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VFS (2)
我借用一张图来表示首个文件系统挂载上去后它们之间的关系。
内核首先挂载的文件系统为 rootfs，它的重要数据结构之间的关系在上图中已经非常清晰了，它有自己的根目录，假设我样要在这个文件系统的根目录下创建一个 /dev 目录，那么之后，各数据结构之间的关系如下图：
因为新生成了一个目录，所以会有一个 new_inode，并且会有一个 new_dentry，新的目录项结构名字叫 "dev", 它的 d_parent 即父目录为 dentry, 即刚才的根目录 "/", 现在有了 /dev，我们要在这个目录上挂载一个实际的文件系统，ext4，那么挂载之后，它们之间的结构关系如下图：
因为是一个新的文件系统，所以它会有自己的 super block (e2_sb), 因为它是挂载到 rootfs 的 /dev 目录下，所以会产生一个挂载结构体 vfsmount (e2_mnt), 并且 e2_mnt->mnt_mountpoint 指向它所挂载的目录，new_dentry，然后设置了 new_dentry->d_mounted 为 1，它还产生了自己的根目录 e2_entry 以及该目录项的结点对象 e2_inode。
有了这样的结构后，假设要访问新文件系统中的一个文件 /dev/tmp/file 时，首先，经过路径遍历，会得到 rootfs 的 /dev 目录的目录项结构 new_dentry，结果发现它的 d_mounted 为 1，表明有其它文件系统挂载到该目录下面，即 ext4, 此时通过某种算法，得到挂载到该目录项下的 e2_mnt，然后得到 e2_mnt->mnt_root，即新文件系统的根目录，然后就可以接着继续查找，整个过程衔接的天衣无缝。
那么你可能要问了，那 rootfs 挂载到哪里呢？也就是根目录项是怎么创建的呢 ？
这确实是一个 egg first or chicken first 的问题，因为 rootfs 是一个内存文件系统，在内核加载时，通过 fs/namespace.c 中的 mnt_init 最后的 init_rootfs() 及 init_mount_tree() 来初始化。在 init_rootfs 中会注册 rootfs 文件系统，在 init_mount_tree 来挂载它。让源码来告诉我们真相。
在 init_mount_tree() 中会调用 do_kern_mount("rootfs", 0, "rootfs", NULL) 来挂载 rootfs，核心方法是 vfs_kern_mount, 它会创建 vfsmount 结构体来表示一个挂载点，然后会调用，注册 rootfs 时，file_system_type 中的 get_sb 来让 rootfs 文件系统驱动自己来产生一个 super block 来填充到 vfsmount 中，（这里可以看出 VFS 的灵活性，因为某些文件系统可能没有 super block ，所以当文件系统自己实现该功能，就可以虚拟一个超级块），奥秘就在这里。对于 rootfs 中的 get_sb 其实是由函数 rootfs_get_sb 来实现的，核心函数为 get_sb_nodev, 它会创建一个 super block，并且调用 fill_super 函数指针，在这里它是 ramfs_fill_super 来实现。代码如下：
static int ramfs_fill_super(struct super_block * sb, void * data, int silent)
{
struct inode * inode;
struct dentry * root;
sb->s_maxbytes = MAX_LFS_FILESIZE;
sb->s_blocksize = PAGE_CACHE_SIZE;
sb->s_blocksize_bits = PAGE_CACHE_SHIFT;
sb->s_magic = RAMFS_MAGIC;
sb->s_op = &ramfs_ops;
sb->s_time_gran = 1;
inode = ramfs_get_inode(sb, S_IFDIR | 0755, 0);
if (!inode)
return -ENOMEM;
root = d_alloc_root(inode);
if (!root) {
iput(inode);
return -ENOMEM;
}
sb->s_root = root;
return 0;
} 它会初始化刚才的 super block，并且创建一个 inode，和一个 dentry (root)，并且该 sb->s_root = root; 即 rootfs 的根目录。那么这里还是没有告诉该文件系统挂载到哪里呀，但 rootfs 的重要的数据结构都已经明了了。接着看，回到 get_sb_nodev, 它会调用 simple_set_mnt。int simple_set_mnt(struct vfsmount *mnt, struct super_block *sb)
{
mnt->mnt_sb = sb;
mnt->mnt_root = dget(sb->s_root);
return 0;
}
它会设置挂载点的根目录，那么路径遍历时，当遇到目录被挂载时，找到挂载点，就知道挂载的文件系统的根目录了。再回去到 vfs_kern_mount 中，当超级块得到后，开始设置挂载点结构体的时候，
mnt->mnt_mountpoint = mnt->mnt_root;
mnt->mnt_parent = mnt;
这两句重要的代码解开了真相，它又设置了挂载结构体的所挂载的目录时，设置为了自己的根目录，也就是说，在 rootfs 中创建的根目录，既作为它的根目录，也作为它的挂载目录，即 VFS 的根目录，这样它就成功地成为了第一个 VFS 的根了。
此时，VFS 中的根及第一个文件系统已经初始化好了，但一般我们还会挂载一个根文件系统，好让 Linux 能够真正跑起来，假设挂载的为一个包含 ext4 的磁盘的首分区，在笔者的源码中，它会先挂载到 rootfs 的 /root 下面，有了 rootfs，这一切都非常简单，加载完 ext4 之后，设置了初始化任务的当前目录为 ext4 的根目录，相当于前面说的 e2_entry, 这些工作主要是在 prepare_namespace 里面完成的。设置了初始任务的当前目录后，但是没有设置根目录，根目录的设置是由 prepare_namespace 中下面代码实现的，
mount_root();
sys_mount(".", "/", NULL, MS_MOVE, NULL);
sys_chroot(".");
mount_root 加载了根文件系统到 /root 下，即 ext4，但随后又移到了 VFS 的根目录，及 rootfs 的根目录下，覆盖了 rootfs，然后又设置了初始任务的根目录为当前目录，即 e2_entry，即 ext4 的根目录，相当于 VFS 的根目录。因为如果不移动根文件系统，设置初始任务的当前目录和根目录为 /root，那么派生进程如果继承了这两个，它们通过普通的 /bin/xxx 也是可以找到常规的 linux 目录的，但万一未继承到这两个，或者任务 0的这两项未正确设置，那么再用 /bin/xxx 遍历时，其实是从 rootfs 的根遍历的，这样就会出现问题。
还有 VFS 之所有灵活，是因为很多操作都是以指针的形式，提供给文件系统开发者来实现，这样，就最大化的提供了灵活性，有兴趣的朋友可以查看 open mkdir read 等接口，来感受它的强大。
VFS 还是相对复杂的，两篇文章只是提到了很小的一部分，如果有兴趣，源码中都有你想知道的细节。
VFS (2)