20191305李天琦第十一章学习笔记

摘要：本章讨论EXT2文件系统。只要充分了解一个文件系统，就可以轻松改编其他任何文件系统。本章首先描述了EXT2文件系统在Linux中的历史地位以及EXT3/EXT4文件系统的当前状况；用编程示例展示了各种EXT2数据结构以及如何遍历EXT2文件系统树；介绍了如何实现支持Linux内核中所有文件操作的EXT2文件系统；展示了如何通过虚拟磁盘的mount_root来构建基本文件系统；将文件系统的实现划分为3个级别，级别1扩展了基本文件系统，以实现文件系统树，级别2实现了文件内容的读/写操作，级别3实现了文件系统的挂载/装载和文件保护；描述了各个级别文件系统函数的算法，并通过编程示例演示了它们的实现过程；将所有级别融合到一个编程项目中；最后，将所有编程示例和练习整合到一个完全有效的文件系统中。

11.1 EXT2文件系统

EXT3是EXT2的扩展，增加的主要内容是一个日志文件，将文件系统的变更记录在日志中，可以在文件系统崩溃时更快从错误中恢复。EXT4分配连续的磁盘块区。

11.2 EXT2文件系统数据结构

1.通过mkfs创建虚拟磁盘

在 Linux下，命令

mke2fs [-b blksize -N ninodes] device nblocks

在设备上创建一个带有nblocks个块（每个块大小为blksize字节）和 ninodes 个索引节点的EXT2文件系统。设备可以是真实设备，也可以是虚拟磁盘文件。如果未指定blksize.则默认块大小为1KB。如果未指定ninoides，mke2fs将根据 nblocks计算一个默认的ninodes数。得到的 EXT2文件系统可在 Linux 中使用。举个具体的例子，下面的命令

dd if=/dev/zero of=vdisk bs=1024 count=1440

mke2fs vdisk 1440

可在一个名为vdisk的虚拟磁盘文件上创建一个EXT2文件系统，有1440个大小为1KB 的块。

2.Block#0：引导块 B0是引导块，文件系统不会使用它。它用来容纳一个引导程序，从磁盘引导操作系统。

3.Block#1：超级块（在硬盘分区中字节偏移量为1024） B1是超级块，用于容纳整个文件系统的信息。

struct ext2_guper_block {

u32 s_inodes_count; /* Inodes count */

u32 s_blocks_count; /* Blocks count*/

u32 s_r_blocks_count; /* Reserved blocks count */

u32 s_free_blocks_count; / * Free blocks count */

u32 s_free_inodes_count; /* Free inodes count */

u32 s_first__data_blook; /* First Data Block */

u32 s_log_block_size; /* Block size */

u32 s_log_cluster_size; /* Allocation cluster size */

u32 s_blocks_per_group; /* # Blocks per group*/

u32 s_clusters_per_group; /*# Fragments per group */

u32 s_inodes_per_group; /* # Inodes per group*/

u32 s_mtime;u32 s_wtime; /* Mount time */

u16 s_mnt_count; /* Write time */

s16 s_max_mnt_count; /_Mount_count/L

u16 8_magic; /* Magic signature */

// more non-essential fields

u16 s_inode_size; /* size of inode structure*/

}

4.Block#2∶块组描述符块（硬盘上的s first data block+1）EXT2将磁盘块分成几个组。每个组有8192个块（硬盘上的大小为32K）。每组用一个块组描述符结构体来描述。

struct ext2_group_desc {

u32 bg_block_bitmap; // Bmap block number

u32 bg_inode_bitmap; // Imap block number

u32 bg_inode_table; // Inodes begin block number

u16 bg_free_blocks_count; // THESE are OBVIOUS

u16 bg_free_inodes_count;

ul6 bg_used_dirs_count;

u16 bg_pad; // ignore these

u32 bg_reserved[3];

}；

5.Block#8∶块位图（Bmap）（bg block bitmap）位图是用来表示某种项的位序列，例如磁盘块或索引节点。位图用于分配和回收项。在位图中，0位表示对应项处于FREE状态，1位表示对应项处于IN USE状态。一个软盘有1440个块，但是 Block#0未被文件系统使用。所以，位图只有1439个有效位。无效位被视作INUSE，设置为1。

Block#9∶索引节点位图（Imap）（bg inode bitmap）一个索引节点就是用来代表一个文件的数据结构。EXT2文件系统是使用有限数量的索引节点创建的。各索引节点的状态用B9的Imap 中的一个位表示。在EXT2 FS中，前10个索引节点是预留的。所以，空 EXT2 FS的Imap 以10个1开头，然后是0。无效位再次设置为1。

6.Block#10∶索引（开始）节点（bg inode table）每个文件都用一个128字节（EXT4中是256字节）的唯一索引节点结构体表示。

struct ext2_inode {

u16 i_mode; // 16 bits=|tttt |ugs|rwx|rwx|rwxl

ul6 i_uid; // owner uid

u32 i_size; // file size in bytes

u32 i_atime; // time fields in seconds

u32 1_ctime; // since 00:00:00,1-1-1970

u32 i_mtime;

u32 i_dtime;

i_gid; // group ID u16

u16 i_links_count; // hard-link count

u32 i_blocks;u32 i_flags; // number of 512-byte sectors

u32 i_reservedl; // IGNORE // IGNORE

u32 i_block[15]; // See details below

u32 i_pad[7]; // for inode size = 128 bytes

}

直接块: block[0]至iblock[11]，指向直接磁盘块。

间接块:iblock[12]指向一个包含256个块编号（对于1KB BLKSIZE）的磁盘块，每个块编号指向一个磁盘块。

双重间接块:i block[13]指向一个指向 256个块的块，每个块指向256个磁盘块。

三重间接块:iblock[14]是三重间接块。对于"小型"EXT2文件系统，可以忽略它。

7.数据块

紧跟在索引节点块后面的是文件存储数据块。

8.目录条目

struct ext2_dir_entry_2{

u32 inode; // inode number; count from 1,NOT 0

u16 rec_len; // this entry's length in bytes

u8 name_len; // name length in bytes

u8 file_type; // not used

char name[EXT2_NAME_LEN]; // name:1-255 chars,no ending NULL ;

}；
目录包含dir_entry 结构，dir_entry 是一种可扩充结构。名称字段包含1到255个字符，不含终止NULL。所以dir entry 的 rec len也各不相同。

11.3 邮差算法

一个城市有M个街区，编号从0到M-1.每个街区有N座房子，编号从0到N-1.每座房子有一个唯一的街区地址，用（街区，房子）表示。已知某个街区地址BA=（街区，房子），怎么把它转换为线性地址LA，或者已知线性地址，怎么转换为街区地址？

Linear_address LA=N*block + house；

Block_address BA=(LA/N,LA%N);

1.C语言中的Test-Set-Clear位

struct bits{

unsigned int bit0 : 1; //bit0 field is a single bit

unsigned int bit123 : 3; // bit123 field is a range of 3 bits

unsigned int otherbits :27; // other bits field has 27 bits

unsigned int bit31 :1; // bit31 is the highest bit

}var;

2.将索引节点号转换为磁盘上的索引节点

在 EXT2文件系统中，每个文件都有一个唯一的索引节点结构。在文件系统磁盘上，索引节点从inode table块开始。每个磁盘块包含

INODES_PER_BLOCK = BLoCK_SIZE/sizeof（INODE）

个索引节点。每个索引节点都有一个唯一的索引节点号，ino=1，2，…，从1开始线性计数。已知一个ino，如1234，那么哪个磁盘块包含该索引节点，以及哪个索引节点在该块中呢?我们需要知道磁盘块号，因为需要通过块来读/写一个真正的磁盘。

11.4编程示例

安装ext2fs开发包：sudo apt-get install ext2fs-dev

11.5遍历EXT2文件系统树

1.遍历算法

（1）读取超级块。检查幻数s_magic（0xEF53），验证它确实是 EXT2 FS。

（2）读取块组描述符块（1+s_first_data_block），以访问组0描述符。从块组描述符的bg_ inode_table条目中找到索引节点的起始块编号，并将其称为InodesBeginBlock。

（3）读取InodeBeginBlock，获取/的索引节点，即INODE #2。

（4）将路径名标记为组件字符串，假设组件数量为 n。例如，如果路径名=/a/b/c，则组件字符串是"a""b""c"，其中n=3。用name[0]，name[1]，…，name[n-1]来表示组件。

（5）从（3）中的根索引节点开始，在其数据块中搜索 name[0]。为简单起见，我们可以假设某个目录中的条目数量很少，因此一个目录索引节点只有12个直接数据块。有了这个假设，就可以在12个（非零）直接块中搜索 name[0]。目录索引节点的每个数据块都包含以下形式的 dir_entry结构体：

[ino rec_len name_len NAME] [ino rec_len name_len NAME] . . . . .

其中NAME是一系列nlen字符，不含终止NULL。对于每个数据块，将该块读入内存并使用dir_entry*dp指向加载的数据块。然后使用name_len将NAME提取为字符串，并与name[0]进行比较。
（6）使用索引节点号ino 来定位相应的索引节点。回想前面的内容，ino 从1开始计数。使用邮差算法计算包含索引节点的磁盘块及其在该块中的偏移量。

11.6EXT2文件系统的实现

1.文件系统的结构

（1）当前运行进程的PROC结构体；

（2）文件系统的根指针；

（3）一个openTable条目；

（4）内存索引节点；

（5）已挂载的文件系统表。

2.文件系统的级别

第1级别实现了基本文件系统树，以实现指定函数，第2级别实现了文件内容的读/写函数，第3级别实现了文件系统的挂载、卸载和文件保护。

11.7基本文件系统

1.type.h文件

这类文件包含EXT2文件系统的数据结构类型，比如超块、组描述符、索引节点和目录条目结构。此外，它还包含打开文件表、挂载表、PROC结构体和文件系统常数。

2.global.c文件

这类文件包含文件系统的全局变量。全局变量的例子有：
MINODE minode [NMINODE]; // in memory INODEs

MTABLE mtable [NMTABLE]; // mount tables

OFT oft [NOFT]; // Opened file instance

PROC proc[NPROC]PROC ] // PROC structures

PROC *running; // current executing

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