、表示文件路径的目录结构、表示文件自身的索引结点结构，还有进程打开的文件实例结构，最后还了解了它们之间的关系。
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3.为了进一步了解 VFS 和具体文件系统的工作机制，我们研究了文件的打开、读写、关闭等操作流程，在这些流程我们明白了 VFS 是如何和具体文件系统打通的。
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4.为了弄懂一个具体文件系统是如何安装到 VFS 中的，我们实现了一个小的 trfs 文件系统，trfs 将文件数据保存在内存中， 将 trfs 挂载到 Linux 中某个目录下就可以让一些标准应用进行文件操作了。
PS：
super_block，dentry，inode 这三个数据结构 ，一定要在储存设备上对应存在吗？
答：不需要严格对应，之所以要对应是为了使用、维护更加方便，抽象是软件设计最大的魅力。