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深入解析Linux内核I/O剖析（open,write实现）

时间：2016-08-10 06:21:52      阅读：621      评论：0      收藏：0      [点我收藏+]
Linux内核将一切视为文件，那么Linux的文件是什么呢？其既可以是事实上的真正的物理文件，也可以是设备、管道，甚至还可以是一块内存。狭义的文件是指文件系统中的物理文件，而广义的文件则可以是Linux管理的所有对象。这些广义的文件利用VFS机制，以文件系统的形式挂载在Linux内核中，对外提供一致的文件操作接口。
从数值上看，文件描述符是一个非负整数，其本质就是一个句柄，所以也可以认为文件描述符就是一个文件句柄。那么何为句柄呢？一切对于用户透明的返回值，即可视为句柄。用户空间利用文件描述符与内核进行交互；而内核拿到文件描述符后，可以通过它得到用于管理文件的真正的数据结构。
使用文件描述符即句柄，有两个好处：一是增加了安全性，句柄类型对用户完全透明，用户无法通过任何hacking的方式，更改句柄对应的内部结果，比如Linux内核的文件描述符，只有内核才能通过该值得到对应的文件结构；二是增加了可扩展性，用户的代码只依赖于句柄的值，这样实际结构的类型就可以随时发生变化，与句柄的映射关系也可以随时改变，这些变化都不会影响任何现有的用户代码。
Linux的每个进程都会维护一个文件表，以便维护（并不是指包含，其中有指针指向file结构（偏移量，引用计数，文件信息））该进程打开文件的信息，包括打开的文件个数、每个打开文件的偏移量等信息，

内核中进程对应的结构是PCB(task_struct)pcb中的一个指针此进程独有的文件表结构（包含文件描述符表）(struct files_struct)

  1. struct files_struct {
  2.   /* count为文件表files_struct的引用计数 */
        atomic_t count;
        /* 文件描述符表 */
        /*
         为什么有两个fdtable呢?这是内核的一种优化策略。fdt为指针, 而fdtab为普通变量。一般情况下, 
         fdt是指向fdtab的, 当需要它的时候, 才会真正动态申请内存。因为默认大小的文件表足以应付大多数
         情况, 因此这样就可以避免频繁的内存申请。
         这也是内核的常用技巧之一。在创建时, 使用普通的变量或者数组, 然后让指针指向它, 作为默认情况使
         用。只有当进程使用量超过默认值时, 才会动态申请内存。
        *//*
        struct fdtable __rcu *fdt;
        struct fdtable fdtab;
        * written part on a separate cache line in SMP
        */
        /* 使用____cacheline_aligned_in_smp可以保证file_lock是以cache
         line 对齐的, 避免了false sharing */
        spinlock_t file_lock ____cacheline_aligned_in_smp;
        /* 用于查找下一个空闲的fd */
        int next_fd;
        /* 保存执行exec需要关闭的文件描述符的位图 */
        struct embedded_fd_set close_on_exec_init;
        /* 保存打开的文件描述符的位图 */
        struct embedded_fd_set open_fds_init;
        /* fd_array为一个固定大小的file结构数组。struct file是内核用于文
        件管理的结构。这里使用默认大小的数组, 就是为了可以涵盖    大多数情况, 避免动
  3.     态分配 */
        struct file __rcu * fd_array[NR_OPEN_DEFAULT];
    };



每个文件都有一个32位的数字来表示下一个读写的字节位置，这个数字叫做文件位置。每次打开一个文件，除非明确要求，否则文件位置都被置为0，即文件的开始处，此后的读或写操作都将从文件的开始处执行，但你可以通过执行系统调用LSEEK（随机存储）对这个文件位置进行修改。Linux中专门用了一个数据 结构file来保存打开文件的文件位置，这个结构称为打开的文件描述（open file description）。这个数据结构的设置是煞费苦心的，因为它与进程的联系非常紧密，可以说这是VFS中一个比较难于理解的数据结构，file结构中主要保存了文件位置，此外，还把指向该文件索引节点的指针也放在其中。file结构形成一个双链表，称为系统打开文件表，其最大长度是NR_FILE，在fs.h中定义为8192。
 
  1. struct file 
  2. {
  4.  struct list_head        f_list;    /*所有打开的文件形成一个链表*/
  6.  struct dentry           *f_dentry; /*指向相关目录项的指针*/
  8.  struct vfsmount         *f_vfsmnt; /*指向VFS安装点的指针*/
  10.  struct file_operations  *f_op;     /*指向文件操作表的指针*/
  12.  mode_t f_mode;                                  /*文件的打开模式*/
  14.  loff_t f_pos;                                   /*文件的当前位置*/
  16.  unsigned short f_flags;                         /*打开文件时所指定的标志*/
  18.  unsigned short f_count;                           /*使用该结构的进程数*/
  20.  unsigned long f_reada, f_ramax, f_raend, f_ralen, f_rawin;
  22.  /*预读标志、要预读的最多页面数、上次预读后的文件指针、预读的字节数以及预读的页面数*/
  24.  int f_owner;                  /* 通过信号进行异步I/O数据的传送*/
  26.  unsigned int         f_uid, f_gid;  /*用户的UID和GID*/
  28.  int                 f_error;       /*网络写操作的错误码*/
  30.  
  32.  unsigned long f_version;           /*版本号*/
  34.  void *private_data;                      /* tty驱动程序所需 */
  36. };

内核中，对应于每个进程都有一个文件描述符表，表示这个进程打开的所有文件。文件描述表中每一项都是一个指针，指向一个用于 描述打开的文件的数据块———file对象，file对象中描述了文件的打开模式，读写位置等重要信息，当进程打开一个文件时，内核就会创建一个新的 file对象。需要注意的是，file对象不是专属于某个进程的，不同进程的文件描述符表中的指针可以指向相同的file对象，从而共享这个打开的文件。 file对象有引用计数，记录了引用这个对象的文件描述符个数，只有当引用计数为0时，内核才销毁file对象，因此某个进程关闭文件，不影响与之共享同 一个file对象的进程.

file对象中包含一个指针，指向dentry对象。dentry对象代表一个独立的文件路径，如果一个文件路径被打开多次，那么会建立多个file对象，但它们都指向同一个dentry对象。

dentry对象中又包含一个指向inode对象的指针。inode对象代表一个独立文件。因为存在硬链接与符号链接，因此不同的dentry 对象可以指向相同的inode对象.inode 对象包含了最终对文件进行操作所需的所有信息，如文件系统类型、文件的操作方法、文件的权限、访问日期等。

打开文件后，进程得到的文件描述符实质上就是文件描述符表的下标，内核根据这个下标值去访问相应的文件对象，从而实现对文件的操作。

注意，同一个进程多次打开同一个文件时，内核会创建多个file对象。
当进程使用fork系统调用创建一个子进程后，子进程将继承父进程的文件描述符表，因此在父进程中打开的文件可以在子进程中用同一个描述符访问。
---------------------------------------------------------------open解析---------------------------------------------------
  1. int open(const char *pathname, int flags);
  2. int open(const char *pathname, int flags, mode_t mode);
前一个是glibc封装的函数，后一个是系统调用
open源码追踪:
  1. long do_sys_open(int dfd, const char __user *filename, int flags, int mode)
  2. {
  3.     struct open_flags op;
  4.     /* flags为用户层传递的参数, 内核会对flags进行合法性检查, 并根据mode生成新的flags值赋给  lookup */
  5.     int lookup = build_open_flags(flags, mode, &op);
  6.     /* 将用户空间的文件名参数复制到内核空间 */
  7.     char *tmp = getname(filename);
  8.     int fd = PTR_ERR(tmp);
  9.     if (!IS_ERR(tmp)) {
  10.         /* 未出错则申请 新的文件描述符 */
  11.         fd = get_unused_fd_flags(flags);
  12.         if (fd >= 0) {/* 申请新的文件管理结构file */
  13.             struct file *f = do_filp_open(dfd, tmp, &op, lookup);
  14.             if (IS_ERR(f)) {
  15.                 put_unused_fd(fd);
  16.                 fd = PTR_ERR(f);
  17.             } else {
  18.                 /* 产生文件打开的通知事件 */
  19.                 fsnotify_open(f);
  20.                 /* 将文件描述符fd与文件管理结构file对应起来, 即安装 */
  21.                 fd_install(fd, f);
  22.             }
  23.         }
  24.         putname(tmp);
  25.     }
  26.     return fd;
  27. }
从上面来看，打开文件，内核消耗了2种资源：文件描述符跟内核管理文件结构file

根据POSIX标准，当获取一个新的文件描述符时，要返回最低的未使用的文件描述符。Linux是如何实现这一标准的呢？
在Linux中，通过do_sys_open->get_unused_fd_flags->alloc_fd（0，（flags））来选择文件描述符，代码如下
  1. int alloc_fd(unsigned start, unsigned flags)
  2. {
  3.     struct files_struct *files = current->files;//获取当前进程的对应包含文件描述符表的结构
  4.     unsigned int fd;
  5.     int error;
  6.     struct fdtable *fdt;
  7.     /* files为进程的文件表, 下面需要更改文件表, 所以需要先锁文件表 */
  8.     spin_lock(&files->file_lock);
  9. repeat:
  10.     /* 得到文件描述符表 */
  11.     fdt = files_fdtable(files);
  12.     /* 从start开始, 查找未用的文件描述符。在打开文件时, start为0 */
  13.     fd = start;
  14.     /* files->next_fd为上一次成功找到的fd的下一个描述符。使用next_fd, 可以快速找到未用的文件描述符；*/
  15.     if (fd < files->next_fd)
  16.         fd = files->next_fd;
  17.     /*
  18.     当小于当前文件表支持的最大文件描述符个数时, 利用位图找到未用的文件描述符。
  19.     如果大于max_fds怎么办呢?如果大于当前支持的最大文件描述符, 那它肯定是未
  20.     用的, 就不需要用位图来确认了。
  21.     */
  22.     if (fd < fdt->max_fds)
  23.         fd = find_next_zero_bit(fdt->open_fds->fds_bits,
  24.             fdt->max_fds, fd);
  25.     /* expand_files用于在必要时扩展文件表。何时是必要的时候呢?比如当前文件描述符已经超过了当
  26.     前文件表支持的最大值的时候。 */
  27.     error = expand_files(files, fd);
  28.     if (error < 0)
  29.         goto out;
  30.     /*
  31.     * If we needed to expand the fs array we
  32.     * might have blocked - try again.
  33.     */
  34.     if (error)
  35.         goto repeat;
  36.     /* 只有在start小于next_fd时, 才需要更新next_fd, 以尽量保证文件描述符的连续性。*/
  37.     if (start <= files->next_fd)
  38.         files->next_fd = fd + 1;
  39.     /* 将打开文件位图open_fds对应fd的位置置位 */
  40.     FD_SET(fd, fdt->open_fds);
  41. /* 根据flags是否设置了O_CLOEXEC, 设置或清除fdt->close_on_exec */
  42.     if (flags & O_CLOEXEC)
  43.         FD_SET(fd, fdt->close_on_exec);
  44.     else
  45.         FD_CLR(fd, fdt->close_on_exec);
  46.     error = fd;
  47. #if 1
  48.     /* Sanity check */
  49.     if (rcu_dereference_raw(fdt->fd[fd]) != NULL) {
  50.         printk(KERN_WARNING "alloc_fd: slot %d not NULL!\n", fd);
  51.         rcu_assign_pointer(fdt->fd[fd], NULL);
  52.     }
  53. #endif
  54. out:
  55.     spin_unlock(&files->file_lock);
  56.     return error;
  57. }
下面内核使用fd_install将文件管理结构file与fd组合起来，具体操作请看如下代码：
  1. void fd_install(unsigned int fd, struct file *file)
  2. {
  3.     struct files_struct *files = current->files;//获得进程文件表（包含文件描述符表）
  4.     struct fdtable *fdt;
  5.     spin_lock(&files->file_lock);
  6.     /* 得到文件描述符表 */
  7.     fdt = files_fdtable(files);
  8.     BUG_ON(fdt->fd[fd] != NULL);
  9.     /*
  10.     将文件描述符表中的file类型的指针数组中对应fd的项指向file。
  11.     这样文件描述符fd与file就建立了对应关系
  12.     */
  13.     rcu_assign_pointer(fdt->fd[fd], file);
  14.     spin_unlock(&files->file_lock);
  15. }
当用户使用fd与内核交互时，内核可以用fd从fdt->fd[fd]中得到内部管理文件的结构struct file。

-------------------------------------------close(关闭文件）------------------------------
close用于关闭文件描述符。而文件描述符可以是普通文件，也可以是设备，还可以是socket。在关闭时，VFS会根据不同的文件类型，执行不同的操作。
下面将通过跟踪close的内核源码来了解内核如何针对不同的文件类型执行不同的操作。
1.　分析close源码跟踪
首先，来看一下close的源码实现，代码如下
  1. SYSCALL_DEFINE1(close, unsigned int, fd)
  2. {
  3.     struct file * filp;
  4.     /* 得到当前进程的文件表 */
  5.     struct files_struct *files = current->files;
  6.     struct fdtable *fdt;
  7.     int retval;
  8.     spin_lock(&files->file_lock);
  9.     /* 通过文件表, 取得文件描述符表 */
  10.     fdt = files_fdtable(files);
  11.     /* 参数fd大于文件描述符表记录的最大描述符, 那么它一定是非法的描述符 */
  12.     if (fd >= fdt->max_fds)
  13.         goto out_unlock;
  14.     /* 利用fd作为索引, 得到file结构指针 */
  15.     filp = fdt->fd[fd];
  16.     /*
  17.     检查filp是否为NULL。正常情况下, filp一定不为NULL。
  18.     */
  19.     if (!filp)
  20.         goto out_unlock;
  21.     /* 将对应的filp置为0*/
  22.     rcu_assign_pointer(fdt->fd[fd], NULL);
  23.     /* 清除fd在close_on_exec位图中的位 */
  24.     FD_CLR(fd, fdt->close_on_exec);
  25.     /* 释放该fd, 或者说将其置为unused。*/
  26.     __put_unused_fd(files, fd);
  27.     spin_unlock(&files->file_lock);
  28.     /* 关闭file结构 */
  29.     retval = filp_close(filp, files); //这里将引用计数
  30.     /* can‘t restart close syscall because file table entry was cleared */
  31.     if (unlikely(retval == -ERESTARTSYS ||
  32.            retval == -ERESTARTNOINTR ||
  33.            retval == -ERESTARTNOHAND ||
  34.            retval == -ERESTART_RESTARTBLOCK))
  35.            retval = -EINTR;
  36.     return retval;
  37. out_unlock:
  38.     spin_unlock(&files->file_lock);
  39.     return -EBADF;
  40. }
  41. EXPORT_SYMBOL(sys_close);
请注意26行的__put_unused_fd,源码如下所示：
  1. static void __put_unused_fd(struct files_struct *files, unsigned int fd)
  2. {
  3.     /* 取得文件描述符表 */
  4.     struct fdtable *fdt = files_fdtable(files);
  5.     /* 清除fd在open_fds位图的位 */
  6.     __FD_CLR(fd, fdt->open_fds);
  7.     /* 如果fd小于next_fd, 重置next_fd为释放的fd */
  8.     if (fd < files->next_fd)
  9.         files->next_fd = fd;
  10. }
看到这里，我们来回顾一下之前分析过的alloc_fd函数，就可以总结出完整的Linux文件描述符选择计划：
·Linux选择文件描述符是按从小到大的顺序进行寻找的，文件表中next_fd用于记录下一次开始寻找的起点。当有空闲的描述符时，即可分配。
·当某个文件描述符关闭时，如果其小于next_fd，则next_fd就重置为这个描述符，这样下一次分配就会立刻重用这个文件描述符。
以上的策略，总结成一句话就是“Linux文件描述符策略永远选择最小的可用的文件描述符”。——这也是POSIX标准规定的。
        从__put_unused_fd退出后，close会接着调用filp_close，其调用路径为filp_close->fput。在fput中，会对当前文件struct file的引用计数减一并检查其值是否为0。当引用计数为0时，表示该struct file没有被其他人使用，则可以调用__fput执行真正的文件释放操作，然后调用要关闭文件所属文件系统的release函数，从而实现针对不同的文件类型来执行不同的关闭操作。

下一节让我们来看看Linux如何针对不同的文件类型，挂载不同的文件操作函数files_operations。
技术分享

每个file结构体都指向一个file_operations结构体，这个结构体的成员都是函数指针，指向实现各种文件操作的内核函数。比如在用户程序中read一个文件描述符，read通过系统调用进入内核，然后找到这个文件描述符所指向的file结构体，找到file结构体所指向的file_operations结构体，调用它的read成员所指向的内核函数以完成用户请求。在用户程序中调用lseek、read、write、ioctl、open等函数，最终都由内核调用file_operations的各成员所指向的内核函数完成用户请求。file_operations结构体中的release成员用于完成用户程序的close请求，之所以叫release而不叫close是因为它不一定真的关闭文件，而是减少引用计数，只有引用计数减到0才关闭文件。对于同一个文件系统上打开的常规文件来说，read、write等文件操作的步骤和方法应该是一样的，调用的函数应该是相同的，所以图中的三个打开文件的file结构体指向同一个file_operations结构体。如果打开一个字符设备文件，那么它的read、write操作肯定和常规文件不一样，不是读写磁盘的数据块而是读写硬件设备，所以file结构体应该指向不同的file_operations结构体，其中的各种文件操作函数由该设备的驱动程序实现。

每个file结构体都有一个指向dentry结构体的指针，“dentry”是directory entry（目录项）的缩写。我们传给open、stat等函数的参数的是一个路径，例如/home/akaedu/a，需要根据路径找到文件的inode。为了减少读盘次数，内核缓存了目录的树状结构，称为dentry cache，其中每个节点是一个dentry结构体，只要沿着路径各部分的dentry搜索即可，从根目录/找到home目录，然后找到akaedu目录，然后找到文件a。dentry cache只保存最近访问过的目录项，如果要找的目录项在cache中没有，就要从磁盘读到内存中。

每个dentry结构体都有一个指针指向inode结构体。inode结构体保存着从磁盘inode读上来的信息。在上图的例子中，有两个dentry，分别表示/home/akaedu/a和/home/akaedu/b，它们都指向同一个inode，说明这两个文件互为硬链接。inode结构体中保存着从磁盘分区的inode读上来信息，例如所有者、文件大小、文件类型和权限位等。每个inode结构体都有一个指向inode_operations结构体的指针，后者也是一组函数指针指向一些完成文件目录操作的内核函数。和file_operations不同，inode_operations所指向的不是针对某一个文件进行操作的函数，而是影响文件和目录布局的函数，例如添加删除文件和目录、跟踪符号链接等等，属于同一文件系统的各inode结构体可以指向同一个inode_operations结构体。

inode结构体有一个指向super_block结构体的指针。super_block结构体保存着从磁盘分区的超级块读上来的信息，例如文件系统类型、块大小等。super_block结构体的s_root成员是一个指向dentry的指针，表示这个文件系统的根目录被mount到哪里，在上图的例子中这个分区被mount到/home目录下。

file、dentry、inode、super_block这 几个结构体组成了VFS的核心概念。对于ext2文件系统来说，在磁盘存储布局上也有inode和超级块的概念，所以很容易和VFS中的概念建立对应关 系。而另外一些文件系统格式来自非UNIX系统（例如Windows的FAT32、NTFS），可能没有inode或超级块这样的概念，但为了能mount到Linux系统，也只好在驱动程序中硬凑一下，在Linux下看FAT32和NTFS分区会发现权限位是错的，所有文件都是rwxrwxrwx，因为它们本来就没有inode和权限位的概念，这是硬凑出来的

----------------------------------------------------以下来看自定义的files_operations，以socket举例，有一个struct file_operations结构体定义了很多函数指针，对应不同的读写关之类的操作，socket的读写关闭等操作分别对应不同的内核函数
  1. static const struct file_operations socket_file_ops = {
  2.     .owner =    THIS_MODULE,
  3.     .llseek =   no_llseek,
  4.     .aio_read = sock_aio_read,
  5.     .aio_write =    sock_aio_write,
  6.     .poll =     sock_poll,
  7.     .unlocked_ioctl = sock_ioctl,
  8. #ifdef CONFIG_COMPAT
  9.     .compat_ioctl = compat_sock_ioctl,
  10. #endif
  11.     .mmap =     sock_mmap,
  12.     .open =     sock_no_open,   /* special open code to disallow open via /proc */
  13.     .release =  sock_close,
  14.     .fasync =   sock_fasync,
  15.     .sendpage = sock_sendpage,
  16.     .splice_write = generic_splice_sendpage,
  17.     .splice_read =  sock_splice_read,
  18. };

在socket中，底层的函数sock_alloc_file用于申请socket文件描述符及文件管理结构file结构。它调用alloc_file来申请管理结构file，并将socket_file_ops这个结构体作为参数，如下所示：
  1. file = alloc_file(&path, FMODE_READ | FMODE_WRITE,
  2.       &socket_file_ops); 

  1. struct file *alloc_file(struct path *path, fmode_t mode,
  2.         const struct file_operations *fop)
  3. {
  4.     struct file *file;
  5.     /* 申请一个file */
  6.     file = get_empty_filp();
  7.     if (!file)
  8.         return NULL;
  9.     file->f_path = *path;
  10.     file->f_mapping = path->dentry->d_inode->i_mapping;
  11.     file->f_mode = mode;
  12.     /* 将自定义的文件操作函数指针结构体赋给file->f_op */
  13.     file->f_op = fop;
  14.     ……
  15. }
在初始化file结构的时候，socket文件系统将其自定义的文件操作赋给了file->f_op，从而实现了在VFS中可以调用socket文件系统自定义的操作。

----------------------------------遗忘close造成的后果---------------------------
文件描述符没有被释放。
用于文件管理的某些内存结构也没有被释放
对于普通进程来说，即使应用忘记了关闭文件，当进程退出时，Linux内核也会自动关闭文件，释放内存（详细过程见后文）。但是对于一个常驻进程来说，问题就变得严重了。
先看第一种情况，如果文件描述符没有被释放，那么再次申请新的描述符时，就不得不扩展当前的文件描述符表，如果文件描述发表始终不释放，个数迟早会达到上限，返回EMFILE错误
技术分享

-----------------------如何查看文件资源泄露--------------
使用lsof工具

---------------------------------读取文件
Linux中读取文件操作时，最常用的就是read函数，其原型如下
ssize_t read(int fd, void *buf, size_t count);
read尝试从fd中读取count个字节到buf中，并返回成功读取的字节数，同时将文件偏移向前移动相同的字节数。返回0的时候则表示已经到了“文件尾”。read还有可能读取比count小的字节数。
使用read进行数据读取时，要注意正确地处理错误，也是说read返回-1时，如果errno为EAGAIN、EWOULDBLOCK或EINTR，一般情况下都不能将其视为错误。因为前两者是由于当前fd为非阻塞且没有可读数据时返回的，后者是由于read被信号中断所造成的。这两种情况基本上都可以视为正常情况。
  1. SYSCALL_DEFINE3(read, unsigned int, fd, char __user *, buf, size_t, count)
  2. {
  3.     struct file *file;
  4.     ssize_t ret = -EBADF;
  5.     int fput_needed;
  6.     /* 通过文件描述符fd得到管理结构file */
  7.     file = fget_light(fd, &fput_needed);
  8.     if (file) {
  9.         /* 得到文件的当前偏移量 */
  10.         loff_t pos = file_pos_read(file);
  11.         /* 利用vfs进行真正的read */
  12.         ret = vfs_read(file, buf, count, &pos);
  13.         /* 更新文件偏移量 */
  14.         file_pos_write(file, pos);
  15.            /* 归还管理结构file, 如有必要, 就进行引用计数操作*/
  16.         fput_light(file, fput_needed);
  17.     }
  18.     return ret;
  19. }

查看VFS_read代码：
  1. ssize_t vfs_read(struct file *file, char __user *buf, size_t count, loff_t *pos)
  2. {
  3.     ssize_t ret;
  4.     /* 检查文件是否为读取打开 */
  5.     if (!(file->f_mode & FMODE_READ))
  6.         return -EBADF;
  7.     /* 检查文件是否支持读取操作 */
  8.     if (!file->f_op || (!file->f_op->read && !file->f_op->aio_read))
  9.         return -EINVAL;
  10.     /* 检查用户传递的参数buf的地址是否可写 */
  11.     if (unlikely(!access_ok(VERIFY_WRITE, buf, count)))
  12.         return -EFAULT;
  13.     /* 检查要读取的文件范围实际可读取的字节数 */
  14.     ret = rw_verify_area(READ, file, pos, count);
  15.     if (ret >= 0) {
  16.         /* 根据上面的结构, 调整要读取的字节数 */
  17.         count = ret;
  18.         /*
  19.         如果定义read操作, 则执行定义的read操作
  20.         如果没有定义read操作, 则调用do_sync_read—其利用异步aio_read来完成同步的read操作。
  21.         */
  22.         if (file->f_op->read)
  23.             ret = file->f_op->read(file, buf, count, pos);
  24.         else
  25.             ret = do_sync_read(file, buf, count, pos);
  26.         if (ret > 0) {
  27.             /* 读取了一定的字节数,  进行通知操作 */
  28.    fsnotify_access(file);
  29.             /* 增加进程读取字节的统计计数 */
  30.             add_rchar(current, ret);
  31.         }
  32.         /* 增加进程系统调用的统计计数 */
  33.         inc_syscr(current);
  34.     }
  35.     return ret;
  36. }
上面的代码为read公共部分的源码分析，具体的读取动作是由实际的文件系统决定的。
1.6.2　部分读取
前文中介绍read可以返回比指定count少的字节数，那么什么时候会发生这种情况呢？最直接的想法是在fd中没有指定count大小的数据时。但这种情况下，系统是不是也可以阻塞到满足count个字节的数据呢？那么内核到底采取的是哪种策略呢？
让我们来看看socket文件系统中UDP协议的read实现：socket文件系统只定义了aio_read操作，没有定义普通的read函数。根据前文，在这种情况下
do_sync_read会利用aio_read实现同步读操作。
其调用链为sock_aio_read->do_sock_read->__sock_recvmsg->__sock_recvmsg_nose->udp_recvmsg，代码如下所示：
  1. int udp_recvmsg(struct kiocb *iocb, struct sock *sk, struct msghdr *msg,
  2.         size_t len, int noblock, int flags, int *addr_len)
  3.     ……
  4.     ulen = skb->len - sizeof(struct udphdr);
  5.     copied = len;
  6.     if (copied > ulen)
  7.         copied = ulen;
  8.     ……
当UDP报文的数据长度小于参数len时，就会只复制真正的数据长度，那么对于read操作来说，返回的读取字节数自然就小于参数count了。
看到这里，是否已经得到本小节开头部分问题的答案了呢？当fd中的数据不够count大小时，read会返回当前可以读取的字节数？很可惜，答案是否定的。这种行为完全由具体实现来决定。即使同为socket文件系统，TCP套接字的读取操作也会与UDP不同。当TCP的fd的数据不足时，read操作极可能会阻塞，而不是直接返回。注：TCP是否阻塞，取决于当前缓存区可用数据多少，要读取的字节数，以及套接字设置的接收低水位大小。
因此在调用read的时候，只能根据read接口的说明，小心处理所有的情况，而不能主观臆测内核的实现。比如本文中的部分读取情况，阻塞和直接返回两种策略同时存在。
------------------------------------write跟read的实现差不多，这里就不列出来了，主要讨论多个文件同时写-------------
前面说过，文件的读写操作都是从当前文件的偏移处开始的。这个文件偏移量保存在文件表中，而每个进程都有一个文件表。那么当多个进程同时写一个文件时，即使对write进行了锁保护，在进行串行写操作时，文件依然不可避免地会被写乱。根本原因就在于文件偏移量是进程级别的。
当使用O_APPEND以追加的形式来打开文件时，每次写操作都会先定位到文件末尾，然后再执行写操作。
Linux下大多数文件系统都是调用generic_file_aio_write来实现写操作的。在generic_file_aio_write中，有如下代码：
  1. mutex_lock(&inode->i_mutex);//加锁 
  2.     blk_start_plug(&plug);
  3.     ret = __generic_file_aio_write(iocb, iov, nr_segs, &iocb->ki_pos);//发现文件是追加打开，直接从inode读取最新文件大小作为偏移量
  4. mutex_unlock(&inode->i_mutex); //解锁
这里有一个关键的语句，就是使用mutex_lock对该文件对应的inode进行保护，然后调用__generic_file_aio_write->generic_write_check。其部分代码如下：
  1. if (file->f_flags & O_APPEND)
  2.  *pos = i_size_read(inode);
上面的代码中，如果发现文件是以追加方式打开的，则将从inode中读取到的最新文件大小作为偏移量，然后通过__generic_file_aio_write再进行写操作，这样就能保证写操作是在文件末尾追加的。

----------------------------------文件描述符的复制----------------------------
  1. int dup(int oldfd);
  2. int dup2(int oldfd, int newfd);
·dup会使用一个最小的未用文件描述符作为复制后的文件描述符。
·dup2是使用用户指定的文件描述符newfd来复制oldfd的。如果newfd已经是打开的文件描述符，Linux会先关闭newfd，然后再复制oldfd。
dup的实现
  1. SYSCALL_DEFINE1(dup, unsigned int, fildes)
  2. {
  3.     int ret = -EBADF;
  4.     /* 必须先得到文件管理结构file, 同时也是对描述符fildes的检查 */
  5.     struct file *file = fget_raw(fildes);
  6.     if (file) {
  7.            /* 得到一个未使用的文件描述符 */
  8.         ret = get_unused_fd();
  9.         if (ret >= 0) {
  10.             /* 将文件描述符与file指针关联起来 */
  11.             fd_install(ret, file);
  12.         }
  13.         else
  14.             fput(file);
  15.     }
  16.     return ret;
  17. }
在dup中调用get_unused_fd，只是得到一个未用的文件描述符，那么如何实现在dup接口中使用最小的未用文件描述符呢？这就需要回顾1.4.2节中总结过的Linux文件描述符的选择策略了。
Linux总是尝试给用户最小的未用文件描述符，所以get_unused_fd得到的文件描述符始终是最小的可用文件描述符。
查看dup代码实现的第11行
  1. void fd_install(unsigned int fd, struct file *file)
  2. {
  3.     struct files_struct *files = current->files;
  4.     struct fdtable *fdt;
  5.     /* 对文件表进行保护 */
  6.     spin_lock(&files->file_lock);
  7.     /* 得到文件表 */
  8.     fdt = files_fdtable(files);
  9.     BUG_ON(fdt->fd[fd] != NULL);
  10.     /* 让文件表中fd对应的指针等于该文件关联结构file */
  11.     rcu_assign_pointer(fdt->fd[fd], file);
  12.     spin_unlock(&files->file_lock);
  13. }
在fd_install中，fd与file的关联是利用fd来作为指针数组的索引的，从而让对应的指针指向file。对于dup来说，这意味着数组中两个指针都指向了同一个file。而file是进程中真正的管理文件的结构，文件偏移等信息都是保存在file中的。这就意味着，当使用oldfd进行读写操作时，无论是oldfd还是newfd的文件偏移都会发生变化。
---------------------看一下dup2的实现-------------------
  1. SYSCALL_DEFINE2(dup2, unsigned int, oldfd, unsigned int, newfd)
  2. {
  3.     /* 如果oldfd与newfd相等, 这是一种特殊的情况 */
  4.     if (unlikely(newfd == oldfd)) { /* corner case */
  5.         struct files_struct *files = current->files;
  6.         int retval = oldfd;
  7.         /*
  8.         检查oldfd的合法性, 如果是合法的fd, 则直接返回oldfd的值；
  9.         如果是不合法的, 则返回EBADF
  10.         */
  11.         rcu_read_lock();
  12.         if (!fcheck_files(files, oldfd))
  13.             retval = -EBADF;
  14.         rcu_read_unlock();
  15.         return retval;
  16.     }
  17.   /* 如果oldfd与newfd不同, 则利用sys_dup3来实现dup2 */
        return sys_dup3(oldfd, newfd, 0);
  18. }



------------------------------------文件的元数据获取--------------
什么是文件的元数据呢？其包括文件的访问权限、上次访问的时间戳、所有者、所有组、文件大小等信息。
  1. int stat(const char *path, struct stat *buf);
  2. int fstat(int fd, struct stat *buf);
  3. int lstat(const char *path, struct stat *buf);
这三个函数都可用于得到文件的基本信息，区别在于stat得到路径path所指定的文件基本信息，fstat得到文件描述符fd指定文件的基本信息，而lstat与stat则基本相同，只有当path是一个链接文件时，lstat得到的是链接文件自己本身的基本信息而不是其指向文件的信息。
所得到的文件基本信息的结果struct stat的结构如下：
  1. struct stat {
  2.      dev_t     st_dev;     /* ID of device containing file */
  3.      ino_t     st_ino;     /* inode number */
  4.      mode_t    st_mode;    /* protection */
  5.      nlink_t   st_nlink;   /* number of hard links */
  6.      uid_t     st_uid;     /* user ID of owner */
  7.      gid_t     st_gid;     /* group ID of owner */
  8.      dev_t     st_rdev;    /* device ID (if special file) */
  9.      off_t     st_size;    /* total size, in bytes */
  10.      blksize_t st_blksize; /* blocksize for file system I/O */
  11.      blkcnt_t  st_blocks;  /* number of 512B blocks allocated */
  12.      time_t    st_atime;   /* time of last access */
  13.      time_t    st_atime;   /* time of last access */
         time_t    st_mtime;   /* time of last modification */
         time_t    st_ctime;   /* time of last status change */
    };

st_mode要注意一点的是：st_mode，其注释不仅仅是protection,同时也表示文件类型，比如是普通文件还是目录
stat代码实现：
  1. SYSCALL_DEFINE2(stat, const char __user *, filename,struct __old_kernel_stat __user *, statbuf){
  2.     struct kstat stat;
  3.     int error;
  4.     /* vfs_stat用于读取文件元数据至stat */
  5.     error = vfs_stat(filename, &stat);
  6.     if (error)
  7.         return error;
  8.     /* 这里仅是从内核的元数据结构stat复制到用户层的数据结构statbuf中 */
  9.     return cp_old_stat(&stat, statbuf);
  10. }
第5行，vfs_stat是关键。进入vfs_stat->vfs_fstatat->vfs_getattr，代码如下：
  1. int vfs_getattr(struct vfsmount *mnt, struct dentry *dentry, struct kstat *stat)
  2. {
  3.     struct inode *inode = dentry->d_inode;
  4.     int retval;
  5.     /* 对获取inode属性操作进行安全性检查 */
  6.     retval = security_inode_getattr(mnt, dentry);
  7.     if (retval)
  8.         return retval;
  9.     /* 如果该文件系统定义了这个inode的自定义操作函数, 就执行它 */
  10.     if (inode->i_op->getattr)
  11.         return inode->i_op->getattr(mnt, dentry, stat);
  12.     /* 如果文件系统没有定义inode的操作函数, 则执行通用的函数 */
  13.     generic_fillattr(inode, stat);
  14.     return 0;
  15. }
不失一般性，也可以通过查看第13行的generic_fillattr来进一步了解，代码如下：
  1. void generic_fillattr(struct inode *inode, struct kstat *stat)
  2. {
  3.     stat->dev = inode->i_sb->s_dev;
  4.     stat->ino = inode->i_ino;
  5.     stat->mode = inode->i_mode;
  6.     stat->nlink = inode->i_nlink;
  7.     stat->uid = inode->i_uid;
  8.     stat->gid = inode->i_gid;
  9.     stat->rdev = inode->i_rdev;
  10.     stat->size = i_size_read(inode);
  11.     stat->atime = inode->i_atime;
  12.     stat->mtime = inode->i_mtime;
  13.     stat->ctime = inode->i_ctime;
  14.     stat->blksize = (1 << inode->i_blkbits);
  15.     stat->blocks = inode->i_blocks;
  16. }
从这里可以看出，所有的文件元数据均保存在inode中，而inode是Linux也是所有类Unix文件系统中的一个概念。这样的文件系统一般将存储区域分为两类，一类是保存文件对象的元信息数据，即inode表；另一类是真正保存文件数据内容的块，所有inode完全由文件系统来维护。但是Linux也可以挂载非类Unix的文件系统，这些文件系统本身没有inode的概念，怎么办？Linux为了让VFS有统一的处理流程和方法，就必须要求那些没有inode概念的文件系统，根据自己系统的特点——如何维护文件元数据，生成“虚拟的”inode以供Linux内核使用。
















深入解析Linux内核I/O剖析（open,write实现）

原文：http://www.cnblogs.com/zengyiwen/p/5755186.html
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