随笔- 98 文章- 0 评论- 10 阅读- 6935

学习笔记5

第十一章 EXT2文件系统

知识点归纳

（一）EXT2文件系统数据结构

通过mkfs创建虚拟磁盘

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 vdiek 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。

虚拟磁盘布局
一开始，我们先使用这个基本文件系统布局进行假设。在适当的时候，我们会指出一些变化，包括硬盘上大型EXT2/3文件系统中的变化。下面来简要解释一下磁盘块的内容。
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。
超级块
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。下文说明了超级块结构中的一些重要字段。

struct ext2_auper_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_block；	/*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;	        /*Mount time */
   u32	s_wtime;	        /*Write time */
   U16	s_jnnt_count;	        /*Mount count */
   S16	s_max_mnt_count;	/*Maximal mount count */
   ul6	s_magic;	        /*Magic signature */
   // more non-essential fields
   ul6 s_inode_size;	        /* size of inode structure */

}

大多数超级块字段的含义都非常明显。只有少数几个字段需要详细解释。
s_first_data_block：0表示4KB块大小，1表示1KB块大小。它用于确定块组描述符的起始块，即 s_first_data_block+1。
s_log_block_size：确定文件块大小，为1KB*(2**s_log_block_size),例如：0表示1KB块大小，1表示2KB块大小，2表示4KB块大小等。最常用的块大小是用于小文件系统的1KB和用于大文件系统的4KB。
s_mnt_count：已挂载文件系统的次数。当挂载计数达到max_mnt_count时，fsck会话将被迫检查文件系统的一致性。
s_magic：标识文件系统类型的幻数。EXT2/3/4文件系统的幻数是0xEF53。

快组描述符
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_bicmap;	//Imap block number
   u32	bg_inode_table;	        //Inodes begin block number
   ul6	bg_free_blocks_count;	//THESE are OBVIOUS
   U16	bg_free_inodes_count;		
   U16	bg_used_dirs_count;		
   ul6	bg_pad;	                //ignore these
   u32	bg_reserved(3);	
｝;

由于一个虚拟软盘(FD)只有1440个块，B2就只包含一个块组描述符。其余的都是0。在有大量块组的硬盘上，块组描述符可以跨越多个块。块组描述符中最重要的字段是bg_block_bitmap、bg_inode_bitmap和bg_inode_table,它们分别指向块组的块位图、索引节点位图和索引节点起始块。对于Linux格式的EXT2文件系统，保留了块3到块7。
所以bmap=8,imap=9,inode_table= 10。

块和索引点位图
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#。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IN_USE,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。
索引节点
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。下面列出了主要索引节点字段。

struct ext2_inode {
   ul6	i_mode;   	//16 bits = |tttt|ugs|rwx|rwx|rwx|
   ul6	i_uid;	        //owner uid
   u32	i_size;	        //file size in bytes
   u32	i_atime;	//time fields in seconds
   u32	i_ctime;	//since 00:00:00,1-1-1970
   u32	i_mtime;		
   u32	i__dtime;		
   U16	i_gid;	        //group ID
   u16	i_links_count;	//hard-link count
   u32	i_blocks;	//number of 512-byte sectors
   u32	i_flags;	//IGNORE
   u32	i_reserved1;	//IGNORE
   u32	i_block[15];	//See details below
   u32  i_pad[7];；	//for inode size = 128 bytes
}

在索引节点结构体中，i_mode为U16或2字节无符号整数。
在i_mode字段中，前4位指定了文件类型，例如：tttt=1000表示REG文件，0100表示DIR文件等。接下来的3位ugs表示文件的特殊用法。最后9位是用于文件保护的rwx权限位。
i_size字段表示文件大小（以字节为单位）。各时间字段表示自1970年1月1日0时0分0秒以来经过的秒数。所以，每个时间字段都是一个非常大的无符号整数：可借助以下库函数将它们转换为日历形式：

char *ctime （&time_field）

将指针指向时间字段，然后返回一个日历形式的字符串。例如:

printf("%s", ctime(&inode.i_atime); // note： pass & of time field prints i_atime in calendar form.

i_block[l5]数组包含指向文件磁盘块的指针，这些磁盘块有：

直接块：i_block[0] Mi_block[ll],指向直接磁盘块。
间接块：i_block[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：**i_block[14]是三重间接块。对于“小型” EXT2文件系统，可以忽略它。

索引节点大小（128或256 ）用于平均分割块大小（1KB或4KB）,所以，每个索引节点块都包含整数个索引节点在简単的EXT2文件系统中，索引节点的数量是184个（Linux默认值）。索引节点块数等于184/8-23个。因此，索引节点块为B10至B32。每个索引节点都有一个唯一的索引节点编号，即索引节点在索引节点块上的位置+1。注意，索引节点位置从0开始计数，而索引节点编号从1开始计数。0索引节点编号表示没有索引节点一根目录的索引节点编号为2。同样，磁盘块编号也从1开始计数，因为文件系统从未使用块0。块编号0表示没有磁盘块。

数据块
紧跟在索引节点块后面的是文件存储数据块，假设有184个索引节点，第一个实际数据块是B33,它就是根目录/的i_block[0]。
目录条目
目录包含dir_entry结构，即

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

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。

（二）邮差算法

邮差算法的意思是：一个城市有 M 个街区，编号从 0 到 M-1 ，每个街区又有 N 座房子，编号从 0 到 N-1。我们可以用 BA =（街区，房子）表示每一栋房子的位置，同时我们也可以使用线性方法将房子编为 0,1,...,N 等。如何进行线性地址 LA 与街区地址 BA 的相互转换？如果都从 0 开始计数，转换就会非常简单。

Linear_address LA = N*block + house;
Block_address BA = (LA / N, LA % N);

注意，只有都从 0 开始计数，转换才有效。如果有些条目不是从 0 开始计数的，则不能直接在转换公式中使用。为方便表述，我们将这种转换方法称为邮差算法。下面给出邮差算法的几种应用。

C语言中的 Test-Set-Clear 位
在标准C语言程序中，最小的可寻址单元是一个字符或字节。在一系列位组成的位图中，通常需要对位进行操作。考虑字符buf[1024]，它有1024个字节，用buf[i]表示，其中i=0,1,...，1023。它还有8192个位，编号为0，1，2，···，8191。

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;

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。

blcok = (info - 1) * INODES_PER_BLCOK + inode_table;
inode = (info - 1) % INODES_PER_BLCOK

（三）遍历 EXT2 文件系统树

遍历算法
- 读取超级块。检查幻数 s_magic（0xEF53），验证它确实是 EXT2 FS。
- 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。
- 读取 InodeBeginBlock，获取/的索引节点，即 INODE#2。
- 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。
- 从根索引节点开始，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。如果它们不匹配，则通过以下代码转到下一个 dir_entry:

dp =(dir_entry*)((char *)dp + dp->rec_len);

继续搜索。如果存在 name[0]，则可以找到它的 dir_entry，从而找到它的索引节点号。
* 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。

blk =(ino - 1) / INODE8_PER_BLOCK + InodesBeginBlock;
offset = (ino - 1) % INODES_PER_BLOCK;

然后在索引节点中读取/a，从中确定它是否是一个目录（DIR）。如果/a不是目录，则不能有/a/b，因此搜索失败。如果它是目录，并且有更多需要搜索的组件，那么继续搜索下一个组件 name[1]。

u32 search (INODE *inodePtr, char *name)
{
  // search for name in the data blocks of current DIR inode 
  // if found, return its ino; else return 0 )
}

然后我们只需调用 search()n次，如下所示。

Assume:n,name[0],....,name[n-1] are globals 
INODE *ip points at INODE of   /
for（i=0; i<n; i++）
{
  ino = search(ip, name[4])
  if(!ino){ // can't find name[i], exit;}
  use ino to zead in INODE and let ip point to INODE
}

如果搜索循环成功结束，ip必须指向路径名的索引节点。遍历有多个组的大型 EXT2/3 文件系统也是类似操作。

（四）EXT2 文件系统的实现

文件系统的结构
- 当前运行进程的PROC结构体；
- 文件系统的根指针；
- 一个openTable条目；
- 内存索引节点；
- 已挂载的文件系统表。
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。

（五）基本文件系统

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。
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

实用程序函数
- get_block/put_block 函数
- iget(dev, ino) 函数
- The iput（INODE *mip）函数
- getino（）函数
- getino（）/iget（）/iput（）的使用

（七）文件系统的级别

文件系统的实现分为三个级别。每个级别处理文件系统的不同部分。这使得实现过程模块化，更容易理解。在文件系统的实现过程中，FS目录包含实现EXT2文件系统的文件。

1级文件系统函数及其原理
1级文件系统函数的功能是文件和路径、创建和删除等较为直接和底层的相关的操作。
mkdir：mkdir创建一个带路径名的新目录。同时将目录的权限设置为 0755 ，即 rwxr_xr_x ，所有人可以访问和读写，其他人可以访问但是只能读取。
creat：creat创建一个空的普通文件。
rmdir：删除一个路径。
link：链接文件。
unlink:解除链接文件。
2级文件系统函数及其原理
2级文件系统函数的功能常常是打开、读取文件、写入文件等对文件进行的操作。
open：打开文件。
lseek：将打开的文件描述符在OFT中的偏移量从文件开头或当前位置开始的字节位置。
close：关闭文件描述符。
3级文件系统函数及其原理
3级文件系统函数进行文件系统的挂载、卸载和文件保护等。