第十一章：EXT2文件系统

一、EXT2文件系统的数据结构

  1.通过mkfs创建虚拟磁盘

• make2fs [-b blksize -N ninodes] device nblocks:在设备上创建一个nblocks个块（每个块大小为blksize）和ninodes个索引节点的ext2文件系统  （未指定blksize则默认1kb，未指定ninodes价格根据nblocks计算默认的ninodes数。

  

   ：可在名为vdisk的虚拟硬盘上创建有1440个大小1kb的块的ext2文件系统

2.超级块

block#0：引导块，用来容纳引导程序，从磁盘引导操作系统。

block#1：超级块，用于容纳整个文件系统的信息。

 3.块组描述符

block#2：块组描述符块。ext2文件系统将磁盘分成几个组。每个组有8192个块（硬盘上大小为32k）每个组用一个块描述符结构体来描述。

 4.块和索引节点位图

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#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。

5.索引节点

block#10:索引开始节点。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。

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。

6.数据块

紧跟在索引节点块后面的是文件存储数据块。

7.目录条目

二、 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。

三、编程示例

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

四、遍历EXT2文件系统树

（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NUL。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。
（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。

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]。现在的问题是∶在索引节点中搜索/a的 name[1]，与第（5）步完全相同。
（7）由于（5）～（6）步将会重复n次，所以最好编写一个搜索函数∶

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。

五、EXT2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。

六、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

代码实践

创建

 格式化