Chinaunix
标题:
follow_dotdot函数
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作者:
stuman
时间:
2013-12-11 13:24
标题:
follow_dotdot函数
static __always_inline void follow_dotdot(struct nameidata *nd)
{
struct fs_struct *fs = current->fs;
while(1) {
struct vfsmount *parent;
struct dentry *old = nd->path.dentry;
read_lock(&fs->lock);
if (nd->path.dentry == fs->root.dentry &&
nd->path.mnt == fs->root.mnt) {
read_unlock(&fs->lock);
break;
}
read_unlock(&fs->lock);
spin_lock(&dcache_lock);
if (nd->path.dentry != nd->path.mnt->mnt_root) {//第2种情况
nd->path.dentry = dget(nd->path.dentry->d_parent);
spin_unlock(&dcache_lock);
dput(old);
break;
}
spin_unlock(&dcache_lock);
spin_lock(&vfsmount_lock);
parent = nd->path.mnt->mnt_parent;
if (parent == nd->path.mnt) {
spin_unlock(&vfsmount_lock);
break;
}
mntget(parent);
nd->path.dentry = dget(nd->path.mnt->mnt_mountpoint);//第3种情况
spin_unlock(&vfsmount_lock);
dput(old);
mntput(nd->path.mnt);
nd->path.mnt = parent;
}
follow_mount(&nd->path.mnt, &nd->path.dentry);
}
复制代码
现在假设原文件系统中有一目录a，其下有目录b，此时有一软盘，其中仅有一个目录c。那么把软盘挂载到目录b下，此时就有路径：a/b/c,当处于目录c中时，输入命令cd .. 就会返回到挂载点b中，这个过程很简单，但是在函数follow_dotdot中的执行过程却很让人费解。
假设在函数follow_dotdot中执行的是第2种情况，那么代码：
nd->path.dentry = dget(nd->path.dentry->d_parent);
会把当前目录置为软盘的根目录，显然不是挂载点b，如果说这行代码将当前目录置为挂载点，但是又没有进行vfsmount结构的改变，这个时候vfsmount结构应该要改为目录a所在文件系统的相应结构。
假设在函数follow_dotdot中执行的是第3种情况，当前目录被改为了挂载点，也进行了vfsmount结构的改变，但是此处代码没有break，执行完后会从新返回while循环，就会又进入第2种情况，这样就又向上走了一层，这个结果显然也不对。那么真正的执行过程是怎么样的呢？
作者:
stuman
时间:
2013-12-11 21:00
没人回答吗，请高手帮帮忙呀
作者:
humjb_1983
时间:
2013-12-12 16:02
stuman 发表于 2013-12-11 13:24
现在假设原文件系统中有一目录a，其下有目录b，此时有一软盘，其中仅有一个目录c。那么把软盘挂载到目录b下 ...
第二种情况，并不是“把当前目录置为软盘的根目录”，而是置为“父目录”，这种情况应该是指/a/b/c/d时，从d目录执行cd ..切换到c目录的情况。
第三种情况，应该是在如下两个地方之一退出循环：
if (nd->path.dentry == fs->root.dentry &&
nd->path.mnt == fs->root.mnt) {
或
if (parent == nd->path.mnt) {
这里有点绕，可以加点打印确认下~~
作者:
鸟菜小
时间:
2013-12-12 17:00
"现在假设原文件系统中有一目录a，其下有目录b，此时有一软盘，其中仅有一个目录c。那么把软盘挂载到目录b下，此时就有路径：a/b/c,当处于目录c中时，输入命令cd .. 就会返回到挂载点b中，这个过程很简单， ..."
-----------------------------------------------------------------
1， mount了一个文件系统到a/b，看到了a/b/c， 说明了c不是被挂文件系统的根，而是根的一个子目录，这一点很重要。所以在c中执行cd .. 并不需要切换mnt. 执行的是你所说的第2种情况。也就是说, 在b目录下ls, 查看的是软盘的根目录里面有哪些子目录，显然c是一子目录。在c中cd ..只是回到根目录，还在原来的mnt上。
2，在b中cd ..，这就要跨mnt了。因为b是一个挂载点，在b的dentry上是呆不住的，要follow down到软盘根目录的dentry上。也就是说在表面看是呆b中，实际上是当前的dentry实际上是软盘根目录的dentry, 在b中cd .. 就会进入第三种情况，先拿到b真正的dentry, 然后再循环一次，拿到b的dentry后dget(nd->path.dentry->d_parent)就到了a.
作者:
humjb_1983
时间:
2013-12-12 17:23
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4#
鸟菜小
这位帅哥的说法很在理~
作者:
stuman
时间:
2013-12-13 12:57
回复
4#
鸟菜小
看了你的回答，还是不太懂
1.在c中cd..只是回到根目录，但是在终端中执行之后应该回到b目录，这是个挂载点，应该和根目录不一样
2.在b中cd..，按你的说法应该是先向下走（不是follow_dotdot），然后再向上走，此时进入第3种情况，当前目录置位挂在点，然后进入第2种情况，置为挂载点的父目录，也就是a目录。这样的话，我感觉很多余呀，b本身就是挂载点，为什么要先向下后向上，重新设置一下挂载点呢？
作者:
embeddedlwp
时间:
2014-02-13 11:03
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6#
stuman
v3.14-rc2
static void follow_dotdot(struct nameidata *nd)
{
set_root(nd);
while(1) {
struct dentry *old = nd->path.dentry;
if (nd->path.dentry == nd->root.dentry &&
nd->path.mnt == nd->root.mnt) {
break;
}
if (nd->path.dentry != nd->path.mnt->mnt_root) {
/* rare case of legitimate dget_parent()... */
nd->path.dentry = dget_parent(nd->path.dentry);
dput(old);
break;
}
if (!follow_up(&nd->path))
break;
}
follow_mount(&nd->path);
nd->inode = nd->path.dentry->d_inode;
}
复制代码
我的理解是:
1. 在c中cd .., 由于nd->path.dentry == nd->path.mnt->mnt_root，执行follow_up，到了/a/b这里，然后再..到了/a
2. 在b中cd .., 由于nd->path.dentry != nd->path.mnt->mnt_root，执行 nd->path.dentry = dget_parent(nd->path.dentry), 这样到了/a
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