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挂载到linux的VFS中
vfs对象
VFS采用了面向对象的设计思路，将一系列概念抽象出来作为对象而存在，它们包含数据的同时也包含了操作这些数据的方法。当然，这些对象都只能用数据结构来表示，而不可能超出C语言的范畴，不过即使在C++里面数据结构和类的区别也仅仅在于类的成员默认私有，数据结构的成员默认公有。VFS主要有如下4个对象类型。
（1）超级块（struct super_block）。超级块对象代表一个己安装的文件系统，存储该文件系统的有关信息，比如文件系统的类型、大小、状态等。对基于磁盘的文件系统，这类对象通常存放在磁盘上的特定扇区。对于并非基于磁盘的文件系统（比如基于内存的文件系统sysfs），它们会现场创建超级块对象并将其保存在内存中。
（2）索引节点（struct inode）。索引节点对象代表存储设备上的一个实际的物理文件，存储该文件的有关信息。Linux将文件的相关信息，比如访问权限、大小、创建时间等信息，与文件本身区分开来。文件的相关信息又被称为文件的元数据。
（3）目录项（struct dentry）。目录项对象描述了文件系统的层次结构，一个路径的各个组成部分，不管是目录（VFS将目录当作文件来处理）还是普通的文件，都是一个目录项对象。比如，打开文件/home/test/test.c时，内核将为目录/、home、test和文件test.c都创建一个目录项对象。
（4）文件（struct file）。文件对象代表已经被进程打开的文件，主要用于建立进程和文件之间的对应关系。它由open()系统调用创建，由close()系统调用销毁，且仅当进程访问文件期间存在于内存之中。同一个物理文件可能存在多个对应的文件对象，但其对应的索引节点对象却是惟一的。
除了上述4个主要对象外，VFS还包含了其他很多对象，比如用于描述各种文件系统类型的struct file_system_type，用于描述文件系统安装点的struct vfsmount等。
VFS各个对象间的关系不是孤立的，进程描述符的files字段记录了进程打开的所有文件，这些文件的文件对象指针保存在struct file_struct的fd_array数组里。通过文件的file对象可以获得它对应的目录项对象，再由目录项对象的d_inode字段可以获得它的inode对象，这样就建立了文件对象与物理文件之间的关联。一个文件被打开的时候，它的file对象是使用dentry、inode、vfsmount对象中的信息填充的，比如它对应的文件操作f_op由inode对象的i_fop字段得到。
文件系统的挂载
内核是不是支持某种类型的文件系统，需要我们进行注册才能知道。例如，咱们的 ext4 文件系统，就需要通过 register_filesystem 进行注册，传入的参数是 ext4_fs_type，表示注册的是 ext4 类型的文件系统。这里面最重要的一个成员变量就是 ext4_mount。记住它，这个我们后面还会用。
如果一种文件系统的类型曾经在内核注册过，这就说明允许你挂载并且使用这个文件系统。 register_filesystem(&ext4_fs_type); static struct file_system_type ext4_fs_type = { .owner = THIS_MODULE, .name = "ext4", .mount = ext4_mount, .kill_sb = kill_block_super, .fs_flags = FS_REQUIRES_DEV, };
ext4文件系统的挂载是通过ext4_mount完成的，后者调用mount_bdev（block device）实现，mount_bdev判断两次挂载是否为同一个文件系统的依据是：是否为同一个块设备（test_bdev_super），也就是同一个块设备只有一个super_block与之对应，即使挂载多次。
static struct dentry *ext4_mount(struct file_system_type *fs_type, int flags, const char *dev_name, void *data) { return mount_bdev(fs_type, flags, dev_name, data, ext4_fill_super); } 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; 获取设备 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; } s = sget(fs_type, test_bdev_super, set_bdev_super, flags | MS_NOSEC, bdev); mutex_unlock(&bdev->bd_fsfreeze_mutex); if (IS_ERR(s)) goto error_s; if (s->s_root) { 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 { s->s_mode = mode; snprintf(s->s_id, sizeof(s->s_id), "%pg", bdev); sb_set_blocksize(s, block_size(bdev)); 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; } return dget(s->s_root); error_s: error = PTR_ERR(s); error_bdev: blkdev_put(bdev, mode); error: return ERR_PTR(error); }
挂载ext4文件系统最终由ext4_fill_super完成，它会读取磁盘中的ext4_super_block，创建并初始化ext4_sb_info对象，建立它们和super_block的关系。ext4_sb_info的结构如下：
它的实现比较复杂，主要逻辑如下：
ext4_sb_info的建立是在ext4_fill_super函数中完成的，代码如下：
struct ext4_sb_info { struct buffer_head * s_sbh; /* Buffer containing the super block */ struct ext4_super_block *s_es; /* Pointer to the super block in the buffer */ struct buffer_head **s_group_desc; }; static int ext4_fill_super(struct super_block *sb, void *data, int silent) { struct ext4_sb_info *sbi; struct buffer_head *bh; struct ext4_super_block *es = NULL; //1 bh = sb_bread_unmovable(sb, logical_sb_block) //2 es = (struct ext4_super_block *) (bh->b_data + offset); sbi->s_sbh = bh; sbi->s_es = es; sb->s_fs_info = sbi; sbi->s_sb = sb; //3 blocks_count = (ext4_blocks_count(es) - le32_to_cpu(es->s_first_data_block) + EXT4_BLOCKS_PER_GROUP(sb) - 1); do_div(blocks_count, EXT4_BLOCKS_PER_GROUP(sb)); sbi->s_groups_count = blocks_count; sbi->s_blockfile_groups = min_t(ext4_group_t, sbi->s_groups_count, (EXT4_MAX_BLOCK_FILE_PHYS / EXT4_BLOCKS_PER_GROUP(sb))); db_count = (sbi->s_groups_count + EXT4_DESC_PER_BLOCK(sb) - 1) / EXT4_DESC_PER_BLOCK(sb); sbi->s_group_desc = ext4_kvmalloc(db_count * sizeof(struct buffer_head *), GFP_KERNEL); for (i = 0; i < db_count; i++) { block = descriptor_loc(sb, logical_sb_block, i); sbi->s_group_desc[i] = sb_bread_unmovable(sb, block); } //4 if (!ext4_check_descriptors(sb, logical_sb_block, &first_not_zeroed)) { ret = -EFSCORRUPTED; goto error; } //5 root = ext4_iget(sb, EXT4_ROOT_INO); //6 if (ext4_setup_super(sb, es, sb->s_flags & MS_RDONLY)) sb->s_flags |= MS_RDONLY; if (sbi->s_inode_size > EXT4_GOOD_OLD_INODE_SIZE) { sbi->s_want_extra_isize = sizeof(struct ext4_inode) - EXT4_GOOD_OLD_INODE_SIZE; if (ext4_has_feature_extra_isize(sb)) { if (sbi->s_want_extra_isize < le16_to_cpu(es->s_want_extra_isize)) sbi->s_want_extra_isize = le16_to_cpu(es->s_want_extra_isize); if (sbi->s_want_extra_isize < le16_to_cpu(es->s_min_extra_isize)) sbi->s_want_extra_isize = le16_to_cpu(es->s_min_extra_isize); } ext4_set_resv_clusters(sb); err = ext4_setup_system_zone(sb); ext4_ext_init(sb); err = ext4_mb_init(sb); block = ext4_count_free_clusters(sb); ext4_free_blocks_count_set(sbi->s_es, EXT4_C2B(sbi, block)); err = percpu_counter_init(&sbi->s_freeclusters_counter, block, GFP_KERNEL); if (!err) { unsigned long freei = ext4_count_free_inodes(sb); sbi->s_es->s_free_inodes_count = cpu_to_le32(freei); err = percpu_counter_init(&sbi->s_freeinodes_counter, freei, GFP_KERNEL); } err = percpu_counter_init(&sbi->s_dirs_counter, ext4_count_dirs(sb), GFP_KERNEL); err = percpu_counter_init(&sbi->s_dirtyclusters_counter, 0, GFP_KERNEL); err = percpu_init_rwsem(&sbi->s_journal_flag_rwsem); return 0; }
ext4_fill_super主要分六步，均用标号标出。
第1步，读取ext4_super_block对象，此时并不知道文件系统的block大小，也不知道它起始于第几个block，只知道它起始于磁盘的第1024字节（前1024字节存放x86启动信息等）。所以在第1步中先给定一个假设值，一般假设block大小为1024字节，
ext4_super_block始于block 1（sb_block）。由sb_min_blocksize计算得到的block大小如果小于1024，就以它作为新的block大小得到block号logical_sb_block和block内的偏移量offset。读取logical_sb_block的内容，加上计算得到的偏移量，得到的就是ext4_super_block对象（es），但因为block大小可能小于1024，所以有可能读到的只是ext4_super_block的一部分，所以为了保险起见，接下来只能访问它的一部分字段，主要是一些简单的验证工作。所幸s_log_block_size字段的偏移量0x18并不大，步骤1完成后，可以得到实际的block大小（2^(10+s_log_block_size)）。
第2步，block大小最小为1024，最大为65536，我的磁盘中为4096，所以步骤2中会重新计算logical_sb_block和offset分别为0和1024。然后读取block 0，得到的数据加上1024就是完整的ext4_super_block对象。
第3步，根据得到es为ext4_sb_info字段赋值，代码段中保留了s_group_desc字段的赋值过程，其余字段省略。
第4步，检查所有的group descriptors数据的合法性，初始化flex_bg相关的信息。
第5步，调用ext4_iget获取ext4的root文件，并调用d_make_root创建对应的dentry，为sb->s_root赋值。
第6步，调用ext4_setup_super，将控制权转移到ext4_setup_super，它将进行几项最后的检查并输出适当的警告信息。最后将超级快的变更内容写回到磁盘上，更新挂载计数器和上一次挂载的日期。
这样就将磁盘挂载到linux的VFS文件文件系统中了。其中，file_system_type用于描述具体文件系统的类型，struct vfsmount用于描述一个文件系统的安装实例。Linux所支持的文件系统，都会有且仅有一个file_system_type结构（比如，Ext2对应ext2_fs_type，Ext3对应ext3_fs_type，Ext4对应ext4_fs_type），而不管它有零个或多个实例被安装到系统中。每当一个文件系统被安装时，就会有一个vfsmount结构被创建，它代表了该文件系统的一个安装实例，也代表了该文件系统的一个安装点。下图是超级块、安装点和具体的文件系统之间的关系。不同类型的文件系统通过next字段形成一个链表，同一种文件系统类型的超级块通过s_instances字段链接在一起，并挂入fs_supers链表中。
关于ext4还有很多内容，源码链接：
https://elixir.bootlin.com/linux/v4.8/source/fs/ext4/，有兴趣的大家可以去看看。
恢复删除的文件并不神秘
存储介质上的数据可以分为两部分：表征文件的数据（可以称为元数据，metadata）和文件的内容。不仅仅ext4文件系统如此，多数基于磁盘的文件系统都离不开这两部分。为了恢复删除的文件，需要先了解删除的数据属于哪个类型，多数文件系统删除的是文件的信息，也就是表示文件和它所属目录的关系、文件本身信息的数据，至于文件的内容，一般是不会覆盖的。这么做最大的优点是效率高，比如我们在ext4文件系统中，删除一个几个G字节大小的文件并不会比删除几个字节的文件所用的时间长很多。缺点也是明显的，就是所谓的删除并没有对文件的内容造成影响，只要没有被后续的文件覆盖，就有被恢复的可能，有安全的风险。
