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linuxkernelfuse源码剖析解析
FUSE源码剖析
1. 前言
本文是对FUSE-2.9.2源码的学习总结。
FUSE代码在用户空间和内核空间都有运行，为了突出重点，先简要描述了在基于FUSE的用户空间文件系统中执行write操作的一般流程，接下来介绍了重要的数据结构，最后以FUSE的运行过程为线索，剖析FUSE程序运行过程的3个关键步骤：
1.FUSE模块加载
2.mount和open过程
3.对文件write。
对于虚拟文件系统和设备驱动的相关概念本文仅作简要说明。
需要说明的是，由于内核的复杂性及个人能力的有限，本文省略了包括内核同步，异常检查在内的诸多内容，希望可以突出重点。
2. FUSE下write的一般流程
图1
在基于FUSE的用户空间文件系统中执行write操作的流程如图1所示（由于版面关系，图中部分函数是缩写，请参考源码）：
1.客户端在mount目录下面，对一个regular file调用write, 这一步是在用户空间执行
2.write内部会调用虚拟文件系统提供的一致性接口vfs_write
3.根据FUSE模块注册的file_operations信息，vfs_write会调用fuse_file_aio_write，将写请求放入fuse connection的request pending queue, 随后进入睡眠等待应用程序reply
4.用户空间的libfuse有一个守护进程通过函数fuse_session_loop轮询杂项设备/dev/fuse, 一旦request queue有请求即通过fuse_kern_chan_receive接收
5.fuse_kern_chan_receive通过read读取request queue中的内容，read系统调用实际上是调用的设备驱动接口fuse_dev_read
6.在用户空间读取并分析数据，执行用户定义的write操作，将状态通过fuse_reply_write返回给kernel
7.fuse_reply_write调用VFS提供的一致性接口vfs_write
8.vfs_write最终调用fuse_dev_write将执行结果返回给第3步中等待在waitq的进程，此进程得到reply 后，write返回
3. 数据结构
本节主要介绍了FUSE中比较重要的数据结构，需要说明的是图示中只列出了与叙述相关的数据成员，完整的数据结构细节请参考源码。
3.1. 内核部分
图2
struct fuse_conn：
每一次mount会实例化一个struct fuse_conn即fuse connection, 它代表了用户空间和内核的通信连接。
fuse connection维护了包括pending list, processing list和io list在内的request queue，fuse connection通过这些队列管理用户空间和内核空间通信过程。
struct fuse_req：
每次执行系统调用时会生成一个struct fuse_req, 这些fuse_req依据state被组织在不同的队列中，struct fuse_conn维护了这些队列.
struct file:
存放打开文件与进程之间进行交互的有关信息，描述了进程怎样与一个打开的文件进行交互，这类信息仅当进程访问文件期间存在于内核内存中。
struct inode：
文件系统处理文件所需要得所有信息都放在一个名为inode（索引节点）的数据结构中。
文件名可以随时更改，但是索引节点对文件是唯一的，并且随着文件的存在而存在。
struct file_operation：
定义了可以对文件执行的操作。
3.2. 用户空间部分
图3
struct fuse_req：
这个结构和上文中内核的fuse_req同名，有着类似的作用，但是数据成员不同。
struct fuse_session：
定义了客户端管理会话的结构体，包含了一组对session可以执行的操作。
struct fuse_chan：
定义了客户端与FUSE内核连接通道的结构体，包含了一组对channel可以执行的操作。
struct fuse_ll_ops：
结构的成员为一个函数指针func和命令名字符串name，内核中发过来的每一个request最后都映射到以此结构为元素的数组中。
4. FUSE模块加载
FUSE内核模块需要在用户空间使用insmod或者modprobe加载。
它们通过系统调用init_module启动加载过程，注册过程比较简单，包括如下步骤：
1.创建高速缓存结构fuse_inode_cachep
2.遍历file_systems链表，如果未注册，则将fuseblk_fs_type链到file_systems链表尾部
3.遍历file_systems链表，如果未注册，则将fuse_fs_type链到file_systems链表尾部
4.创建fuse_kobj和connections_kobj两个kobject
5.遍历file_systems链表，如果未注册，则将fuse_ctl_fs_type链到file_systems链表尾部
模块成功加载以后，以下接口被注册
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staticstructfile_system_typefuseblk_fs_type={//块设备
.owner =THIS_MODULE,
.name ="fuseblk",
.mount =fuse_mount_blk,
.kill_sb =fuse_kill_sb_blk,
.fs_flags=FS_REQUIRES_DEV|FS_HAS_SUBTYPE,
};
staticstructfile_system_typefuse_fs_type={
.owner =THIS_MODULE,
.name ="fuse",
.fs_flags=FS_HAS_SUBTYPE,
.mount =fuse_mount,
.kill_sb =fuse_kill_sb_anon,
};
conststructfile_operationsfuse_dev_operations={
.owner =THIS_MODULE,
.llseek =no_llseek,
.read =do_sync_read,
.aio_read =fuse_dev_read,
.splice_read =fuse_dev_splice_read,
.write =do_sync_write,
.aio_write =fuse_dev_write,
.splice_write=fuse_dev_splice_write,
.poll =fuse_dev_poll,
.release =fuse_dev_release,
.fasync =fuse_dev_fasync,
};
staticstructmiscdevicefuse_miscdevice={
.minor=FUSE_MINOR,
.name ="fuse",
.fops =&fuse_dev_operations,
};
5. mount和open过程
FUSE模块加载注册了fuseblk_fs_type和fuse_fs_type两种文件类型，默认情况下使用的是fuse_fs_type即mount 函数指针被初始化为fuse_mount, 而fuse_mount实际调用mount_nodev，它主要由如下两步组成：
1.sget（fs_type）搜索文件系统的超级块对象（super_block）链表（type->fs_supers）,如果找到一个与块设备相关的超级块，则返回它的地址。
否则，分配并初始化一个新的超级块对象，把它插入到文件系统链表和超级块全局链表中，并返回其地址。
2.fill_super（此函数由各文件系统自行定义）:
这个函数式各文件系统自行定义的函数，它实际上是fuse_fill_super。
一般fill_super会分配索引节点对象和对应的目录项对象, 并填充超级块字段值，另外对于fuse还需要分配fuse_conn,fuse_req。
需要说明的是，它在底层调用了fuse_init_file_inode用fuse_file_operations和fuse_file_aops分别初始化inode->i_fop和inode->i_data.a_ops。
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staticconststructfile_operationsfuse_file_operations={
.llseek =fuse_file_llseek,
.read =do_sync_read,
.aio_read =fuse_file_aio_read,
.write =do_sync_write,
.aio_write =fuse_file_aio_write,
.mmap =fuse_file_mmap,
.open =fuse_open,
.flush =fuse_flush,
.release =fuse_release,
.fsync =fuse_fsync,
.lock =fuse_file_lock,
.flock =fuse_file_flock,
.splice_read =generic_file_splice_read,
.unlocked_ioctl=fuse_file_ioctl,
.compat_ioctl =fuse_file_compat_ioctl,
.poll =fuse_file_poll,
.fallocate =fuse_file_fallocate,
};
staticconststructaddress_space_operationsfuse_file_aops ={
.readpage =fuse_readpage,
.writepage =fuse_writepage,
.launder_page =fuse_launder_page,
.readpages =fuse_readpages,
.set_page_dirty=__set_page_dirty_nobuffers,
.bmap =fuse_bmap,
.direct_IO =fuse_direct_IO,
};
open系统调用底层实现相当复杂，它的主要工作是实例化file对象。
file->f_op就是在open中被赋值为inode->i_fop，这一过程读者可以在fs/open.c中的do_entry_open函数中找到。
如上所述，inode->i_fop已经被fuse_init_file_inode初始化为fuse_file_operations。
至此，普通文件和设备文件的操作接口都已成功初始化。
6. FUSE用户空间流程
FUSE在用户空间提供了fuse userspace library和mount /unmount。
fuse usespace library提供了一组API供用户开发用户空间文件系统。
用户要做的就是实现fuse_operations 或fuse_lowlevel_ops定义的操作, 这两个结构类似于VFS中的struct file_operations。
mount工具fusermount用于挂载用fuse实现的文件系统。
用户在使用fuse的时候有两种开发模式：
一种是high-level模式，此模式下fuse的入口函数为fuse_main，它封装了一系列初始化操作，使用简单，但是不灵活。
另一种是low-level模式，用户可以利用fuse提供的底层函数灵活开发应用程序。
需要说明的是high-level模式其实是对low-level的封装，因此这里分析lowlevel模式。
图4
图4展示FUSE在用户空间总体工作流程：
1.调用fuse_mount实例化struct fuse_chan为ch, 将指定目录mount到挂载点
2.实例化struct fuse_session为se，并且将se和ch关联
3.进入循环，从/dev/fuse读取数据，处理以后执行响应的操作
图5
图5展示了fuse_mount函数内部流程：
1. 确保打开的文件描述符至少大于2
2. 分析并检查用户传入的参数
3. 打开/dev/fuse 得到fd，用户空间与内核通过/dev/fuse通信
4. mount源目录到挂载点
5. 用fd实例化struct fuse_chan为ch
6. 返回ch
图6
图6展示了fuse_mount_compat25内部细节，进入循环以后，函数fuse_session_receive_buf实际通过fuse_ll_receive_buf从/dev/fuse中读取数据，其通过fbuf返回。
fuse_ll_receive_buf是通过read或者splice系统调用从内核request队列中读取数据。
函数fuse_session_process_buf实际通过fuse_ll_process_buf处理数据，fuse_ll_process_buf会根据数据类型最后执行用户定义的操作fuse_ll_ops[in->opcode].func（req, in->nodeid, inarg）。
执行完用户定义的操作以后需要向内核返回执行结果，fuse提供了一组类似fuse_reply_XXX的API, 这些API最后实际通过系统调用writev将结果传入内核。
7. FUSE内核部分流程
FUSE在内核空间执行的部分主要包括FUSE模块加载以及杂项设备驱动。
模块加载过程已经在第4节介绍，这一节主要描述从request队列读写请求的流程。
FUSE设备驱动程序本质上是一个生产者——消费者模型。
生产者为用户在挂载目录下对普通文件（regular file）执行的系统调用，每一次系统调用会产生一个request然后将去放入pending list。
pending list能存放的元素个数只和系统内存有关；消费者为用户对设备文件/dev/fuse或者/dev/fuseblk的read，这一操作会去pending list或interrupt list取request，当list为空时，进程主动schedule让出CPU。
request结构的细节在第3节已经介绍，此处不赘述。
enmu fuse_req_state定义了request的6种状态，其含义分别为：
FUSE_REQ_INIT：
请求被初始化
FUSE_REQ_PENDING：
请求挂起待处理
FUSE_REQ_READING：
请求正在读
FUSE_REQ_SENT：
请求被发送
FUSE_REQ_WRITING：
请求正在写
FUSE_REQ_FINISHED：
请求已经完成
图7
图7是在mount目录下面执行write以后触发的一个函数调用序列，图中省略了VFS层的函数调用。
fuse_file_aio_write是在mount过程中注册到fuse_file_operations.aio_write的函数指针，它会调用fuse_perform_write，fuse_perform_write调用get_fuse_conn得到struct fuse_conn实例fc，它保存在struct super_block的私有数据成员中s_fs_info中，而struct super_block是struct inode的一个成员。
接下来是循环从用户空间拷贝数据到内核，数据实际保存在struct pages中，内核fuse_req保存了pages指针，然后调用fuse_send_write_pages。
图8
Fuse_send_write_pages调用会等待脏数据写回到磁盘上，然后调用fuse_write_fill将包括操作码FUSE_WRITE在内的信息写入request。
随后fuse_request_send（fc, req），它先通过fuse_get_unique获取唯一请求号，请求号是一个64位无符号整数，请求号从1开始随请求依次递增。
然后调用queue_request（fc, req），它主要完成4件事情：
1.将request->list插入fc维护的pending链表尾部
2.置req->state为FUSE_REQ_PENDING
3.wake_up唤醒等待队列fc->waitq
4.kill_fasync异步通知用户进程数据到达
从queue_request返回以后调用request_wait_answer:
进程被投入睡眠，等待请求完成（wait_event（req->state == FUSE_REQ_FINISHED））。
如果用户程序处理完了请求，它会reply，进程被唤醒，到此可以向上层调用返回处理结果（错误码或者写入字节数）。
在第6节我们提到了用户空间有个daemon进程会循环read设备文件/fuse/dev以便处理内核请求，图9展示了该read调用触发的函数调用序列。
图9
从第4节可知，FUSE模块加载过程注册了对设备文件/dev/fuse的操作接口fuse_dev_operations。
由此可知，read底层实际调用的是fuse_dev_read
fuse_dev_read首先通过fuse_get_conn获得struct fuse_conn的实例fc，通过fuse_copy_init为struct fuse_copy_state分配内存并将其实例化。
主要的数据读取在fuse_dev_do_read中分4步完成：
1.request_wait:
在挂起的列表上等待一个请求到达:
（1）.DECLARE_WAITQUEUE（wait, current）:
创建等待队列项，并将其初始化为current
（2）.add_wait_queue_exclusive（&fc->waitq, &wait）:
将wait加入fc->waitq,当有请求发送到
FUSE文件系统时，这个等待队列上的进程会被唤醒
（3）.如果没有request，一直循环检查pending list和interrupt list, 直到有请求；
如果有请求则将state设置为TASK_RUNNING
（4）.将wait从等待队列中移除
2.list_entry（fc->pending.next, struct fuse_req, list）：
从fc->pending.next中取出request,
req->state状态设为FUSE_REQ_READING,
3. 将req->list移到fc->io
4. fuse_copy_one:
将数据拷贝到struct f
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