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10 ext2文件系统IO流程：inode的创建、写入、读取、删除、释放子流程

在Linux文件系统中，inode就代表一个磁盘上的文件，所有磁盘文件的操作，最终都落到inode上去处理，inode的生命周期管理非常重要。但是inode的创建、写入、读取和删除，通常不是独立的流程，它是裹挟在其它的大IO流程中，比如创建文件。但是在其它流程中，inode的处理的介绍几乎是一笔带过，所以，有必要针对inode管理，总结一篇详实的材料。本文还是以ext2文件系统为例，来讲述inode生命周期的管理。

首先，你要知道inode管理的操作函数，都是在超级块结构体里声明，因为inode自己的操作表，都是和文件操作相关。好，我们一起来看一下：

// super.c

static const struct super_operations ext2_sops = {
    .alloc_inode    = ext2_alloc_inode,
    .free_inode     = ext2_free_in_core_inode,
    .write_inode    = ext2_write_inode,
    .evict_inode    = ext2_evict_inode,
    .put_super      = ext2_put_super,
    .sync_fs        = ext2_sync_fs,
    .freeze_fs      = ext2_freeze,
    .unfreeze_fs    = ext2_unfreeze,
    .statfs         = ext2_statfs,
    .remount_fs     = ext2_remount,
    .show_options   = ext2_show_options,
};

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08 ext2文件系统IO流程：删除文件unlink

前面几篇博客讲了创建文件、创建目录、查找文件，接下来说一下ext2文件系统是如何删除文件，ext2文件系统删除文件，并没有在物理设备上擦除文件，只是做了一个unlink操作，所谓的逻辑删除。unlink的具体实现，就是解除目录项与inode关系，这样目录项就不会关联到inode，就无法查找到文件，达到了删除的目的。unlink的具体的流程如下：

① 根据文件名和父目录信息，到磁盘上查找目录项（ext2_find_entry），记录对应的页面page和页地址page_addr
② 解除目录项与inode连接，然后删除目录项（逻辑删除，其实是与前一个目录项合并）
③ 修改inode->i_ctime，递减inode的硬链接数i->nlink，同时标记脏inode

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04 ext2文件系统格式化

要使用ext2文件系统，要先在设备上创建文件系统，也就是对设备进行格式化。常见的格式化工具有e2fsprog的mkefs，还有busybox的mkfs.ext2。接下来就以busybox的工具为例，介绍具体的格式化流程。

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012 Linux一次文件写过程wirte()

上一篇介绍了文件打开open()操作，在open()操作中，已经获取到了文件描述符fd，fd本质就是file对象的下标，通过fd可以直接得到缓存中的file对象，通过file对象就可以进行文件的写操作write()。

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03 ext2文件系统物理结构剖析

在说ext2物理结构之前，要先认祖归宗。

首先，大部分现代文件系统的祖先都能追溯到BSD FFS（Fast File System 1983年 BSD 4.2版本），所以对文件系统的介绍不可能忽略它。从40年后今天来看，BSD FFS的设计理念还有很多值得学习的地方，对于现代文件系统可以说是产生的深远的影响。在它的设计框架里，有一个超级块，一个块位图，一个inode位图和一些预分配的inode表。这种设计可在许多现代文件系统里找到影子。

4.2BSD (August 1983) would take over two years to implement and contained several major overhauls. Before its official release came three intermediate versions: 4.1a from April 1982[13] incorporated a modified version of BBN’s preliminary TCP/IP implementation; 4.1b from June 1982 included the new Berkeley Fast File System, implemented by Marshall Kirk McKusick; and 4.1c in April 1983 was an interim release during the last few months of 4.2BSD’s development. Back at Bell Labs, 4.1cBSD became the basis of the 8th Edition of Research Unix, and a commercially supported version was available from mt Xinu.

From: History of the Berkeley Software Distribution – Wikipedia

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02 ext2如何构造超级块super_block

上一篇介绍了ext2注册文件系统注册的流程，其中提到在注册文件系统时，给VFS传递了file_system_type结构体，在这个结构体中，包含了挂载函数指针ext2_mount()，用于挂载的回调操作。

在ext2_mount()函数实现中，调用了VFS的mount_bdev()来挂载块设备，这个mount_bdev()函数最后一个参数，是一个函数指针，VFS使用此函数完成超级块的构造和填充，而超级块是文件系统核心数据结构，它的构造是构建文件系统主要流程，本文就重点梳理一下超级块的构造，以下是mount_bdev()函数原型：

dentry *mount_bdev(struct file_system_type *fs_type,
	int flags, const char *dev_name, void *data,
	int (*fill_super)(struct super_block *, void *, int));

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01 ext2注册/解注册文件系统

前面章节介绍了文件系统数据结构和基本流程，接下来以ext2文件系统为例，详细说明如何从头构建一个文件系统，主要包括：文件系统注册/解注册、文件系统挂载、超级块管理、inode管理等等。今天我们先来说一下注册和解注册文件系统。

文件系统属于内核模块，内核在加载这些模块时，会调用初始化init和退出exit函数，一般在这两个函数中完成注册和解注册动作，参考如下示意图。

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011 Linux一次文件打开过程open()

前面介绍了文件系统的各种结构体，那么一次打开文件过程，需要和哪些结构体产生联系呢？要解决上面提出的问题，就要先搞清楚，函数是调用流程是怎样的，调用过程中串联了哪些数据结构，说起来也就是回答如下几个疑问：

打开文件的内核入口在哪里？
打开文件时，如何知道当前属于哪个文件系统呢？
如果文件已存在，那又如何获取目录项dentry和索引节点inode呢？
文件对象file是怎么构造的？
文件描述符是怎么产生的，又是如何跟file对象关联起来？

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009 Linux文件系统数据结构详解：挂载点mount和vfsmount

前面介绍了超级块super_block、索引节点inode、目录项dentry等核心数据结构，接下来介绍文件系统挂载相关的mount和vfsmount结构体。

文件系统挂载就是将一个文件系统安装到全局文件结构树的一个分支上，文件系统挂载能力是VFS对外提供的统一的接口，实际挂载时会调用具体文件系统的实现(mount函数)，这个具体实现逻辑是注册文件系统时，通过文件系统类型file_system_type结构体传递给VFS。挂载文件系统，VFS会回调具体文件系统的挂载函数mount()，mount()函数会构造超级块和根dentry，函数的返回值就是根dentry指针。

struct file_system_type {
	const char *name;
	int fs_flags;
	int (*init_fs_context)(struct fs_context *);
	const struct fs_parameter_spec *parameters;
	struct dentry *(*mount) (struct file_system_type *, int,
		       const char *, void *);
	void (*kill_sb) (struct super_block *);
	struct module *owner;
	struct file_system_type * next;
	struct hlist_head fs_supers;
        ......
};

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008 Linux文件系统数据结构详解：目录项dentry

前两篇博客看了超级块和索引节点的数据结构，接下来研究一下目录项dentry的结构。目录项设计的目的是构建完整的目录树，这样可以快速找到文件对应的inode，帮助VFS完成文件操作。具体过程如下：

用户程序在调用open()、stat()、chmod()等函数时，传递文件路径信息到VFS，VFS需要根据文件路径找到对应的inode，所以VFS用文件名和目录项缓存一层一层比对，直到找到对应的目录项，进而获取inode信息。如果在缓存中没有命中，VFS将会新创建文件的inode和对应的目录项，并且持久化到磁盘上。

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