Linux VFS分析(二)

inode的管理:Inode-cache hash表inode_hashtable索引节点缓存

dentry的管理:

我们知道，若干dentry描绘了一个树型的目录结构，这就是用户所看到的目录结构，每个dentry指向一个索引节点(inode)结构然而，这些dentry结构并不是常驻内存的，因为整个目录结构可能会非常大，以致于内存根本装不下。Linux的处理方式为:初始状态下，系统中只有代表根目录的dentry和它所指向的inode。当要打开一个文件，文件路径中对应的节点都是不存在的，根目录的dentry无法找到需要的子节点(它现在还没有子节点)，这时候就要通过inode->i_op中的lookup方法来寻找需要的inode的子节点，找到以后(此时inode已被载入内存)，再创建一个dentry与之关联上。
由这一过程可见，其实是先有inode再有dentry。inode本身是存在于文件系统的存储介质上的，而dentry则是在内存中生成的。dentry的存在加速了对inode的查询。

为了提高目录项对象的处理效率，加速对重复的路径的访问，引入dentry cache(简称dcache)，即目录项高速缓。它主要由两个数据结构组成： 
1、哈希链表dentry_hashtable：dcache中的所有dentry对象都通过d_hash指针域链到相应的dentry哈希链表中。 
2、未使用的dentry对象链表dentry_unused：dcache中所有处于unused状态和negative状态的dentry对象都通过其d_lru指针域链入dentry_unused链表(super_block->s_dentry_lru)中。该链表也称为LRU链表。

目录项高速缓存dcache是索引节点缓存icache的主控器(master)，即dcache中的dentry对象控制着icache中的inode对象的生命期转换。无论何时，只要一个目录项对象存在于dcache中(非negative状态)，则相应的inode就将总是存在，因为inode的引用计数i_count总是大于0。当dcache中的一个dentry被释放时，针对相应inode对象的iput()方法就会被调用。

为了保证内存的充分利用，在内存中生成的dentry将在无人使用时被释放。d_count字段记录了dentry的引用计数，引用为0时，dentry将被释放。
这里的释放dentry并不是直接销毁并回收，而是将dentry放入目录项高速缓的LRU链表中。当队列过大，或系统内存紧缺时，最近最少使用的一些dentry才真正被释放。

现总结如下 
当寻找一个文件路径时，对于其中经历的每一个节点，有三种情况: 
1, 对应的dentry引用计数尚未减为0，它们还在dentry树中，直接使用即可； 
2, 如果对应的dentry不在dentry树中，则试图从LRU队列去寻找。LRU队列中的dentry同时被散列到一个散列表中，以便查找。查找到需要的dentry后，这个dentry被从LRU队列中拿出来，重新添加到dentry树中； 
3, 如果对应的dentry在LRU队列中也找不到，则只好去文件系统的存储介质里面查找inode了。找到以后dentry被创建，并添加以dentry树中。

5．和其他内核模块的关联

与vfs紧密相关的内核模块主要是进程 
涉及到四个重要的数据结构: 
    file, fs_struct, files_struct 和 namespace(nsproxy) 
fs_struct     用于表示进程与文件系统之间的结构关系,比如当前的工作目录,进程的根目录等等. 
files_struct  用于表示当前进程打开的文件表 
关于namespace可以去了解nsproxy 
在内核中用file来表示某个被打开的文件，通过在进程结构体(task_struct)中嵌入fs和files来管理文件 
Linux中,常常用文件描述符(file descriptor)来表示一个打开的文件,这个描述符的值往往是一个大于或等于0的整数. 
而这个整数,其实就是在files_struct中file数组fd_array的下标. 
对于所有打开的文件, 这些文件描述符会存储在fd_array的位图中