linux文件系统和设备驱动+file结构体
1，文件系统和设备驱动之间的关系
1）应用程序和VFS之间是系统调用；
2）VFS与文件系统以及设备文件之间的接口是file_operations结构体成员函数，这个结构体可以对文件进行打开，读写，定位，控制等操作；如下图所示：
3）由于字符设备的上层没有类似磁盘的ext2等文件系统，所以字符设备的file_opterations成员函数就直接由设备驱动提供了
2，file结构体
1）2.6源码在linux/inlcude/linux/fs.h文件中
1 struct file { 2 union { 3 struct llist_node fu_llist; 4 struct rcu_head fu_rcuhead; 5 } f_u; 6 struct path f_path; 7 struct inode *f_inode; /* cached value */ 8 const struct file_operations *f_op; 9 10 /* 11 * Protects f_ep_links, f_flags. 12 * Must not be taken from IRQ context. 13 */ 14 spinlock_t f_lock; 15 atomic_long_t f_count; 16 unsigned int f_flags; 17 fmode_t f_mode; 18 struct mutex f_pos_lock; 19 loff_t f_pos; 20 struct fown_struct f_owner; 21 const struct cred *f_cred; 22 struct file_ra_state f_ra; 23 24 u64 f_version; 25 #ifdef CONFIG_SECURITY 26 void *f_security; 27 #endif 28 /* needed for tty driver, and maybe others */ 29 void *private_data; 30 31 #ifdef CONFIG_EPOLL 32 /* Used by fs/eventpoll.c to link all the hooks to this file */ 33 struct list_head f_ep_links; 34 struct list_head f_tfile_llink; 35 #endif /* #ifdef CONFIG_EPOLL */ 36 struct address_space *f_mapping; 37 } __attribute__((aligned(4))); /* lest something weird decides that 2 is OK */
网上找的带注释的版本：
1 struct file { 2 3 union { 4 5 struct list_head fu_list; //文件对象链表指针linux/include/linux/list.h 6 7 struct rcu_head fu_rcuhead; //RCU(Read-Copy Update)是Linux 2.6内核中新的锁机制 8 9 } f_u; 10 11 struct path f_path; //包含dentry和mnt两个成员，用于确定文件路径 12 13 #define f_dentry f_path.dentry //f_path的成员之一，当前文件的dentry结构 14 15 #define f_vfsmnt f_path.mnt //表示当前文件所在文件系统的挂载根目录 16 17 const struct file_operations *f_op; //与该文件相关联的操作函数 18 19 atomic_t f_count; //文件的引用计数(有多少进程打开该文件) 20 21 unsigned int f_flags; //对应于open时指定的flag 22 23 mode_t f_mode; //读写模式：open的mod_t mode参数 24 25 loff_t f_pos;//当前文件指针位置 26 27 off_t f_pos; //该文件在当前进程中的文件偏移量 28 29 struct fown_struct f_owner; //该结构的作用是通过信号进行I/O时间通知的数据。 30 31 unsigned int f_uid, f_gid;// 文件所有者id，所有者组id 32 33 struct file_ra_state f_ra; //在linux/include/linux/fs.h中定义，文件预读相关 34 35 unsigned long f_version;//记录文件的版本号，每次使用之后递增 36 37 #ifdef CONFIG_SECURITY 38 39 void *f_security; 40 41 #endif 42 43 /* needed for tty driver, and maybe others */ 44 45 void *private_data;//使用这个成员来指向分配的数据 46 47 #ifdef CONFIG_EPOLL 48 49 /* Used by fs/eventpoll.c to link all the hooks to this file */ 50 51 struct list_head f_ep_links; 52 53 spinlock_t f_ep_lock; 54 55 #endif /* #ifdef CONFIG_EPOLL */ 56 57 struct address_space *f_mapping; 58 59 };
struct file（file结构体）：
struct file结构体定义在include/linux/fs.h中定义。文件结构体代表一个打开的文件，系统中的每个打开的文件在内核空间都有一个关联的 struct file。
它由内核在打开文件时创建，并传递给在文件上进行操作的任何函数。在文件的所有实例都关闭后，内核释放这个数据结构。在内核创建和驱动源码中，
struct file的指针通常被命名为file或filp。其有两个非常重要的字段：文件描述符和缓冲区。
文件描述符fd：
fd只是一个小整数，在open时产生。起到一个索引的作用，进程通过PCB中的文件描述符表找到该fd所指向的文件指针filp。
文件描述符的操作(如: open)返回的是一个文件描述符,内核会在每个进程空间中维护一个文件描述符表, 所有打开的文件都将通过此表中的文件描述符来引用;
而流(如: fopen)返回的是一个FILE结构指针, FILE结构是包含有文件描述符的，FILE结构函数可以看作是对fd直接操作的系统调用的封装, 它的优点是带有I/O
缓存。
每个进程在PCB（Process Control Block）即进程控制块中都保存着一份文件描述符表，文件描述符就是这个表的索引，文件描述表中每个表项都有一个指
向已打开文件的指针，现在我们明确一下：已打开的文件在内核中用file结构体表示，文件描述符表中的指针指向file结构体。
缓冲区：
A）缓冲区机制
根据应用程序对文件的访问方式，即是否存在缓冲区，对文件的访问可以分为带缓冲区的操作和非缓冲区的文件操作：
a） 带缓冲区文件操作：高级标准文件I/O操作，将会在用户空间中自动为正在使用的文件开辟内存缓冲区。
b） 非缓冲区文件操作：低级文件I/O操作，读写文件时，不会开辟对文件操作的缓冲区，直接通过系统调用对磁盘进行操作(读、写等)，当然用于可以在自己
的程序中为每个文件设定缓冲区。
两种文件操作的解释和比较：
1、非缓冲的文件操作访问方式，每次对文件进行一次读写操作时，都需要使用读写系统调用来处理此操作，即需要执行一次系统调用，执行一次系统调用将涉
及到CPU状态的切换，即从用户空间切换到内核空间，实现进程上下文的切换，这将损耗一定的CPU时间，频繁的磁盘访问对程序的执行效率造成很大的影响。
2、ANSI标准C库函数 是建立在底层的系统调用之上，即C函数库文件访问函数的实现中使用了低级文件I/O系统调用，ANSI标准C库中的文件处理函数为了减
少使用系统调用的次数，提高效率，采用缓冲机制，这样，可以在磁盘文件进行操作时，可以一次从文件中读出大量的数据到缓冲区中，以后对这部分的访问就不需
要再使用系统调用了，即需要少量的CPU状态切换，提高了效率。
B）缓冲类型
标准I/O提供了3种类型的缓冲区。
1、全缓冲区：这种缓冲方式要求填满整个缓冲区后才进行I/O系统调用操作。对于磁盘文件的操作通常使用全缓冲的方式访问。第一次执行I/O操作时，ANSI标
准的文件管理函数通过调用malloc函数获得需要使用的缓冲区，默认大小为8192。
2、行缓冲区：在行缓冲情况下，当在输入和输出中遇到换行符时，标准I/O库函数将会执行系统调用操作。当所操作的流涉及一个终端时（例如标准输入和标准
输出），使用行缓冲方式。因为标准I/O库每行的缓冲区长度是固定的，所以只要填满了缓冲区，即使还没有遇到换行符，也会执行I/O系统调用操作，默认行缓冲区
的大小为1024。
3、无缓冲区：
无缓冲区是指标准I/O库不对字符进行缓存，直接调用系统调用。标准出错流stderr通常是不带缓冲区的，这使得出错信息能够尽快地显示出来。
注：
1、标准输入和标准输出设备：当且仅当不涉及交互作用设备时，标准输入流和标准输出流才是全缓冲的。
2、标准错误输出设备：标准出错绝不会是全缓冲方式的。
3、对于任何一个给定的流，可以调用setbuf()和setvbuf()函数更改其缓冲区类型。
下面我们通过如下程序来进一步了解缓冲区：
1 #include<stdio.h> 2 #include<unistd.h> 3 #include<sys/types.h> 4 #include<fcntl.h> 5 #include<sys/stat.h> 6 #include<errno.h> 7 #include<string.h> 8 #include<stdlib.h> 9 10 char* msg="hello bit\n"; 11 char* msg1="hello world\n"; 12 13 int main() 14 { 15 printf("printf\n"); 16 fwrite(msg,1,strlen(msg),stdout); 17 write(1,msg1,strlen(msg1)); 18 19 pid_t id=fork(); 20 if(id<0){ 21 printf("fork,%s\n",strerror(errno)); 22 exit(0); 23 }else if(id==0) { 24 printf("child:pid=%d,ppid=%d\n",getpid(),getppid()); 25 }else{ 26 printf("father:pid=%d,ppid=%d\n",getpid(),getppid()); 27 sleep(3); 28 } 29 return 0; 30 }
使用命令行 gcc buffer.c ,
2.1）执行 ./a.out
printf hello bit hello world father:pid=19502,ppid=13555 child:pid=19503,ppid=19502
2.2）执行 ./a.out > testfile
testfile内容如下所示：
hello world printf hello bit child:pid=22995,ppid=22994 printf hello bit father:pid=22994,ppid=13555
那么为什么输出到屏幕只有5条输出命令而输出到文件有7条输出命令呢？
根据输出结果我们可以看出printf和fwrite重复写了两次，没有重复打印的是write.。
printf和fwrite都是库函数，而write则是系统直接调用的：结合已有知识，我们了解到当使用库函数命令时，打印消息并没有直接写到输出位置上，而是先把数据写到输出缓冲区，在刷新至输出位置。
1、当输出目标位置为输出到显示器时，则刷新方式是行刷新；
2、当输出目标位置为输出到文件中时，刷新方式由行缓冲变为全缓冲，全缓冲是指当把缓冲区写满后才能刷新。（或者强制刷新）代码中printf和fwrite第一次打印在fork操作之前，第二次打印则在fork操作之后，原因是在fork操作前，printf和fwrite的输出命令将数据先写到缓冲区中，此时只执行了这两条命令，由于是全缓冲的刷新方式，所以这两条命令并不足以将缓存写满，所以数据暂存在缓冲区中；然后进行fork创建子进程，由于fork创建出的父子进程代码共享，而数据不共享，各自私有一份，缓冲区中的数据都属于数据，因为父进程的残留数据还在缓冲区中，所以fork完毕后，父子进程将缓存中的数据各自存一份有父进程残留数据的数据，所以当父子进程各自刷新时，父子进程会各自执行一次printf和fwrite的输出命令，所以命令就从原来的两条变为四条。
struct file 的其他重要成员有：.
1.mode_t f_mode;
文件模式确定文件是可读的或者是可写的(或者都是), 通过位 FMODE_READ 和FMODE_WRITE. 你可能想在你的 open 或者 ioctl 函数中检查这个成员的读写
许可, 但是不需要检查读写许可, 因为内核在调用你的方法之前检查. 当文件还没有为那种存取而打开时读或写的企图被拒绝, 驱动甚至不知道这个情况.
2.loff_t f_pos;
当前读写位置. loff_t 在所有平台都是 64 位( 在 gcc 术语里是 long long ). 驱动可以读这个值,如果它需要知道文件中的当前位置, 但是正常地不应该改变它; 读
和写应当使用它们作为最后参数而收到的指针来更新一个位置, 代替直接作用于 filp->f_pos. 这个规则的一个例外是在 llseek 方法中, 它的目的就是改变文件位置.
3.unsigned int f_flags;
这些是文件标志, 例如 O_RDONLY, O_NONBLOCK, 和 O_SYNC. 驱动应当检查O_NONBLOCK 标志来看是否是请求非阻塞操作; 其他标志很少使用. 特别地,
应当检查读/写许可, 使用 f_mode 而不是f_flags. 所有的标志在头文件<linux/fcntl.h> 中定义.
4.struct file_operations *f_op;
和文件关联的操作. 内核安排指针作为它的open 实现的一部分, 接着读取它当它需要分派任何的操作时. filp->f_op 中的值从不由内核保存为后面的引用; 这意味
着你可改变你的文件关联的文件操作, 在你返回调用者之后新方法会起作用. 例如, 关联到主编号 1 (/dev/null, /dev/zero, 等等)的 open 代码根据打开的次编号来替
代 filp->f_op 中的操作. 这个做法允许实现几种行为, 在同一个主编号下而不必在每个系统调用中引入开销. 替换文件操作的能力是面向对象编程的"方法重载"的内核对
等体.
5.void *private_data;
open 系统调用设置这个指针为 NULL, 在为驱动调用 open 方法之前. 你可自由使用这个成员或者忽略它; 你可以使用这个成员来指向分配的数据, 但是接着你必须
记住在内核销毁文件结构之前, 在 release 方法中释放那个内存. private_data 是一个有用的资源, 在系统调用间保留状态信息, 我们大部分例子模块都使用它.
6.struct dentry *f_dentry;
关联到文件的目录入口( dentry )结构. 设备驱动编写者正常地不需要关心 dentry 结构, 除了作为 filp->f_dentry->d_inode 存取 inode 结构.
