Linux 0.11 源码阅读笔记-文件系统

Posted on 2017-02-13 Edited on 2023-08-04 In linux

如题.

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通俗易懂的介绍了硬盘及文件系统的管理方式, 也简单提了一下inode. 可以作为此部分的入门.

文件系统

本人手工制作的 Linux 0.11 文件系统图解

几个核心点:

Linux下一切皆文件, 文件即i节点!
文件名和i节点的关联, 在目录项结构中实现.
索引过程为: 目录inode->目录名/文件名->对应inode->具体内容
任何读写硬盘的过程都是通过内存的buffer(高速缓冲)实现的, 系统不能直接读写硬盘! 由此产生同步问题.
调用过程为: 系统函数->buffer->硬盘
Linux对内存条的分配和使用. Buffer Memory 的概念和用途. Buffer Head Buffer Hash List.
Buffer 介于高速的CPU指令和低速的硬盘之间, 用于缓存CPU对硬盘的读写内容, 提高CPU执行效率.
Memory 是系统可用的内存. 系统变量, malloc 都是用的这块空间.
虚拟内存 把使用频率低的 Memory 暂时搬到硬盘, 以便存放使用频率更高的内存数据. 依赖于硬盘读写操作!

硬盘设备分区

硬盘设备上的分区和文件系统
hard disk

主引导扇区: 存放硬盘引导程序和分区表信息.
分区表: 标明了每个分区的类型, 起止位置以及占用的扇区数.
相关文件: kernel/blk_drv/hd.c

下面, 将以MINIX1.0为例说明文件系统的基本概念.
Linux使用的其它的文件系统核心概念都是一样的! 只是支持的大小, 寻址速度, 文件上限有区别.

MINIX1.0 文件系统

MINIX1.0 文件系统布局示意图
minix

引导块: 上电时, BISO自动读入的部分. 有了引导块内引导程序, BIOS才能启动系统
Super Block(超级块): 存放文件系统的结构信息, 说明各部分的大小. super_block[8], 可加载8个文件系统
Inode Bitmap(i节点位图): 记录i节点的使用情况, 1bit代表一个i节点. s_imap[8], 占用8个块, 可表示8191个i节点情况
Zone Bitmap(逻辑块位图): 记录数据区的使用情况, 1bit代表一个盘块(block). s_zmap[8], 占用8个块, 最大支持64M的硬盘
Inode(i节点): 每个文件或目录名唯一对应一个i节点, 在i节点中, 储存 id信息, 文件长度, 时间信息, 实际数据所在位置等等
Zone Data(数据区): 8 (bit/byte) * 1024 (byte/block) * 8(zmap blocks) * 1024 (byte/block)= 64M byte

MINIX1.0 的超级块数据结构
super block

一切皆文件

inode 详解

MINIX1.0 的i节点数据结构
inode

i_nlinks: 硬链接计数器. 因此硬连接具有相同的inode号, 硬连接不能跨文件系统!

命令 ls -l 显示的文件信息, 多数信息读取i节点就可获得
file info

符号连接 s: 就是常说的软连接, 类似于windows下的快捷方式, 占用i节点, 在对应的数据块内存放路径

i_zone[9] i节点的逻辑块数组功能.
izone

i_zone[0-6] 直接块号: 存放文件开始的7个磁盘块号. 此时文件大小: 7*1024(byte/block)=7K byte
i_zone[7] 一次间接块号: 地址占用2byte, 因此一个数据块可存放512个地址. 此时可寻块 7+512 blocks
i_zone[8] 二次间接块号: 此时可寻块 7+512+512*512 blocks, 文件的最大可达 512M byte
/dev/下设备文件的 i_zone[0]: 设备文件不占用硬盘, 因此i节点仅保存设备的属性和设备号.

文件名的存储及查找

Linux 0.11 的目录项结构

// 定义在 include/linux/fs.h 文件中
#define NAME_LEN 14                 // 名字长度值
#define ROOT_INO 1                  // 根i节点

// 文件目录项结构
struct dir_entry {
    unsigned short inode;           // i节点号
    char name[NAME_LEN];            // 文件名
};

可见, linux下的文件名称都存在了目录项的数据里面, 并且唯一关联其i节点号.
每个目录项占用16字节, 因此, 一个盘块可以存放 1024/16=64 个目录项
对于空目录, 也至少会有名称未 . 和 .. 两项, 指向 当前目录inode 和 上级目录inode
因此, 空目录的硬连接计数值i_nlinks为2, 每多一个文件, i_nlinks再加1.

通过文件名最终找到对应文件盘块位置的示意图
inode find

整个搜索过程是根据目录项结构及对应的inode 号, 逐步深入路径的过程.
以路径名 /usr/bin/vi 搜索对应的i节点, 然后读取文件内容为例:

根目录 / 具有固定的 inode号 1.
读取inode 1的数据块, 搜索名为usr的目录项, 从而得到/usr的inode号, 假设为 23
读取inode 23的数据块, 搜索名为bin的目录项, 假设/usr/bin的inode号为 61
读取inode 61的数据块, 搜索名为vi的文件名, 假设获得/usr/bin/vi的inode号 98
读取inode 98的数据块, 根据i节点信息, 如 i_size i_zone[9], 最终读取文件内容

高速缓存 `buffer.c`

buffer_head 的数据结构

struct buffer_head {
    char * b_data;                      // 指向该缓冲块中数据区(1024字节)的指针
    unsigned long b_blocknr;            // 块号
    unsigned short b_dev;               // 数据源的设备号(0=free)
    unsigned char b_uptodate;           // 更新标记: 表示数据是否已更新
    unsigned char b_dirt;               // 修改标记: 0-未修改(clean), 1-已修改(dirty)
    unsigned char b_count;              // 使用该块的用户数
    unsigned char b_lock;               // 缓冲区是否被锁定. 0-ok, 1-locked
    struct task_struct * b_wait;        // 指向等待该缓冲区解锁的任务
    struct buffer_head * b_prev;        // hash 队列的前一块. (这四个指针用于缓冲区管理)
    struct buffer_head * b_next;        // hash 队列的下一块
    struct buffer_head * b_prev_free;   // 空闲表上前一块
    struct buffer_head * b_next_free;   // 空闲表上下一块
}

buffer的初始化
inode find

buffer的双向循环链表
inode find

该双向链表是最近最少使用LRU链表(Least Recently Used), free_list 指向最为空闲的缓冲块指针

buffer的hash表
inode find

Linux 0.11 使用的hash函数是 设备号^逻辑块号 Mod 307, 因此共有307项hash表
hash的功能类似于字典, 先预先归类, 然后可以按类查找, 加快了查找速度.

缓冲区管理函数关系图
inode find

详解 getblk() 函数. 用于寻找最为空闲的buffer缓冲块.
inode find

首先调用 get_hash_table(), 查看搜索的指定缓冲块是否已经存在于buffer中. 存在就立刻返回该buffer指针.
不存在时, 从空闲链表头开始扫描, 寻找最合适的空闲块(没有被使用, 没有被上锁, 没有被修改). 实现LRU
因为可能别的进程已经加入了所需的缓冲块, 因此再调用一遍 get_hash_table()
此时, 可以将块应用计数置1, 把该缓冲块移到空闲队列末尾.

参考

原创于 DRA&PHO

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