Хесус Эспино 13 июля объяснил виртуальную файловую систему Linux, тот слой, из-за которого одни и те же вызовы одинаково работают с ext4, с
/proc и с примонтированной по сети NFS. Устроен он на C-структурах с указателями на функции: каждая файловая система подставляет свои реализации, а ядро вызывает их через общие имена.Объектов в этой модели четыре, и разделение между ними отвечает на бытовые вопросы вроде «почему у файла может быть два имени».
🔘 superblock представляет конкретную смонтированную файловую систему;
🔘 inode хранит сам файл, каталог или ссылку вместе с метаданными, но собственного имени не знает;
🔘 dentry связывает имя внутри родительского каталога с inode, и ядро кэширует в том числе отрицательные dentry для отсутствующих файлов;
🔘
struct file создаётся на каждое открытие, поэтому два открытия одного inode имеют независимые позиции чтения;🔘 набор
file_operations даёт принцип «всё является файлом»: сокеты, устройства, epoll и таймеры живут за дескрипторами с совершенно разным поведением;🔘 дескриптор — это просто индекс в таблице указателей
struct file *, а номера 0, 1 и 2 обычно уже заняты стандартными потоками ввода, вывода и ошибок.Открытие
/etc/hostname идёт компонент за компонентом, и при попадании в кэш каталогов до самой файловой системы дело не доходит. Режим RCU-walk позволяет читателям обходить закэшированные пути почти без блокировок, переключаясь на обычные блокировки, когда путь меняют. Чтение потом проходит через страничный кэш: первый cat поднимает страницу с диска, а следующие обслуживаются из оперативной памяти.Полная статья: https://internals-for-interns.com/posts/linux-kernel-vfs/
Сохранять тем, кто разбирает странности с I/O: файл удалён, а место не освободилось, или две ручки на один файл почему-то читают из разных мест.
@prog_stuff