inode客户端日志怎么收集（论一切都是文件之匿名）

inode客户端日志怎么收集（论一切都是文件之匿名）而另外一个进程可以通过 recv_fd 把 fd 收过来：在跨进程的情况下，Linux 支持 fd 的跨进程 socket 传输，从而可以实现共享内存、dma_buf 跨进程共享等。比如一个进程可以通过 send_fd 可以把 fd 发送出去：Linux 里面最大的套路，就是“一切都是文件”。爱一个人，就为她捉萤火虫；做一件事，就让它成为一个“文件”。为什么自古深情留不住，唯有“文件”得人心呢？因为文件在用户态最直观的形式是随着一次 open，获得一个 fd，有了这个 fd，长城内外，你基本可以为所欲为：在本进程内，fd 的最直观操作是 open、close、mmap、ioctl、poll这些。mmap 让你具备把 fd 透射到内存的能力，所以你可以通过指针访问文件的内容。再者，这个 mmap，如果底层透射的是framebuffer、V4L2、DRM 等，则让我们具备了从用户态操作底层显存

作者 | 宋宝华 责编 | 欧阳姝黎

唯有文件得人心

当一个女生让你替她抓 100 只萤火虫，她一定不是为了折磨你，而是因为她爱上了你。当你们之间经历了无数的恩恩怨怨和彼此伤害，她再次让你替她抓 100 只萤火虫，那一定是因为她还爱着你。

为什么？因为这就是套路，是在下偶尔瞟一眼古装肥皂剧总结出来的套路。

Linux 里面最大的套路，就是“一切都是文件”。爱一个人，就为她捉萤火虫；做一件事，就让它成为一个“文件”。

为什么自古深情留不住，唯有“文件”得人心呢？因为文件在用户态最直观的形式是随着一次 open，获得一个 fd，有了这个 fd，长城内外，你基本可以为所欲为：

• 在本进程内，fd 的最直观操作是 open、close、mmap、ioctl、poll这些。mmap 让你具备把 fd 透射到内存的能力，所以你可以通过指针访问文件的内容。再者，这个 mmap，如果底层透射的是framebuffer、V4L2、DRM 等，则让我们具备了从用户态操作底层显存、多媒体数据等的能力；比如，无论是 V4L2 还是 DRM，都支持把底层的 dma_buf 导出为 fd。poll 则提供给用户阻塞等待某事件发生的能力。至于 ioctl，就更加不用说了，你可以透过 ioctl 灵活地为 fd 添加控制命令。

• 在跨进程的情况下，Linux 支持 fd 的跨进程 socket 传输，从而可以实现共享内存、dma_buf 跨进程共享等。比如一个进程可以通过 send_fd 可以把 fd 发送出去：

而另外一个进程可以通过 recv_fd 把 fd 收过来：

这种 fd 在长城内外可以互访，fd 最终可以指向 dma_buf 同时可以被mmap，而 dma_buf 又最终可以被显卡、显示控制器、video decoder/encoder 等设备访问的能力，让fd打通了设备、CPU 和跨进程的障碍，从此可以横着走。

我们在《世上最好的共享内存(Linux共享内存最透彻的一篇)》一文中已经详细阐述过这个过程，这里我们就不再赘述了。本文的重点在于匿名 inode。

inode 源头 file 活水

我们把文件想象成一个 object，那么 inode 描述的是本源，和最终的object一一对应；dentry 是 inode 的一个路径马甲，比如我们可以通过" ln "命令为同一个 inode 创建很多的硬链接马甲；而 file 则是活水，进程对object的一次“ open ”，获得一个 file，导致用户态得到一个" fd "的句柄来操作这个object。

经典的 inode、dentry、file 谁都不缺席的模型是这样的：

上图中，我们有一个 inode，这个 inode 有 2 个 dentry，进程 A、B open 的是第一个 dentry；而进程 C、D open 的是第二个 dentry。变了的是 file 和 fd，不变的是 inode，中间的 dentry 马甲没那么重要。

但是在 inode、dentry、file 这个经典铁三角中，从来都是可以有一个缺席者的，那就是 dentry，因为，有时候用户态想获得长城内外行走的便利，但是却不想这个 inode 在文件系统里面留下一个路径的痕迹。简单来说，我希望有个fd，但是这个 fd，你在从"/"往下面搜索的任何一条路径下，你都找不到它，它根本在根文件系统以下不存在路径，它是无名氏，它没有马甲，它是个传说。

比如，近期名震江湖的剑客 usefaultfd 允许我们在用户空间处理 page fault，我们是通过 userfaultfd 这个系统调用先获得一个 fd，之后就可以对它进行各种 ioctl 了：

我们透过 userfaultfd 系统获得了一个 fd，它在/xxx/yyy/zzz这样的文件系统下没有路径。这种情况下的 fd，对应着的是一个没有名字的匿名inode，你显然没有办法像 fd = open ("xxx" ..)那样来得到匿名 inode 的 fd，因为"xxx"是一个路径，而匿名 inode 没有 xxx，所以你是直接透过 syscall userfaultfd 这样的系统调用，来获得 anon_inode 在你的进程里面对应的 fd的:

人过留名，雁过留声；杀人者，打虎武松也。但是 anon inode 不吃这一套，它是一个绝顶的轻功高手，它给与的，是透过 fd 长城内外行走的能力，但是，在文件系统里面却从未来过。这是用户真实的需求，如果这种需求一定要透过一个 dentry 的 open 才能实现，这未免有点画蛇添足了。

匿名 inode 的内核实例

我们接下来可以随便打开个 anon inode 的实例来看看它是怎么工作的了。首先 userfaultd 是一个系统调用：

这个代码里面比较核心的是就是，它通过：

anon_inode_getfd_secure

生成一个匿名 inode，并获得一个句柄 fd。重点别忘记了，这种“文件”也是可以有 file_operations 的，比如上面 anon_inode_getfd_secure参数中的userfaultfd_fops：

这样，我们就可以在 file_operations的ioctl，poll，read 等 callback 里面实现自己特别的“文件”逻辑，这是我们自由发挥的舞台。

说起anon_inode_getfd_secure，它再往底层走一级是__anon_inode_getfd：

进而再走一级是__anon_inode_getfile：

所以本质上，是先造一个 anon_inode，然后再在这个anon_inode上面造一个pseudo 的 file，最后通过 fd_install(fd file)，把 fd 和 file 缠在一起。再次强调，用户有了这个fd就可以为所欲为；而内核本身，则是通过 file_operations 的不同实现来为所欲为的。

anon_inode 之上添加一个系统调用，造一种特殊的 fd，让用户去 poll，去 ioctl，把想象空间拉大了。这种实现方法，如此拉风灵活，以至于它本身也成为了一种套路。比如内核里面 fs 目录下的：

eventfd，eventpoll，fscontext，io_uring，fanotify，inotify，signalfd，timerfd.......

正所谓， 待到秋来九月八，我花开后百花杀。冲天香阵透长安，满城尽带黄金甲。文件，哪怕最终是匿名的，都以冲天的香阵，弥漫整个 Linux 的世界。

用户使用匿名inode

到了要说再见的时刻了，用户可见的就是 fd，通过 fd 来使用匿名 inode。下面我们来制造一个 page fault 的例子，让用户态来处理它，这个例子直接简化自 userfaultfd 的 man page。我们在主线程中，通过mmap申请一页内存，然后通过 userfaultfd 的 ioctl 告诉内核这页的开始地址和长度，以及通过 UFFDIO_REGISTER 告诉内核这页的 page fault 想用户空间处理：

然后我们在 pthread_create创建的 fault_handler_thread 线程中，poll userfaultfd 等待事件，之后把一页全是 0x66 的内容拷贝到 page fault 发生的那一页：

我们运行这个程序得到的输出如下：

我们主线程在执行 addr[0]=0x5A5A5A5A 的时候，触发了 page fault。在fault 线程里面，page fault 发生后，poll 阻塞返回，之后用户通过 read读到了一个 uffd_msg 的结构体，里面的成员包含了 page fault 的地址。之后，我们通过 UFFDIO_COPY 这个 ioctl，把内容为 0x66 的页面拷贝给 page fault 的页面。

所以，最终主线程在执行 printf 打印的时候，addr[0]里面读到了 5A5A5A5A，剩下的addr[1]里面读到了 66666666。看到 page fault 由用户态灵活这么灵活自如地处理，我的小伙伴们都吓尿了。

可以看出来：

• poll在等什么，完全被定制化了；

• read能读什么，完全被定制化了；

• ioctl能控制什么，完全被定制化了。

我们通过“文件”这个不变的“静”，制造了 poll、read、ioctl 的灵动自如。兵法有云，以不变应万变，以万变应不变。

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