2.2 路径名与元数据操作

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第二章：FUSE 代码实现分析 · 第 2/6 篇

本文以 fs/fuse/dir.c 为主线，分析 pathname lookup、inode 实例化、属性刷新、create/unlink/rename，以及 VFS 状态与 daemon 状态如何保持一致。

1. 从 VFS 操作表开始

普通目录 inode 的 inode_operations 把 VFS 动作映射到 FUSE 入口，典型成员包括：

.lookup   -> fuse_lookup
.create   -> fuse_create
.unlink   -> fuse_unlink
.rename   -> fuse_rename2
.getattr  -> fuse_getattr
.setattr  -> fuse_setattr

不同 inode 类型会使用不同操作表，但属性相关逻辑有大量复用。阅读入口表比全文搜索某个 opcode 更容易看清 VFS 契约。

2. LOOKUP 调用链

path walk
  -> fuse_lookup(dir, dentry, flags)
  -> fuse_lookup_name(sb, parent_nodeid, name, ...)
  -> fuse_lookup_init(args, parent_nodeid, name, out)
  -> fuse_simple_request()
  -> daemon: FUSE_LOOKUP
  -> fuse_lookup_name() 校验响应
  -> fuse_iget() / 属性更新
  -> d_splice_alias() 或负 dentry

fuse_lookup_init() 把父节点 node ID 和名称组成协议参数。响应 fuse_entry_out 同时携带 node identity、entry lease 和 attribute lease。

3. 响应必须经过哪些校验

daemon 是协议另一端，内核不能直接相信其结果。关键检查包括：

• nodeid 不能非法，根节点等特殊 ID 要符合语义；
• inode 类型与已存在对象不能冲突；
• 属性中的 inode number、mode、size 等要能安全转换；
• 同一 identity 的 generation 和类型保持稳定；
• 返回长度符合 opcode 和协商版本；
• 不允许把目录硬接到不合法的别名关系中。

校验失败属于协议错误，不能当作普通 ENOENT 缓存。

4. 正查找、负查找和缓存时间

成功 lookup 会实例化或复用 inode，并增加 daemon 侧需要记录的 lookup 引用。ENOENT 可以形成负 dentry；负结果缓存多久由负 entry timeout 决定。

两个超时不要混淆：

• entry timeout：名字到 inode 的关系还能否复用；
• attr timeout：该 inode 的属性还能否复用。

entry 有效而 attr 过期时，不必重新 LOOKUP 名称，只需刷新属性。反之，entry 过期可能需要确认名称是否仍指向原对象。

5. inode 实例化与属性更新

FUSE 根据 node ID 和 generation 找到或创建 VFS inode，并把 fuse_attr 转换为 VFS 字段。更新 size 时尤其敏感：

• 缩小文件要与页缓存截断协调；
• 本地有未完成写入时不能随意用旧的 daemon size 覆盖；
• mmap、writeback 和 direct I/O 可能并发观察大小；
• 属性版本或失效标记用于避免旧响应覆盖新状态。

因此“解析响应然后赋值 i_size”远远不够。

6. GETATTR

当 VFS 请求 stat 信息或属性 lease 过期时，fuse_getattr() 决定能否复用缓存；需要刷新时发送 FUSE_GETATTR。若文件已经打开，请求可携带 fh，让 daemon 按打开对象而非仅按 node ID 查询。

典型链路：

vfs_getattr
  -> fuse_getattr
  -> 缓存仍有效：generic_fillattr
  -> 否则 FUSE_GETATTR
  -> fuse_change_attributes()
  -> generic_fillattr

7. SETATTR 与 truncate

chmod、chown、utimensat 和 truncate 最终可能进入 fuse_setattr()。代码先把 VFS iattr 翻译为 fuse_setattr_in 的 valid 位与字段，再发送 FUSE_SETATTR。

truncate 的排序必须处理：

1. 权限和写入状态检查；
2. 与本地页缓存、writeback 和 DIO 同步；
3. daemon 修改后端大小；
4. 内核采用响应属性并截断缓存；
5. 错误时保留可解释的一致状态。

如果 daemon 返回的 size 与请求矛盾，内核不能默默接受并制造页缓存越界别名。

8. create/open 合并

fuse_create() 可经 fuse_create_open() 使用 FUSE_CREATE 一次获得新 entry 和 open handle，减少“创建后再 OPEN”的一轮往返。响应包含两部分：新节点的 fuse_entry_out 与打开结果 fuse_open_out。

错误恢复也因此更复杂：entry 已创建但本地 file 初始化失败时，需要正确释放 daemon handle，并避免 lookup 引用泄漏。

如果 daemon 或协议不支持原子 create-open，代码需要采用兼容路径，但不能破坏 O_EXCL 等语义。

9. unlink 的双重生命周期

fuse_unlink() 向 daemon 发送父 node ID 与名称。成功后，VFS dentry 从命名空间消失，目录和目标 inode 的缓存状态被更新。

但 unlink 不等于对象立即销毁：

• 其他硬链接可能仍存在；
• 打开的 fh 仍可读写；
• mmap 和脏页仍可能存在；
• lookup 引用稍后才通过 FORGET 下降；
• daemon 的后端对象必须等其自身引用条件满足后回收。

10. rename 的原子性与失效

fuse_rename2() 根据 flags 使用 FUSE_RENAME2，必要时兼容旧 FUSE_RENAME。请求同时涉及旧父目录、旧名称、新父目录和新名称。

成功后需要失效或更新：

• 两个父目录的属性与目录缓存；
• 源 dentry 和目标 dentry；
• 被覆盖目标的 inode 状态；
• 跨目录移动时的父关系；
• RENAME_EXCHANGE、NOREPLACE、WHITEOUT 等 flag 的特殊语义。

daemon 必须把 rename 当成后端原子操作实现；仅靠内核 dentry 锁无法使远端的两步操作变原子。

11. FORGET 在哪里接上

当 VFS 回收 dentry/inode 引用时，FUSE 累积并发送 FORGET 或 BATCH_FORGET。该消息通常无需响应，因此走专门队列。daemon 收到后只减少 lookup count，不能关闭仍活跃的 fh。

定位 inode 泄漏时，应同时统计：

• 成功 LOOKUP/CREATE 返回的 lookup 增量；
• FORGET 的 nlookup 减量；
• OPEN/RELEASE handle；
• 后端自身引用。

12. 调试建议

路径问题最好记录一条结构化时间线：parent node ID、name、opcode、unique、response node ID/generation、entry timeout、attr timeout、最终 dentry/inode。只打印路径字符串会丢失 rename 和 alias 后的真实身份。

13. 本文小结

dir.c 把 VFS 名字操作转换为协议消息，又把响应转成 dentry/inode 状态。LOOKUP 同时建立身份、lookup 引用和两个缓存 lease；create、unlink、rename 则必须跨内核与 daemon 维护原子性及失效顺序。

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