每個程序在Linux核心中都有一個task_struct結構體來維護程序相關的 資訊,稱為程序描述符(Process Descriptor),而在作業系統理論中稱為程序控制塊 (PCB,Process Control Block)。task_struct中有一個指標(struct files_struct *files; )指向files_struct結構體,稱為檔案 描述符表,其中每個表項包含一個指向已開啟的檔案的指標,如下圖所示。

         使用者程式不能直接訪問核心中的檔案描述符表,而只能使用檔案描述符表的索引 (即0、1、2、3這些數字),這些索引就稱為檔案描述符(File Descriptor),用int 型變數儲存。 當呼叫open 開啟一個檔案或建立一個新檔案時,核心分配一個檔案描述符並返回給使用者程式,該檔案描述符表項中的指標指向新開啟的檔案。當讀寫檔案時,使用者程式把檔案描述符傳給read 或write ,核心根據檔案描述符找到相應的表項,再通過表項中的指標找到相應的檔案。

       已開啟的檔案在核心中用file 結構體表示,檔案描述符表中的指標指向file 結構體。在file 結構體中維護File Status Flag(file 結構體的成員f_flags)和當前讀寫位置(file 結構體 的成員f_pos )。在下圖中,程序1和程序2都開啟同一檔案,但是對應不同的file 結構體,因此可 以有不同的File Status Flag和讀寫位置。file 結構體中比較重要的成員還有f_count,表示引用計 數(Reference Count),如dup 、fork 等系統呼叫會導致多個檔案描述符指向同一 個file 結構體,例如有fd1 和fd2 都引用同一個file 結構體,那麼它的引用計數就是2, 當close(fd1) 時並不會釋放file 結構體,而只是把引用計數減到1,如果再close(fd2) ,引用計數 就會減到0同時釋放file 結構體,這才真的關閉了檔案。 每個file 結構體都指向一個file_operations 結構體,這個結構體的成員都是函式指標,指向實現 各種檔案操作的核心函式。

比如在使用者程式中read 一個檔案描述符,read 通過系統呼叫進入核心, 然後找到這個檔案描述符所指向的file 結構體,找到file 結構體所指向的file_operations 結構 體,呼叫它的read 成員所指向的核心函式(如核心程式碼中實現函式可能為sys_read())以完成使用者請求。在使用者程式中調 用lseek 、read 、write 、ioctl 、open 等函式,最終都由核心呼叫file_operations 的各成員所指向 的核心函式完成使用者請求。file_operations 結構體中的release成員用於完成使用者程式的close 請 求,之所以叫release而不叫close 是因為它不一定真的關閉檔案,而是減少引用計數,只有引用計 數減到0才關閉檔案。對於同一個檔案系統上開啟的常規檔案來說,read 、write 等檔案操作的步驟 和方法應該是一樣的,呼叫的函式應該是相同的,所以圖中的三個開啟檔案的file 結構體指向同一 個file_operations 結構體。如果開啟一個字元裝置檔案,那麼它的read,write 操作肯定和常規文 件不一樣,不是讀寫磁碟的資料塊而是讀寫硬體裝置,所以file 結構體應該指向不同 的file_operations 結構體,其中的各種檔案操作函式由該裝置的驅動程式實現。 

       每個file 結構體都有一個指向dentry結構體的指標,“dentry”是directory entry(目錄項)的縮寫。 我們傳給open 、stat 等函式的引數的是一個路徑,如/home/akaedu/a ,需要根據路徑找到檔案 的inode。為了減少讀盤次數,核心快取了目錄的樹狀結構,稱為dentry cache,其中每個節點是一 個dentry結構體,只要沿著路徑各部分的dentry搜尋即可,從根目錄/找到home 目錄,然後找 到akaedu目錄,然後找到檔案a。dentry cache只儲存最近訪問過的目錄項,如果要找的目錄項 在cache中沒有,就要從磁碟讀到記憶體中。 

每個dentry結構體都有一個指標指向inode 結構體。inode 結構體儲存著從磁碟inode讀上來的信 息。在上圖的例子中,有兩個dentry,分別表示/home/akaedu/a 和/home/akaedu/b ,它們都指向同 一個inode,說明這兩個檔案互為硬連結。inode 結構體中儲存著從磁碟分割槽的inode讀上來資訊, 例如所有者、檔案大小、檔案型別和許可權位等。每個inode 結構體都有一個指向inode_operations結 構體的指標,後者也是一組函式指標指向一些完成檔案目錄操作的核心函式。 

     

    這張圖再次描述了fd-dentry->inode superblock 和file物理儲存的一個對映關係。

       和file_operations 不同,inode_operations所指向的不是針對某一個檔案進行操作的函式,而是影 響檔案和目錄佈局的函式,例如新增刪除檔案和目錄、跟蹤符號連結等等,屬於同一檔案系統的 各inode 結構體可以指向同一個inode_operations結構體。 inode 結構體有一個指向super_block結構體的指標。super_block結構體儲存著從磁碟分割槽的超級塊 讀上來的資訊,例如檔案系統型別、塊大小等。super_block結構體的s_root成員是一個指 向dentry的指標,表示這個檔案系統的根目錄被mount 到哪裡,在上圖的例子中這個分割槽 被mount 到/home 目錄下。 
        file 、dentry、inode 、super_block這幾個結構體組成了VFS的核心概念。對於ext2檔案系統來 說,在磁碟儲存佈局上也有inode和超級塊的概念,所以很容易和VFS中的概念建立對應關係。而 另外一些檔案系統格式來自非UNIX系統(例如Windows的FAT32、NTFS),可能沒有inode或超 級塊這樣的概念,但為了能mount 到Linux系統,也只好在驅動程式中硬湊一下,在Linux下 看FAT32和NTFS分割槽會發現許可權位是錯的,所有檔案都是rwxrwxrwx ,因為它們本來就沒 有inode和許可權位的概念,這是硬湊出來的。

        在UNIX系統中,使用者通過終端登入系統後得到一個Shell程序,這個終端成為Shell程序的控制終端 (Controlling Terminal),控制終端是儲存在PCB中的資訊,而我們知 道fork 會複製PCB中的資訊,因此由Shell程序啟動的其它程序的控制終端也是這個終端。
預設情況 下(沒有重定向),每個程序的標準輸入(stdin)、標準輸出(stdout)和標準錯誤輸出(stderr)都指向控制終端,因為在程式啟動時(在main 函式還 沒開始執行之前)會自動把控制終端開啟三次,分別賦給三個FILE *指 針stdin 、stdout和stderr,這三個檔案指標是libc 中定義的全域性變數,這三個檔案的描述符分別是0、1、2,儲存在相應的FILE 結構體中。程序從標準輸入讀也就是讀使用者的鍵盤輸入,程序往標準輸出或標準錯誤輸出寫也就是輸出到顯示器上
標頭檔案unistd.h 中有如下的巨集定義來表示這三個檔案描述符: 
#define STDIN_FILENO 0 
#define STDOUT_FILENO 1 
#define STDERR_FILENO 2


       每個程序都可以通過一個特殊的裝置檔案/dev/tty(字元裝置c) 訪問它的控制終端。事實上每個終端裝置都對應一個不同的裝置檔案,/dev/tty 提供了一個通用的介面,一個程序要訪問它的控制終端既可以通過/dev/tty 也可以通過該終端裝置所對應的裝置檔案來訪問。ttyname函式可以由檔案描述符查出對應的檔名,該檔案描述符必須指向一個終端裝置而不 能是任意檔案。不同的終端所對應的裝置檔名可以是/dev/pts/?, /dev/tty?等

[email protected]:~$ ls -l /dev/tty 

crw-rw-rw- 1 root tty 5, 0 Jan 29 09:46 /dev/tty 


       開頭的c表示檔案型別是字元裝置。中間的5, 0是它的裝置號,主裝置號5,次裝置號0,主裝置號 標識核心中的一個裝置驅動程式,次裝置號標識該裝置驅動程式管理的一個裝置。核心通過裝置號 找到相應的驅動程式,完成對該裝置的操作。我們知道常規檔案的這一列應該顯示檔案尺寸,而設 備檔案的這一列顯示裝置號,這表明裝置檔案是沒有檔案尺寸這個屬性的,因為裝置檔案在磁碟上 不儲存資料,對裝置檔案做讀寫操作並不是讀寫磁碟上的資料,而是在讀寫裝置。


       由open 返回的檔案描述符一定是該程序尚未使用的最小描述符。由於程式啟動時自動開啟檔案描述符0、1、2,因此第一次呼叫open開啟檔案通常會返回描述符3,再呼叫open 就會返回4。可以利用 這一點在標準輸入、標準輸出或標準錯誤輸出上開啟一個新檔案,實現重定向的功能。例如,首先 呼叫close 關閉檔案描述符1,然後呼叫open 開啟一個常規檔案,則一定會返回檔案描述符1,這時候標準輸出就不再是終端,而是一個常規檔案了,再呼叫printf就不會列印到螢幕上,而是寫到這 個檔案中了。

      需要說明的是,當一個程序終止時,核心對該程序所有尚未關閉的 檔案描述符呼叫close 關閉,所以即使使用者程式不呼叫close ,在終止時核心也會自動關閉它開啟的 所有檔案。但是對於一個長年累月執行的程式(比如網路伺服器),開啟的檔案描述符一定要記得 關閉,否則隨著開啟的檔案越來越多,會佔用大量檔案描述符和系統資源。

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傳統的Unix既有v節點（vnode）也有i節點（inode），vnode的資料結構中包含了inode資訊。但在Linux中沒有使用vnode，而使用了通用inode。“實現雖不同，但在概念上是一樣的。”
vnode (“virtual node”)僅在檔案開啟的時候，才出現的；而inode定位檔案在磁碟的位置，它的資訊本身是儲存在磁碟等上的，當開啟檔案的時候從磁碟上讀入記憶體。

inode結構體記錄了很多關於檔案的資訊，比如檔案長度，檔案所在的裝置，檔案的物理位置，建立、修改和更新時間等等，特別的，它不包含檔名！目錄下的所有檔名和目錄名都儲存在目錄的資料塊中，即如下圖的目錄塊。對於常規檔案，檔案的資料儲存在資料塊中，一個檔案通常佔用一個inode，但往往要佔用多個數據塊，資料塊是在分割槽進行檔案系統格式化時所指定的“最小儲存單位”，塊的大小為扇區的2^n倍，一個扇區512B。

• 如果多個inode指向同一個資料塊的時候，是不是就可以實現熟悉的連結了？！這就是軟連線的原理，新建一個檔案（一個符號連結檔案，檔案的屬性中有明確說明它是一個符號連結檔案），為需要連結的檔案分配一個新的inode，然後指向同一個資料塊。當我們用ls 檢視某個目錄或檔案時，如果加上-i 引數，就可以看到inode節點了；比如ls -li lsfile.sh ，最前面的數值就是inode資訊。
• 多個檔案共用一個inode，同樣可以實現連結？！這就是硬連結的原理，inode中有連結計數器，當增加一個檔案指向這個inode時，計數器增1。特別的，當計數器為0時候，檔案才真正從磁碟刪除。即ls -l 命令輸出中的第二欄。