Linux 中open系统调用实现原理【转】

转自：http://blog.chinaunix.net/uid-25968088-id-3426026.html

目录

OPEN系统调用过程

Open在内核里面的入口函数时sys_open

Sys_open函数内容

do_sys_open(AT_FDCWD, filename, flags, mode)

1.      找到一个本进程没有使用的文件描述符fd（int型）

2.      分配一个全新的struct file结构体

3.      根据传人的pathname查找或建立对应的dentry

4.      建立fd到这个struct file结构体的联系

WORD里面的目录复制过来似乎不能直接用。。还是放在这里当主线看吧..

用户空间的Open函数在内核里面的入口函数是sys_open

通过grep open /usr/include/asm/unistd_64.h查找到的

#define __NR_open                               2

__SYSCALL(__NR_open, sys_open)

观察unistd_64.h，我们可以猜测用户空间open函数最终调用的系统调用号是2来发起的sys_open系统调用（毕竟glibc一般的做法都会做，用户空间的函数名字和内核空间中调用的很像，如果需要得到非常准确的，请查看glibc源码找到对应的系统调用号，再和内核里面的系统调用号去一一对比）。这里我们不纠结。

Sys_open函数内容

通过前面的Linux 编程中的API函数和系统调用的关系 我们得知，sys_open实际就是下面这个函数（fs/open.c中）

SYSCALL_DEFINE3(open, const char __user *, filename, int, flags, umode_t, mode)

{

long ret;

if (force_o_largefile())

flags |= O_LARGEFILE;

ret = do_sys_open(AT_FDCWD, filename, flags, mode);

/* avoid REGPARM breakage on x86: */

asmlinkage_protect(3, ret, filename, flags, mode);

return ret;

}

其中先调用force_o_largefile()来判断是否需要设置大文件标识，然后调用do_sys_open来完成具体的工作。其中

force_o_largefile()

在IA64系统中 arch/ia64/include/asm/fcntl.h，定义如下

#define _ASM_IA64_FCNTL_H

#define force_o_largefile()  (personality(current->personality) != PER_LINUX32)

#include

#endif /* _ASM_IA64_FCNTL_H */

而其余的在include/linux/fcntl.h中

#ifndef force_o_largefile

#define force_o_largefile() (BITS_PER_LONG != 32)

#endif

所以，在非32位的OS上，force_o_largefile()都为true，而32位的OS则为false

另外，我们可以查看我们的OS位数:

# grep CONFIG_64BIT /boot/config-2.6.32-220.el6.x86_64

CONFIG_64BIT=y //64位

#ifdef CONFIG_64BIT

#define BITS_PER_LONG 64

#else

#define BITS_PER_LONG 32

#endif /* CONFIG_64BIT */

所以：只有在32位的OS上此处才为false（这里不考虑IA64架构，我们考虑的是x86架构），所以64位的系统上flags会自动加上O_LARGEFILE,32位的则没有，所以文件最大大小受索引节点中表示文件大小的32位的i_size的影响，只能访问2的32次方字节，即4GB（实际高位一般不用，所以通常只有2G）。加上O_LAGEFILE之后启用索引节点的i_dir_acl字段也可以一起表示文件的大小了，这样位数就变成了64位，2的64位就4GB*4GB，单个文件这么大已经很大了16T了

我们重点来看do_Sys_open函数

do_sys_open(AT_FDCWD, filename, flags, mode)

函数原型long do_sys_open(int dfd, const char __user *filename, int flags, umode_t mode)。

这个函数这里（我们讲述最主要的内容）执行过程

1.    找到一个本进程没有使用的文件描述符fd（int型）

（1）在当前进程打开的文件位图表中，找到第一个为0的位，返回这个位在位图表里面的下标，这个下标就是将用分配的未使用的文件描述符fd

（2）把当前进程的文件表扩展一个文件（即尝试添加一个struct file到当前

进程的文件列表中），进程task_struct-> files_struct-> fd_array[NR_OPEN_DEFAULT]是一个struct file 数组，而NR_OPEN_DEFAULT在64位系统中等于64（因为一般进程打开的文件数大多都用这个数组就可以直接放下了）,如果扩展操作导致当前进程的这个存放struct file的数组放不下了，如要装第65个struct flie结构体，那么将重新分配一片内存区专门用来存放struct file结构体，并且这个内存区的大小为128个struct file结构体，然后将当前进程的task_struct->files_struct->fdtable->fd指针指向这片内存的首地址，然后把之前数组里面的内容复制到这片内存区里面来。下次添加如果超过了128个了，则分配256个大小直到256个也装满，超过256则分配512，依次类推，总是2的幂次方，且会把之前的复制到新分配的内存里面去

注意：这里只是更新了进程的这个file table，新的进程描述符对应的struct file还没有生成进去。

（3）设置进程的文件位图中新分配的这个文件描述符位为（1）中找到的下标，并更新下一次该分配的进程描述符起点

2.    分配一个全新的struct file结构体

Struct file =kmem_cache_zalloc(filp_cachep, GFP_KERNEL);

3.    根据传人的pathname查找或建立对应的dentry

并设置此dentry对应的inode。内核做这个事情借助于一个nameidata数据结构

（1）    如果pathname中第一个字符是“/”，那么说明使用绝对路径，设置nameidata为更目录对应的dentry和当前目录的inode，mount点等

（2）    如果不是“/”，则使用相对路径，设置nameidata为当前目录对应的dentry，inode，mount点等

（3）    一层一层往下查找，直到找到最终的那个文件或者目录分量，注意：如”/usr/bin/make”，先找“/”（这是3.1就做了的），再找“/”下面的usr,再找bin，最后找make。

这里细说一下第一层怎么在“/“下面找到”usr“的：

第一层查找先找“/”下面的usr对应的dentry，内核通过“/”对应的dentry和”usr”字符串两个参数进行hash运算获取一个dentry的链表

然后逐个看这个链表里面有没有parent dentry为“/”对应的dentry的，以及dentry对应的名字的hash值是否与“usr”对应的hash值相同

前面条件都满足这里再看一下parent dentry是否有DCACHE_OP_COMPARE标识，如果有此标识且文件系统实现了dentry->dentry_operations->d_compare函数，那么就调用文件系统的这个函数来判断

如果条件都符合，那么说明内存中usr对应的这个dentry是存在的，如果这个dentry->d_flags中包含DCACHE_OP_REVALIDATE，那么就会调用此dentry->dentry_operatoin->d_revalidate来进行一次核对（网络文件系统此函数都实现了，以便于远程的便跟，在这里会得到更新）

如果最终usr对应的dentry不存在，那么内核就在内存中直接分配一个dentry结构体并且把dentry的name和“usr”对应起来，并且设置这个dentry的parent为“/”对应的dentry，然后还要调用”/”对应的dentry->d_inode这个inode的inode_operation->lookup(“/”的inode，新建的dentry，flags)，如果返回了新的dentry，那么就把dentry结构体指针指向新返回的dentry，否则还是返回刚刚新创建的那个dentry。（一般的文件系统都实现了inode_operation->lookup，我猜他们会在这个函数里面如果/usr存在则把dentry对应的inode给设置好。。如果/usr不存在则返回一个NULL之类的，以一个错误跳出整个路径执行）

到这里，无论是dentry已经存在于内存中找到的，还是新创建的dentry，总之，对应于“usr”结构的dentry在内存中已经存在了。然后调用follow_managed()函数找到“usr”最新的vfsmount（这里有一点点麻烦，后续会专门讲，这里只需要指定如果”/dev/sda” mount 到了/mnt,/dev/sdb 也mount到了/mnt,那么这里返回的是最新的这条/dev/sdb mount到/mnt这个vfsmount）。

然后把这个已经找到的或创建的dentry（已经存在于内存中的dentry已经有了inode和它绑定，新建立的dentry也通过inode_operation->lookup建立起来了inode和dentry的联系(此函数会在操作真正的磁盘介质吧inode读出来)）和这个最新的vfsmount存到struct path中

然后把这个含有dentry，vfsmount的path结构体存入nameidata数据结构中，到这里，“usr“对应的dentry，inode，vfsmount都准备好了，且存到了nameidata中了

（4）    接着（3）里面，一层一层的往下找，依次会找到usr，bin，最后到了”make”

这里就不调用一层一层往下找的函数了，进入另外一个函数do_last（）函数来

处理。在dolast，在dolast里面如果此dentry不存在则创建它，如果有O_CREATE

标识则创建这个文件的inode（这里会调用vfs_create函数，继续调用dentry->inode_operation->create来建立inode，文件系统实现的此函数会操作正在的磁盘介质去创建inode），并且建立inode和dentry的联系，并且建立”make”对应的vfsmount为最新的mount结构，至此，“/usr/bin/make”中最后一个分量“make”的dentry，inode，vfsmount都存到nameidata中去了。

接着还会把2中分配的file结构体的path(包含dentry和vfsmount)的dentry分量设置为nameidata的这个dentry（dentry结构体中已经有inode的指针），vfsmount也设置为nameidata的vfsmount，并且设置file结构体的file->f_mapppin为nameidata中dentry的inode的i_mapping.并且设置file->f_pos指针为0。

至此，make对应的新分配的这个struct file结构体中的dentry，inode，vfsmount都为nameidata中的了，并且struct file映射到内存的address_space也设置为了inode对应的address_space，struct file的当前位置指针设置为了0，“make”分量的这个struct file结构体准备好了。

接着还会把这个struct file结构体加入其inode对应的super_block超级块的s_files链表中，即struct file结构体会加入其自身inode所在超级块的所有文件链表中。

并且如果自身inode的file_operations不为空则还会设置这个struct file的file_operation等于inode的这个file_operations，即公用inode的file的操作方法。如果inode的file_operations没有实现，则设置为空。

设置此文件标识符为FILE_OPENED.

4.    建立fd到这个struct file结构体的联系

调用fd_install(fd,f)来把1中分配的文件描述符和3中的struct file建立联系。

过程简单描述一下，先获取当前进程的fdtable（简单可理解为进程的关联的所有文件数组）的所有文件数组fdtable=current->files->fdt，（current为当前进程task_struct），设置fdtable->fd[fd]=file，（下标fd即新分配的文件描述符，file即为3中创建的struct file结构体）。

这样，进程和文件描述符，struct file，dentry，inode，vfsmount就全部关联起来了。

附图片：完整的内核调用我画的visio学习图，欢迎纠正理解，图片需要放很大才能看清。。
。。汗。。图片有4M多，上传不了。。

参考：kernel 3.6.7源码