明明白白我的心--fs series(3)

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作者：GTT

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Linux Version：2.6.33

提示：本文是关于file system 实现的介绍！

 

先来看看minix在早期linux版本中的实现，以下代码是linux0.11版本的。

超级块的定义如下

struct super_block {
    unsigned short s_ninodes;
    unsigned short s_nzones;
    unsigned short s_imap_blocks;
    unsigned short s_zmap_blocks;
    unsigned short s_firstdatazone;
    unsigned short s_log_zone_size;
    unsigned long s_max_size;
    unsigned short s_magic;
/* These are only in memory */
    struct buffer_head * s_imap[8];
    struct buffer_head * s_zmap[8];
    unsigned short s_dev;
    struct m_inode * s_isup;
    struct m_inode * s_imount;
    unsigned long s_time;
    struct task_struct * s_wait;
    unsigned char s_lock;
    unsigned char s_rd_only;
    unsigned char s_dirt;
}

 

相关说明如下

字段名称	説明
s_ninodes	i节点数
s_nzones	数据块数
s_imap_blocks	i节点位图占有的块数
s_zmap_blocks	数据块位图占有的块数
s_firstdatazone	数据块中第一个数据块的块号
s_log_zone_size	disk块数/逻辑块
s_max_size	最大文件长度
s_magic	文件系统的幻数

所以super block 对于FS来说是最重要的数据结构了。
通过SB可以知道Block的安排了。当然就知道了FS的大小了。通过inode bitmaps 就可以知道那个inode还没有被使用，通过block bitmaps就知道数据块中还有哪块没有被使用。整个文件系统就可以被管理了。

i节点的定义如下

struct m_inode {
    unsigned short i_mode;
    unsigned short i_uid;
    unsigned long i_size;
    unsigned long i_mtime;
    unsigned char i_gid;
    unsigned char i_nlinks;
    unsigned short i_zone[9];
/* these are in memory also */
    struct task_struct * i_wait;
    unsigned long i_atime;
    unsigned long i_ctime;
    unsigned short i_dev;
    unsigned short i_num;
    unsigned short i_count;
    unsigned char i_lock;
    unsigned char i_dirt;
    unsigned char i_pipe;
    unsigned char i_mount;
    unsigned char i_seek;
    unsigned char i_update;
}

相关说明如下

字段名称	説明
i_mode	文件类型和属性
i_uid	用户 id
i_size	文件长度
i_mtime	修改时间
i_gid	组id
i_nlinks	链接数
i_zone[9]	文件占用的逻辑快数组 zone[0]-zone[6]是直接块号 zone[7]是一次间接块号 zone[8]是二次间接块号

根据i_zone, 知道了i节点，就知道了对应的数据放到了什么位置。

还有关于目录项的定义

struct dir_entry {
    unsigned short inode;
    char name[NAME_LEN];
}


文件的定义如下

struct file {
    unsigned short f_mode;
    unsigned short f_flags;
    unsigned short f_count;
    struct m_inode * f_inode;
    off_t f_pos;
}


看到了什么，文件中有inode的指针。对文件的动作，最好都会根据inode来对实际数据进行操作。

再来看看minixFS是如何进行数据管理的

 

i3 即inode3如果他是个目录节点的话，它的i_zone[0]将是一个目录数据块号，数据内容将是dir_entry数据结构的数组。这样目录下的
文件名和目录名将全部能产看到。如果目录下文件或者子目录很多的话，可以通过i_zone[7]继续查找到，还有根多的子文件或者
子目录的话，就通过i_zone[8]进行2次间接查找。
D3 即dir_entry3 它的inode 指向i2， 而i2是个二进制文件，那么i_zone[0]将指向一个有实际数据的数据块。

如果知道根节点，那么顺着根节点，可以找到所有的文件和目录，所以根节点是必须设定的。
给定一个i节点，这个i节点下的文件和目录也将可以查找到。有了理论，程序就很容易实现了。
而文件的数据结构struct file根inode关联起来，这样文件的读，写就根据inode可以找到数据的位置了。
minix得结构还是比较简单的，如果了解了minix,其他再复杂的文件系统，也会很快理解的了。
data block 的号码是逻辑号码，读写数据就直接交给harddisk的驱动程序处理，驱动程序根据分区和data block 的号码算出实际的扇区号进行读写。
读出的数据先放到buffer cache,写入的数据也是先放到buffer cache.这样，文件系统就只要和buffer cache 交互就可以了，可以提高工作效率。

我认为minix的几个问题是文件放置的效率，还有，如果super block坏了的话文件系统就崩溃了，可以说无法修复的。因为无法知道根接点的数据
放到什么位置了。安区性问题很严重。当然minixFS 得容量也很小。不过对于教学研究，是很值得研究的文件系统。