VFS也用了一个高速缓存来加快对索引节点的访问，和块高速缓存不同的一点是每个缓冲区不用再分为两个部分了，因为inode结构中已经有了类似于块高速缓存中缓冲区首部的域。索引节点高速缓存的实现代码全部在fs/inode.c，这部分代码并没有随着内核版本的变化做很多的修改。
1．索引节点链表
每个索引节点可能处于哈希表中，也可能同时处于下列“类型”链表的一种中：
· "in_use" – 有效的索引节点，即 i_count > 0且i_nlink > 0（参看前面的inode结构）
· "dirty" - 类似于 "in_use" ，但还“脏”
· "unused" – 有效的索引节点但还没使用，即 i_count = 0。
这几个链表定义如下：
static LIST_HEAD(inode_in_use);
static LIST_HEAD(inode_unused);
static struct list_head *inode_hashtable;
static
LIST_HEAD(anon_hash_chain); /* for inodes with NULL i_sb */
因此，索引节点高速缓存的结构概述如下：
· 全局哈希表inode_hashtable，其中哈希值是根据每个超级块指针的值和32位索引节点号而得。对没有超级块的索引节点（inode->i_sb == NULL），则将其加入到anon_hash_chain链表的首部。例如，net/socket.c中sock_alloc()函数, 通过调用fs/inode.c中get_empty_inode()创建的套接字是一个匿名索引节点，这个节点就加入到了anon_hash_chain链表。
· 正在使用的索引节点链表。全局变量inode_in_use指向该链表中的首元素和尾元素。函数get_empty_inode()获得一个空节点，get_new_inode()获得一个新节点，通过这两个函数新分配的索引节点就加入到这个链表中。
· 未用索引节点链表。全局变量inode_unused的next域 和prev域分别指向该链表中的首元素和尾元素。
· 脏索引节点链表。由相应超级块的s_dirty域指向该链表中的首元素和尾元素。
· 对inode对象的缓存，定义如下：
static kmem_cache_t * inode_cachep
这是一个Slab缓存，用于分配和释放索引节点对象。
索引节点的i_hash域指向哈希表，i_list指向in_use、unused 或 dirty某个链表。所有这些链表都受单个自旋锁inode_lock的保护，其定义如下：
/*
* A simple spinlock to protect the list manipulations.
*
* NOTE! You also have to own the lock if you change
* the i_state of an inode while it is in use..
*/
static spinlock_t inode_lock = SPIN_LOCK_UNLOCKED;
索引节点高速缓存的初始化是由inode_init()实现的，而这个函数是在系统启动时由init/main.c中的start_kernel()函数调用的。inode_init（）只有一个参数，表示索引节点高速缓存所使用的物理页面数。因此，索引节点高速缓存可以根据可用物理内存的大小来进行配置，例如，如果物理内存足够大的话，就可以创建一个大的哈希表。
索引节点状态的信息存放在数据结构inodes_stat_t中，在fs/fs.h中定义如下：
struct inodes_stat_t {
int nr_inodes;
int nr_unused;
int dummy[5];
};
extern struct inodes_stat_t inodes_stat
用户程序可以通过/proc/sys/fs/inode-nr 和 /proc/sys/fs/inode-state获得索引节点高速缓存中索引节点总数及未用索引节点数。
2．索引节点高速缓存的工作过程
为了帮助大家理解索引节点高速缓存如何工作，我们来跟踪一下在打开Ext2文件系统的一个常规文件时，相应索引节点的作用。
fd = open("file", O_RDONLY);
close(fd);
open()系统调用是由fs/open.c中的sys_open函数实现的，而真正的工作是由fs/open.c中的filp_open()函数完成的，filp_open()函数如下：
struct file *filp_open(const char * filename, int flags, int mode)
{
int namei_flags, error;
struct nameidata nd;
namei_flags = flags;
if ((namei_flags+1) & O_ACCMODE)
namei_flags++;
if (namei_flags & O_TRUNC)
namei_flags |= 2;
error = open_namei(filename, namei_flags, mode, &nd);
if (!error)
return dentry_open(nd.dentry, nd.mnt, flags);
return ERR_PTR(error);
}
其中nameidata结构在fs.h中定义如下：
struct nameidata {
struct dentry *dentry;
struct vfsmount *mnt;
struct qstr last;
unsigned int flags;
int last_type;
};
这个数据结构是临时性的，其中，我们主要关注dentry和mnt域。Dentry结构我们已经在前面介绍过，而vfsmount结构记录着所属文件系统的安装信息，例如文件系统的安装点、文件系统的根节点等。
filp_open（）主要调用以下两个函数
（1） open_namei()：填充目标文件所在目录的dentry结构 和 所在文件系统的vfsmount结构。在dentry结构中dentry->d_inode就指向目标文件的索引节点。这个函数比较复杂和庞大，在此为了突出主题，后面我们只介绍与主题相关的内容。
（2） dentry_open()：建立目标文件的一个“上下文”，即file数据结构，并让它与当前进程的task_strrct结构挂上钩。同时，在这个函数中，调用了具体文件系统的打开函数，即f_op->open()。该函数返回指向新建立的file结构的指针。
open_namei()函数通过path_walk()与目录项高速缓存（即目录项哈希表）打交道，而path_walk()又调用具体文件系统的inode_operations->lookup()方法；该方法从磁盘找到并读入当前节点的目录项，然后通过iget(sb, ino),根据索引节点号从磁盘读入相应索引节点并在内存建立起相应的inode结构，这就到了我们讨论的索引节点高速缓存。
当索引节点读入内存后，通过调用d_add(dentry, inode)，就将dentry结构和inode结构之间的链接关系建立起来。两个数据结构之间的联系是双向的。一方面，dentry结构中的指针d_inode指向inode结构，这是一对一的关系，因为一个目录项只对应着一个文件。反之则不然，同一个文件可以有多个不同的文件名或路径（通过系统调用link()建立，注意与符号连接的区别，那是由symlink（）建立的），所以从inode结构到dentry结构的方向是一对多的关系。因此， inode结构的i_ dentry是个队列，dentry结构通过其队列头部d_alias挂入相应inode结构的队列中。
为了进一步说明索引节点高速缓存，我们来进一步考察iget（）。当我们打开一个文件时，就调用了iget（）函数，而iget真正调用的是iget4(sb, ino, NULL, NULL)函数，该函数代码如下：
struct inode *iget4(struct super_block *sb, unsigned long ino, find_inode_t find_actor, void *opaque)
{
struct list_head * head = inode_hashtable + hash(sb,ino);
struct inode * inode;
spin_lock(&inode_lock);
inode = find_inode(sb, ino, head, find_actor, opaque);
if (inode) {
__iget(inode);
spin_unlock(&inode_lock);
wait_on_inode(inode);
return inode;
}
spin_unlock(&inode_lock);
/*
* get_new_inode() will do the right thing, re-trying the search
* in case it had to block at any point.
*/
return get_new_inode(sb, ino, head, find_actor, opaque);
}
下面对以上代码给出进一步的解释：
· inode结构中有个哈希表inode_hashtable，首先在inode_lock锁的保护下，通过find_ inode函数在哈希表中查找目标节点的inode结构，由于索引节点号只有在同一设备上时才是唯一的，因此，在哈希计算时要把索引节点所在设备的super_block结构的地址也结合进去。如果在哈希表中找到该节点，则其引用计数（i_count）加1；如果i_count在增加之前为0，说明该节点不“脏”，则该节点当前肯定处于inode_unused list队列中，于是，就把该节点从这个队列删除而插入inode_in_use队列；最后，把inodes_stat.nr_unused减1。
· 如果该节点当前被加锁，则必须等待，直到解锁，以便确保iget4()返回一个未加锁的节点。
· 如果在哈希表中没有找到该节点，说明目标节点的inode结构还不在内存，因此，调用get_new_inode()从磁盘上读入相应的索引节点并建立起一个inode结构，并把该结构插入到哈希表中。
· 对get_new_inode()给出进一步的说明，该函数从Slab缓存区中分配一个新的inode结构，但是这个分配操作有可能出现阻塞，于是，就应当解除保护哈希表的inode_lock自旋锁，以便在哈希表中再次进行搜索。如果这次在哈希表中找到这个索引节点，就通过__iget把该节点的引用计数加1，并撤销新分配的节点。如果在哈希表中还没有找到，就使用新分配的索引节点；因此，把该索引节点的一些域先初始化为必须的值，然后调用具体文件系统的 sb->s_op->read_inode()域填充该节点的其他域。这就把我们从索引节点高速缓存带到了某个具体文件系统的代码中。当s_op->read_inode()方法正在从磁盘读索引节点时，该节点被加锁（i_state = I_LOCK）；当read_inode()返回时，该节点的锁被解除，并且唤醒所有等待者。