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：
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：
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）：
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：
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：
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：
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：
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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linux文件系统之mount流程分析

ifdef CONFIG_SMP

else

endif

ifdef CONFIG_FSNOTIFY

endif

ifdef CONFIG_SECURITY

endif

ifdef CONFIG_SMP

else

endif

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