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Ext3 mount过程分析

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py3study
发布2020-01-07 14:49:30
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发布2020-01-07 14:49:30
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文章被收录于专栏:python3

Ext3 mount原理

本质上,Ext3 mount的过程实际上是inode被替代的过程。例如,/dev/sdb块设备被mount到/mnt/alan目录。那么mount这个过程所需要解决的问题就是将/mnt/alan的dentry目录项所指向的inode屏蔽掉,然后重新定位到/dev/sdb所表示的inode索引节点。在没有分析阅读linux vfs mount代码的时候,我的想法是修改dentry所指向的inode索引节点,以此实现mount文件系统的访问。经过分析,在实际的vfs mount实现过程中,还是和我原始的想法略有差别,但是,基本目标还是相同的。

Linux VFS的mount过程基本原理如下图所示:

 当用户输入”mount /dev/sdb /mnt/alan”命令后,Linux会解析/mnt/alan字符串,并且从Dentry Hash表中获取相关的dentry目录项,然后将该目录项标识成DCACHE_MOUNTED。一旦该dentry被标识成DCACHE_MOUNTED,也就意味着在访问路径上对其进行了屏蔽。

在mount /dev/sdb设备上的ext3文件系统时,内核会创建一个该文件系统的superblock对象,并且从/dev/sdb设备上读取所有的superblock信息,初始化该内存对象。Linux内核维护了一个全局superblock对象链表。s_root是superblock对象所维护的dentry目录项,该目录项是该文件系统的根目录。即新mount的文件系统内容都需要通过该根目录进行访问。在mount的过程中,VFS会创建一个非常重要的vfsmount对象,该对象维护了文件系统mount的所有信息。Vfsmount对象通过HASH表进行维护,通过path地址计算HASH值,在这里vfsmount的HASH值通过“/mnt/alan”路径字符串进行计算得到。Vfsmount中的mnt_root指向superblock对象的s_root根目录项。因此,通过/mnt/alan地址可以检索VFSMOUNT Hash Table得到被mount的vfsmount对象,进而得到mnt_root根目录项。

例如,/dev/sdb被mount之后,用户想要访问该设备上的一个文件ab.c,假设该文件的地址为:/mnt/alan/ab.c。在打开该文件的时候,首先需要进行path解析。在解析到/mnt/alan的时候,得到/mnt/alan的dentry目录项,并且发现该目录项已经被标识为DCACHE_MOUNTED。之后,会采用/mnt/alan计算HASH值去检索VFSMOUNT Hash Table,得到对应的vfsmount对象,然后采用vfsmount指向的mnt_root目录项替代/mnt/alan原来的dentry,从而实现了dentry和inode的重定向。在新的dentry的基础上,解析程序继续执行,最终得到表示ab.c文件的inode对象。

关键数据结构说明

Linux VFS mount所涉及的关键数据结构分析如下。

Vfsmount数据结构

Vfsmount数据结构是vfs mount最为重要的数据结构,其维护了一个mount点的所有信息。该数据结构描述如下:

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struct vfsmount {      struct list_head mnt_hash;  /* 连接到VFSMOUNT Hash Table */      struct vfsmount *mnt_parent;    /* 指向mount树中的父节点 */      struct dentry *mnt_mountpoint;  /* 指向mount点的目录项 */      struct dentry *mnt_root;    /* 被mount的文件系统根目录项 */      struct super_block *mnt_sb; /* 指向被mount的文件系统superblock */  #ifdef CONFIG_SMP      struct mnt_pcp __percpu *mnt_pcp;      atomic_t mnt_longterm;      /* how many of the refs are longterm */  #else      int mnt_count;      int mnt_writers;  #endif      struct list_head mnt_mounts;    /* 下级(child)vfsmount对象链表 */      struct list_head mnt_child; /* 链入上级vfsmount对象的链表点 */      int mnt_flags;      /* 4 bytes hole on 64bits arches without fsnotify */  #ifdef CONFIG_FSNOTIFY      __u32 mnt_fsnotify_mask;      struct hlist_head mnt_fsnotify_marks;  #endif      const char *mnt_devname;    /* 文件系统所在的设备名字,例如/dev/sdb */      struct list_head mnt_list;      struct list_head mnt_expire;    /* link in fs-specific expiry list */      struct list_head mnt_share; /* circular list of shared mounts */      struct list_head mnt_slave_list;/* list of slave mounts */      struct list_head mnt_slave; /* slave list entry */      struct vfsmount *mnt_master;    /* slave is on master->mnt_slave_list */      struct mnt_namespace *mnt_ns;   /* containing namespace */      int mnt_id;         /* mount identifier */      int mnt_group_id;       /* peer group identifier */      int mnt_expiry_mark;        /* true if marked for expiry */      int mnt_pinned;      int mnt_ghosts;  };  

在Linux内核中不仅存在VFSMOUNT的Hash Table,而且还维护了一棵Mount对象树,通过该mount树,我们可以了解到各个文件系统之间的关系。该mount树描述如下:

上图所示为三层mount文件系统树。第一层为系统根目录“/”;第二层有两个mount点,一个为/mnt/a,另一个是/mnt/b;第三层在/mnt/a的基础上又创建了两个mount点,分别为/mnt/a/c和/mnt/a/d。通过mount树,可以对整个系统的mount结构一目了然。

Superblock数据结构

每个文件系统都会拥有一个superblock对象对其基本信息进行描述。对于像ext3之类的文件系统而言,在磁盘上会持久化存储一份superblock元数据信息,内存的superblock对象由磁盘上的信息初始化。对于像block device 之类的“伪文件系统”而言,在mount的时候也会创建superblock对象,只不过很多信息都是临时生成的,没有持久化信息。Vfs superblock数据结构定义如下:

代码语言:javascript
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struct super_block {      struct list_head    s_list;     /* 链入全局链表的对象*/      dev_t           s_dev;      /* search index; _not_ kdev_t */      unsigned char       s_dirt;      unsigned char       s_blocksize_bits;      unsigned long       s_blocksize;      loff_t          s_maxbytes; /* Max file size */      struct file_system_type *s_type;      const struct super_operations   *s_op;      /* superblock操作函数集 */      const struct dquot_operations   *dq_op;      const struct quotactl_ops   *s_qcop;      const struct export_operations *s_export_op;      unsigned long       s_flags;      unsigned long       s_magic;      struct dentry       *s_root;    /* 文件系统根目录项 */      struct rw_semaphore s_umount;      struct mutex        s_lock;      int         s_count;      atomic_t        s_active;  #ifdef CONFIG_SECURITY      void                    *s_security;  #endif      const struct xattr_handler **s_xattr;       struct list_head    s_inodes;   /* all inodes */      struct hlist_bl_head    s_anon;     /* anonymous dentries for (nfs) exporting */  #ifdef CONFIG_SMP      struct list_head __percpu *s_files;  #else      struct list_head    s_files;  #endif      /* s_dentry_lru, s_nr_dentry_unused protected by dcache.c lru locks */      struct list_head    s_dentry_lru;   /* unused dentry lru */      int         s_nr_dentry_unused; /* # of dentry on lru */       /* s_inode_lru_lock protects s_inode_lru and s_nr_inodes_unused */      spinlock_t      s_inode_lru_lock ____cacheline_aligned_in_smp;      struct list_head    s_inode_lru;        /* unused inode lru */      int         s_nr_inodes_unused; /* # of inodes on lru */       struct block_device *s_bdev;      struct backing_dev_info *s_bdi;      struct mtd_info     *s_mtd;      struct list_head    s_instances;      struct quota_info   s_dquot;    /* Diskquota specific options */       int         s_frozen;      wait_queue_head_t   s_wait_unfrozen;       char s_id[32];              /* Informational name */      u8 s_uuid[16];              /* UUID */       void            *s_fs_info; /* Filesystem private info */      fmode_t         s_mode;       /* Granularity of c/m/atime in ns.         Cannot be worse than a second */      u32        s_time_gran;       /*       * The next field is for VFS *only*. No filesystems have any business       * even looking at it. You had been warned.       */      struct mutex s_vfs_rename_mutex;    /* Kludge */       /*       * Filesystem subtype.  If non-empty the filesystem type field       * in /proc/mounts will be "type.subtype"       */      char *s_subtype;       /*       * Saved mount options for lazy filesystems using       * generic_show_options()       */      char __rcu *s_options;      const struct dentry_operations *s_d_op; /* default d_op for dentries */       /*       * Saved pool identifier for cleancache (-1 means none)       */      int cleancache_poolid;       struct shrinker s_shrink;   /* per-sb shrinker handle */  };  

代码流程分析

Linux中实现mount操作需要一定的代码量,下面对Linux VFS Mount代码进行分析说明,整个分析过程按照mount操作函数调用流程进行。代码分析基于Linux-3.2版本。

当用户在用户层执行mount命令时,会执行系统调用从用户态陷入linux内核,执行如下函数(namespace.c):

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SYSCALL_DEFINE5(mount, char __user *, dev_name, char __user *, dir_name,          char __user *, type, unsigned long, flags, void __user *, data)  {      int ret;      char *kernel_type;      char *kernel_dir;      char *kernel_dev;      unsigned long data_page;      /* 获取mount类型 */      ret = copy_mount_string(type, &kernel_type);      if (ret < 0)          goto out_type;      /* 获取mount点目录字符串 */      kernel_dir = getname(dir_name);      if (IS_ERR(kernel_dir)) {          ret = PTR_ERR(kernel_dir);          goto out_dir;      }      /* 获取设备名称字符串 */      ret = copy_mount_string(dev_name, &kernel_dev);      if (ret < 0)          goto out_dev;      /* 获取其它选项 */      ret = copy_mount_options(data, &data_page);      if (ret < 0)          goto out_data;      /* 主要函数,执行挂载文件系统的具体操作 */      ret = do_mount(kernel_dev, kernel_dir, kernel_type, flags,          (void *) data_page);       free_page(data_page);  out_data:      kfree(kernel_dev);  out_dev:      putname(kernel_dir);  out_dir:      kfree(kernel_type);  out_type:      return ret;  } 

do_mount()函数是mount操作过程中的核心函数,在该函数中,通过mount的目录字符串找到对应的dentry目录项,然后通过do_new_mount()函数完成具体的mount操作。do_mount()函数分析如下:

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long do_mount(char *dev_name, char *dir_name, char *type_page,            unsigned long flags, void *data_page)  {      struct path path;      int retval = 0;      int mnt_flags = 0;   。。。       /* 通过mount目录字符串获取path,path结构中包含有mount目录的dentry目录对象 */      retval = kern_path(dir_name, LOOKUP_FOLLOW, &path);      if (retval)          return retval;       。。。       /* Separate the per-mountpoint flags */      if (flags & MS_NOSUID)          mnt_flags |= MNT_NOSUID;      if (flags & MS_NODEV)          mnt_flags |= MNT_NODEV;      if (flags & MS_NOEXEC)          mnt_flags |= MNT_NOEXEC;      if (flags & MS_NOATIME)          mnt_flags |= MNT_NOATIME;      if (flags & MS_NODIRATIME)          mnt_flags |= MNT_NODIRATIME;      if (flags & MS_STRICTATIME)          mnt_flags &= ~(MNT_RELATIME | MNT_NOATIME);      if (flags & MS_RDONLY)          mnt_flags |= MNT_READONLY;       flags &= ~(MS_NOSUID | MS_NOEXEC | MS_NODEV | MS_ACTIVE | MS_BORN |             MS_NOATIME | MS_NODIRATIME | MS_RELATIME| MS_KERNMOUNT |             MS_STRICTATIME);       /* remount操作 */      if (flags & MS_REMOUNT)          retval = do_remount(&path, flags & ~MS_REMOUNT, mnt_flags,                      data_page);      else if (flags & MS_BIND)          retval = do_loopback(&path, dev_name, flags & MS_REC);      else if (flags & (MS_SHARED | MS_PRIVATE | MS_SLAVE | MS_UNBINDABLE))          retval = do_change_type(&path, flags);      else if (flags & MS_MOVE)          retval = do_move_mount(&path, dev_name);      else          /* 正常的mount操作,完成具体的mount操作 */          retval = do_new_mount(&path, type_page, flags, mnt_flags,                        dev_name, data_page);  dput_out:      path_put(&path);      return retval;  } 

do_new_mount()函数主要分成两大部分:第一部分建立vfsmount对象和superblock对象,必要时从设备上获取文件系统元数据;第二部分将vfsmount对象加入到mount树和Hash Table中,并且将原来的dentry对象无效掉。do_new_mount函数说明如下:

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static int do_new_mount(struct path *path, char *type, int flags,              int mnt_flags, char *name, void *data)  {      struct vfsmount *mnt;      int err;       。。。       /* 在内核建立vfsmount对象和superblock对象 */      mnt = do_kern_mount(type, flags, name, data);      if (IS_ERR(mnt))          return PTR_ERR(mnt);      /* 将vfsmount对象加入系统,屏蔽原有dentry对象 */      err = do_add_mount(mnt, path, mnt_flags);      if (err)          mntput(mnt);      return err;  } 

do_new_mount()中的第一步调用do_kern_mount()函数,该函数的主干调用路径如下:

do_kern_mount--> vfs_kern_mount--> mount_fs

在mount_fs()函数中会调用特定文件系统的mount方法,如果mount是ext3文件系统,那么在mount_fs函数中最终会调用ext3的mount方法。Ext3的mount方法定义在super.c文件中:

代码语言:javascript
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static struct file_system_type ext3_fs_type = {      .owner      = THIS_MODULE,      .name       = "ext3",      .mount      = ext3_mount,       /* ext3文件系统mount方法 */      .kill_sb    = kill_block_super,      .fs_flags   = FS_REQUIRES_DEV,  }; 

Ext3 mount函数主干调用路径为:ext3_mount--> mount_bdev。Mount_bdev()函数主要完成superblock对象的内存初始化,并且加入到全局superblock链表中。该函数说明如下:

代码语言:javascript
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struct 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))  {      struct block_device *bdev;      struct super_block *s;      fmode_t mode = FMODE_READ | FMODE_EXCL;      int error = 0;       if (!(flags & MS_RDONLY))          mode |= FMODE_WRITE;      /* 通过设备名字获取被mount设备的bdev对象 */      bdev = blkdev_get_by_path(dev_name, mode, fs_type);      if (IS_ERR(bdev))          return ERR_CAST(bdev);       /*       * once the super is inserted into the list by sget, s_umount       * will protect the lockfs code from trying to start a snapshot       * while we are mounting       */      mutex_lock(&bdev->bd_fsfreeze_mutex);      if (bdev->bd_fsfreeze_count > 0) {          mutex_unlock(&bdev->bd_fsfreeze_mutex);          error = -EBUSY;          goto error_bdev;      }      /* 查找或者创建superblock对象 */      s = sget(fs_type, test_bdev_super, set_bdev_super, bdev);      mutex_unlock(&bdev->bd_fsfreeze_mutex);      if (IS_ERR(s))          goto error_s;       if (s->s_root) {          /* 被mount文件系统的根目录项已经存在 */          if ((flags ^ s->s_flags) & MS_RDONLY) {              deactivate_locked_super(s);              error = -EBUSY;              goto error_bdev;          }           /*           * s_umount nests inside bd_mutex during           * __invalidate_device().  blkdev_put() acquires           * bd_mutex and can't be called under s_umount.  Drop           * s_umount temporarily.  This is safe as we're           * holding an active reference.           */          up_write(&s->s_umount);          blkdev_put(bdev, mode);          down_write(&s->s_umount);      } else {          /* 文件系统根目录项不存在,通过filler_super函数读取磁盘上的superblock元数据信息,并且初始化superblock内存结构 */          char b[BDEVNAME_SIZE];           s->s_flags = flags | MS_NOSEC;          s->s_mode = mode;          strlcpy(s->s_id, bdevname(bdev, b), sizeof(s->s_id));          sb_set_blocksize(s, block_size(bdev));          /* 对于ext3文件系统,调用ext3_fill_super函数 */          error = fill_super(s, data, flags & MS_SILENT ? 1 : 0);          if (error) {              deactivate_locked_super(s);              goto error;          }           s->s_flags |= MS_ACTIVE;          bdev->bd_super = s;      }      /* 正常返回被mount文件系统根目录项 */      return dget(s->s_root);   error_s:      error = PTR_ERR(s);  error_bdev:      blkdev_put(bdev, mode);  error:      return ERR_PTR(error);  } 

do_new_mount()函数的第二步是将创建的vfsmount对象加入到mount树和VFSMOUNT Hash Table中,并且将老的dentry目录项无效掉。该过程主干函数调用过程如下所示:

do_new_mount--> do_add_mount--> graft_tree--> attach_recursive_mnt

attach_recursive_mnt()函数完成第二步过程的主要操作。至此,文件系统的mount操作已经完成。Mount完成之后,如果用户想要访问新mount文件系统中的文件,那么需要在path解析过程中重定位dentry,该过程主要在follow_managed()函数中完成。在该函数中会判断一个dentry是否已经被标识成DCACHE_MOUNTED,如果该标志位已经被设置,那么通过VFSMOUNT Hash Table可以重定位dentry。

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原始发表:2019/09/19 ,如有侵权请联系 cloudcommunity@tencent.com 删除

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