看了之前的關(guān)于Linux內(nèi)存管理和進(jìn)程調(diào)度的文章，相比讀者們應(yīng)該對Linux有了大致的了解，本文的主題是Linux虛擬文件系統(tǒng)。閑話少說，開始！

1.軟鏈接和硬鏈接的區(qū)別

我們知道文件都有文件名與數(shù)據(jù)，數(shù)據(jù)分兩部分：用戶數(shù)據(jù) (user data) 與元數(shù)據(jù) (metadata)。用戶數(shù)據(jù)，即文件數(shù)據(jù)塊 (data block)，數(shù)據(jù)塊是記錄文件真實(shí)內(nèi)容的地方；而元數(shù)據(jù)則是文件的附加屬性，如文件大小、創(chuàng)建時間、所有者等信息。在 Linux 中，元數(shù)據(jù)中的 inode 號（inode 是文件元數(shù)據(jù)的一部分但其并不包含文件名，inode 號即索引節(jié)點(diǎn)號）才是文件的唯一標(biāo)識而非文件名。文件名僅是為了方便人們的記憶和使用，系統(tǒng)或程序通過 inode 號尋找正確的文件數(shù)據(jù)塊

為解決文件的共享使用，Linux 系統(tǒng)引入了兩種鏈接：硬鏈接 (hard link) 與軟鏈接（又稱符號鏈接，即 soft link 或 symbolic link）。鏈接為 Linux 系統(tǒng)解決了文件的共享使用，還帶來了隱藏文件路徑、增加權(quán)限安全及節(jié)省存儲等好處。若一個 inode 號對應(yīng)多個文件名，則稱這些文件為硬鏈接。硬鏈接就是同一個文件使用了多個別名

由于硬鏈接是有著相同 inode 號僅文件名不同的文件，因此硬鏈接存在以下幾點(diǎn)特性：

•  文件有相同的 inode 及 data block；
•  只能對已存在的文件進(jìn)行創(chuàng)建；
•  不能交叉文件系統(tǒng)進(jìn)行硬鏈接的創(chuàng)建；
•  不能對目錄進(jìn)行創(chuàng)建，只可對文件創(chuàng)建；
•  刪除一個硬鏈接文件并不影響其他有相同 inode 號的文件。

inode 號僅在各文件系統(tǒng)下是唯一的，當(dāng) Linux 掛載多個文件系統(tǒng)后將出現(xiàn) inode 號重復(fù)的現(xiàn)象，因此硬鏈接創(chuàng)建時不可跨文件系統(tǒng)

軟鏈接與硬鏈接不同，若文件用戶數(shù)據(jù)塊中存放的內(nèi)容是另一文件的路徑名的指向，則該文件就是軟連接。軟鏈接就是一個普通文件，只是數(shù)據(jù)塊內(nèi)容有點(diǎn)特殊。軟鏈接有著自己的 inode 號以及用戶數(shù)據(jù)塊。因此軟鏈接的創(chuàng)建與使用沒有類似硬鏈接的諸多限制：

•  軟鏈接有自己的文件屬性及權(quán)限等；
•  可對不存在的文件或目錄創(chuàng)建軟鏈接；
•  軟鏈接可交叉文件系統(tǒng)；
•  軟鏈接可對文件或目錄創(chuàng)建；
•  創(chuàng)建軟鏈接時，鏈接計(jì)數(shù) i_nlink 不會增加；
•  刪除軟鏈接并不影響被指向的文件，但若被指向的原文件被刪除，則相關(guān)軟連接被稱為死鏈接（即 dangling link，若被指向路徑文件被重新創(chuàng)建，死鏈接可恢復(fù)為正常的軟鏈接）。
•  一般情況下，文件名和inode號碼是"一一對應(yīng)"關(guān)系，每個inode號碼對應(yīng)一個文件名。但是，Unix/Linux系統(tǒng)允許，多個文件名指向同一個inode號碼。這意味著，可以用不同的文件名訪問同樣的內(nèi)容；對文件內(nèi)容進(jìn)行修改，會影響到所有文件名；但是，刪除一個文件名，不影響另一個文件名的訪問。這種情況就被稱為"硬鏈接"（hard link）。

2.Linux VFS

Linux 有著極其豐富的文件系統(tǒng)，大體上可分如下幾類：

1.  網(wǎng)絡(luò)文件系統(tǒng)，如 nfs、cifs 等；
2.  磁盤文件系統(tǒng)，如 ext4、ext3 等；
3.  特殊文件系統(tǒng)，如 proc、sysfs、ramfs、tmpfs 等。

實(shí)現(xiàn)以上這些文件系統(tǒng)并在 Linux 下共存的基礎(chǔ)就是 Linux VFS（Virtual File System 又稱 Virtual Filesystem Switch），即虛擬文件系統(tǒng)。VFS 作為一個通用的文件系統(tǒng)，抽象了文件系統(tǒng)的四個基本概念：文件、目錄項(xiàng) (dentry)、索引節(jié)點(diǎn) (inode) 及掛載點(diǎn)，其在內(nèi)核中為用戶空間層的文件系統(tǒng)提供了相關(guān)的接口。VFS 實(shí)現(xiàn)了 open()、read() 等系統(tǒng)調(diào)并使得 cp 等用戶空間程序可跨文件系統(tǒng)。VFS 真正實(shí)現(xiàn)了上述內(nèi)容中：在 Linux 中除進(jìn)程之外一切皆是文件。

Linux VFS 存在四個基本對象：超級塊對象 (superblock object)、索引節(jié)點(diǎn)對象 (inode object)、目錄項(xiàng)對象 (dentry object) 及文件對象 (file object)。超級塊對象代表一個已安裝的文件系統(tǒng)；索引節(jié)點(diǎn)對象代表一個文件；目錄項(xiàng)對象代表一個目錄項(xiàng)，如設(shè)備文件 event5 在路徑 /dev/input/event5 中，其存在四個目錄項(xiàng)對象：/ 、dev/ 、input/ 及 event5。文件對象代表由進(jìn)程打開的文件。為文件路徑的快速解析，Linux VFS 設(shè)計(jì)了目錄項(xiàng)緩存（Directory Entry Cache，即 dcache）。

3.文件的打開過程

open()系統(tǒng)調(diào)用的過程如下：

1.查看system-wide open-file table（系統(tǒng)打開文件表）中是否有該文件，即查看該文件是否已經(jīng)被其他進(jìn)程打開了

2.如果存在，那么該進(jìn)程會在自己的per-process open-file table（進(jìn)程打開文件表）中，建立一個項(xiàng)目，指向system-wide open-file table中的該文件

3.如果不存在，則需要根據(jù)file name在directory中查找該file，通常directory中的部分內(nèi)容在cache中，這樣可以加快搜索速度。

4.一旦文件被找到，那么FCB(file control block)文件控制塊會被復(fù)制到system-wide open-file table中，該表不僅僅保存FCB，而且記錄每個文件被多少個進(jìn)程打開

5.接下來，在per-process open-file table（進(jìn)程打開文件表）中，簡直一個entry，指向進(jìn)程打開文件表中該項(xiàng)目

當(dāng)進(jìn)程close()一個文件時：

1.該進(jìn)程的per-process open-flle table中的對應(yīng)項(xiàng)會被刪除，系統(tǒng)打開表中的該文件計(jì)數(shù)器會減1

2.如果系統(tǒng)打開表中的計(jì)算為0，那么刪除該文件項(xiàng)

4.inode的理解

操作系統(tǒng)讀取硬盤的時候，不會一個個扇區(qū)地讀取，這樣效率太低，而是一次性連續(xù)讀取多個扇區(qū)，即一次性讀取一個"塊"（block）。這種由多個扇區(qū)組成的"塊"，是文件存取的最小單位。"塊"的大小，最常見的是4KB，即連續(xù)八個 sector組成一個 block。

文件數(shù)據(jù)都儲存在"塊"中，那么很顯然，我們還必須找到一個地方儲存文件的元信息，比如文件的創(chuàng)建者、文件的創(chuàng)建日期、文件的大小等等。這種儲存文件元信息的區(qū)域就叫做inode，中文譯名為"索引節(jié)點(diǎn)"。

inode包含文件的元信息，具體來說有以下內(nèi)容：

* 文件的字節(jié)數(shù)

* 文件擁有者的User ID

* 文件的Group ID

* 文件的讀、寫、執(zhí)行權(quán)限

* 文件的時間戳，共有三個：ctime指inode上一次變動的時間，mtime指文件內(nèi)容上一次變動的時間，atime指文件上一次打開的時間。

* 鏈接數(shù)，即有多少文件名指向這個inode

* 文件數(shù)據(jù)block的位置

除了文件名以外的所有文件信息，都存在inode之中

每個inode都有一個號碼，操作系統(tǒng)用inode號碼來識別不同的文件。

表面上，用戶通過文件名，打開文件。實(shí)際上，系統(tǒng)內(nèi)部這個過程分成三步：首先，系統(tǒng)找到這個文件名對應(yīng)的inode號；其次，通過inode號，獲取inode信息；最后，根據(jù)inode信息，找到文件數(shù)據(jù)所在的block，讀出數(shù)據(jù)。

目錄（directory）也是一種文件，目錄文件的結(jié)構(gòu)非常簡單，就是一系列目錄項(xiàng)（dirent）的列表。每個目錄項(xiàng)，由兩部分組成：所包含文件的文件名，以及該文件名對應(yīng)的inode號碼。

數(shù)據(jù)塊尋址

inode中記錄了文件數(shù)據(jù)塊的位置，有三種尋址方式：direct blocks直接指向數(shù)據(jù)塊;single indirect指向一個block，該block中為數(shù)據(jù)塊的指針；double indirect，兩級block

Linux系統(tǒng)篇-文件系統(tǒng)&虛擬文件系統(tǒng)（非常重要！）

5.文件描述符

在Linux系統(tǒng)中一切皆可以看成是文件，文件又可分為：普通文件、目錄文件、鏈接文件和設(shè)備文件。文件描述符（file descriptor）是內(nèi)核為了高效管理已被打開的文件所創(chuàng)建的索引，其是一個非負(fù)整數(shù)（通常是小整數(shù)），用于指代被打開的文件，所有執(zhí)行I/O操作的系統(tǒng)調(diào)用都通過文件描述符。程序剛剛啟動的時候，0是標(biāo)準(zhǔn)輸入，1是標(biāo)準(zhǔn)輸出，2是標(biāo)準(zhǔn)錯誤。如果此時去打開一個新的文件，它的文件描述符會是3。POSIX標(biāo)準(zhǔn)要求每次打開文件時（含socket）必須使用當(dāng)前進(jìn)程中最小可用的文件描述符號碼

文件描述符是系統(tǒng)的一個重要資源，雖然說系統(tǒng)內(nèi)存有多少就可以打開多少的文件描述符，但是在實(shí)際實(shí)現(xiàn)過程中內(nèi)核是會做相應(yīng)的處理的，一般最大打開文件數(shù)會是系統(tǒng)內(nèi)存的10%（以KB來計(jì)算）（稱之為系統(tǒng)級限制）

6.文件描述符和打開文件之間的關(guān)系

每一個文件描述符會與一個打開文件相對應(yīng)，同時，不同的文件描述符也會指向同一個文件。相同的文件可以被不同的進(jìn)程打開也可以在同一個進(jìn)程中被多次打開。系統(tǒng)為每一個進(jìn)程維護(hù)了一個文件描述符表，該表的值都是從0開始的，所以在不同的進(jìn)程中你會看到相同的文件描述符，這種情況下相同文件描述符有可能指向同一個文件，也有可能指向不同的文件。具體情況要具體分析，要理解具體其概況如何，需要查看由內(nèi)核維護(hù)的3個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。

1. 進(jìn)程級的文件描述符表

2. 系統(tǒng)級的打開文件描述符表

3. 文件系統(tǒng)的i-node表

進(jìn)程級的描述符表的每一條目記錄了單個文件描述符的相關(guān)信息。

1. 控制文件描述符操作的一組標(biāo)志。（目前，此類標(biāo)志僅定義了一個，即close-on-exec標(biāo)志）

2. 對打開文件句柄的引用

內(nèi)核對所有打開的文件的文件維護(hù)有一個系統(tǒng)級的描述符表格（open file description table）。有時，也稱之為打開文件表（open file table），并將表格中各條目稱為打開文件句柄（open file handle）。一個打開文件句柄存儲了與一個打開文件相關(guān)的全部信息，如下所示：

1. 當(dāng)前文件偏移量（調(diào)用read()和write()時更新，或使用lseek()直接修改）

2. 打開文件時所使用的狀態(tài)標(biāo)識（即，open()的flags參數(shù)）

3. 文件訪問模式（如調(diào)用open()時所設(shè)置的只讀模式、只寫模式或讀寫模式）

4. 與信號驅(qū)動相關(guān)的設(shè)置

5. 對該文件i-node對象的引用

6. 文件類型（例如：常規(guī)文件、套接字或FIFO）和訪問權(quán)限

7. 一個指針，指向該文件所持有的鎖列表

8. 文件的各種屬性，包括文件大小以及與不同類型操作相關(guān)的時間戳

在進(jìn)程A中，文件描述符1和30都指向了同一個打開的文件句柄（標(biāo)號23）。這可能是通過調(diào)用dup()、dup2()、fcntl()或者對同一個文件多次調(diào)用了open()函數(shù)而形成的。

進(jìn)程A的文件描述符2和進(jìn)程B的文件描述符2都指向了同一個打開的文件句柄（標(biāo)號73）。這種情形可能是在調(diào)用fork()后出現(xiàn)的（即，進(jìn)程A、B是父子進(jìn)程關(guān)系），或者當(dāng)某進(jìn)程通過UNIX域套接字將一個打開的文件描述符傳遞給另一個進(jìn)程時，也會發(fā)生。再者是不同的進(jìn)程獨(dú)自去調(diào)用open函數(shù)打開了同一個文件，此時進(jìn)程內(nèi)部的描述符正好分配到與其他進(jìn)程打開該文件的描述符一樣。

此外，進(jìn)程A的描述符0和進(jìn)程B的描述符3分別指向不同的打開文件句柄，但這些句柄均指向i-node表的相同條目（1976），換言之，指向同一個文件。發(fā)生這種情況是因?yàn)槊總€進(jìn)程各自對同一個文件發(fā)起了open()調(diào)用。同一個進(jìn)程兩次打開同一個文件，也會發(fā)生類似情況。

7. 總結(jié)

1. 由于進(jìn)程級文件描述符表的存在，不同的進(jìn)程中會出現(xiàn)相同的文件描述符，它們可能指向同一個文件，也可能指向不同的文件

2. 兩個不同的文件描述符，若指向同一個打開文件句柄，將共享同一文件偏移量。因此，如果通過其中一個文件描述符來修改文件偏移量（由調(diào)用read()、write()或lseek()所致），那么從另一個描述符中也會觀察到變化，無論這兩個文件描述符是否屬于不同進(jìn)程，還是同一個進(jìn)程，情況都是如此。

3. 要獲取和修改打開的文件標(biāo)志（例如：O_APPEND、O_NONBLOCK和O_ASYNC），可執(zhí)行fcntl()的F_GETFL和F_SETFL操作，其對作用域的約束與上一條頗為類似。

4. 文件描述符標(biāo)志（即，close-on-exec）為進(jìn)程和文件描述符所私有。對這一標(biāo)志的修改將不會影響同一進(jìn)程或不同進(jìn)程中的其他文件描述符