文件系统
目录
1.文件系统
1.源码导读
2.CD_ROM
3.文件页缓冲结构
4.块设备缓冲区结构
5.散列算法
6.permission(inode,mask)
7.IDE硬盘驱动器读写
8.proc
文件系统
众所周知，文件系统是Unix系统最基本的资源。最初的Unix系统一般都只支持一种单一类型的文件系统，在这种情况下，文件系统的结构深入到整个系统内核中。而现在的系统大多都在系统内核和文件系统之间提供一个标准的接口，这样不同文件结构之间的数据可以十分方便地交换。Linux也在系统内核和文件系统之间提供了一种叫做VFS（virtual file sy stem）的标准接口。
这样，文件系统的代码就分成了两部分：上层用于处理系统内核的各种表格和数据结构；而下层用来实现文件系统本身的函数，并通过VFS来调用。这些函数主要包括：
* 管理缓冲区(buffer. c)。
* 响应系统调用fcntl() 和ioctl()(fcntl.c and ioctl.c)。
* 将管道和文件输入/输出映射到索引节点和缓冲区(fifo.c, pipe.c)。
* 锁定和不锁定文件和记录(locks.c)。
* 映射名字到索引节点(namei.c, open.c)。
* 实现select( )函数(select . c)。
* 提供各种信息(stat.c)。
* 挂接和卸载文件系统(super.c)。
* 调用可执行代码和转存核心(exec.c)。
* 装入各种二进制格式(bin_fmt*.c)。
VFS接口则由一系列相对高级的操作组成，这些操作由和文件系统无关的代码调用，并且由不同的文件系统执行。其中最主要的结构有inode_operations 和file_operations。file_system_type是系统内核中指向真正文件系统的结构。每挂接一次文件系统，都将使用file_system_type组成的数组。file_system_type组成的数组嵌入到了fs/filesystems.c中。相关文件系统的read_super 函数负责填充super_block结构。
[目录]
源码导读
*Linux 如何维护它支持的文件系统中的文件
*描述了虚拟文件系统（Virtual File Sy stem VFS ）
*解释了Linux 核心中真实的文件系统如何被支持
Linux 的一个最重要的特点之一使它可以支持许多不同的文件系统。这让它非常灵活，可以和许多其他操作系统共存。在写作本章的时候， Linux 可一直支持15 种文件系统： ext 、 ext2 、 xia 、 minix 、 umsdos 、 msdos 、vfat 、 proc 、 smb 、ncp 、 iso9660 、 sysv 、 hpfs 、 affs 和 ufs ，而且不容置疑，随着时间流逝，会加入更多的文件系统。
在 Linux 中，象 Unix 一样，系统可以使用的不同的文件系统不是通过设备标识符（例如驱动器编号或设备名称）访问，而是连接成一个单一的树型的结构，用一个统一的单个实体表示文件系统。 Linux 在文件系统安装的时候把它加到这个单一的文件系统树上。所有的文件系统，不管什么类型，都安装在一个目录，安装的文件系统的文件掩盖了这个目录原来存在的内容。这个目录叫做安装目录或安装点。当这个文件系统卸载的时候，安装目录自己的文件又可以显现出来。
当磁盘初始化的时候（比如用 fdisk ），利用一个分区结构把物理磁盘划分成一组逻辑分区。每一个分区可以放一个文件系统，例如一个 EXT2 文件系统。文件系统在物理设备的块上通过目录、软链接等把文件组织成逻辑的树型结构。可以包括文件系统的设备是块设备。系统中的第一个 IDE 磁盘驱动器的第一个分区，IDE 磁盘分区 /dev/hda1 ，是一个块设备。 Linux 文件系统把这些块设备看成简单的线性的块的组合，不知道也不去关心底层的物理磁盘的尺寸。把对设备的特定的块的读的请求映射到
对于设备有意义的术语：这个块保存在硬盘上的磁道、扇区和柱面，这是每一个块设备驱动程序的任务。一个文件系统不管它保存在什么设备上，都应该用同样的方式工作，有同样的观感。另外，使用 Linux 的文件系统
，是否这些不同的文件系统在不同的硬件控制器的控制下的不同的物理介质上都是无关紧要的（至少对于系统用户是这样）。文件系统甚至可能不在本地系统上，它可能是通过网络连接远程安装的。考虑以下的例子，一个 Linux 系统的根文件系统在一个 SCSI 磁盘上。
A E boot etc lib opt tmp usr
C F cdrom fd proc root var sbin
D bin dev home mnt lost+found
不管是操作这些文件的用户还是程序都不需要知道 /C 实际上是在系统的第一个 IDE 磁盘上的一个安装的 VFAT 文件系统。本例中（实际是我家中的 Linux 系统）， /E 是次 IDE 控制器上的 master IDE 磁盘。第一个 IDE 控制器是 PCI控制器，而第二个是 ISA 控制器，也控制着 IDE CDROM ，这些也都无关紧要。我可以用一个 modem 和 PPP 网络协议拨号到我工作的网络，这时，我可以远程安装
我的 Alpha AXP Linux 系统的文件系统到 /mnt/remote 。
文件系统中的文件包含了数据的集合：包含本章源的文件是一个 ASCII 文件，叫做 。一个文件系统不仅保存它包括的文件的数据，也保存文件系统的结构。它保存了 Linux 用户和进程看到的所有的信息，例如文件、目录、软链接、文件保护信息等等。另外，它必须安全地保存这些信息，操作系统的基本的一致性依赖于它的文件系统。没有人可以使用一个随机丢失数据和文件的操作系统（不知道是否有，虽然我曾经被拥有的律师比 Linux 开发者还多的操作系统伤害过）。
Minix 是 Linux 的第一个文件系统，有相当的局限，性能比较差。它的文件名不能长于 14 个字符（这仍然比 8.3 文件名要好），最大的文集大小是 64M 字节。第一眼看去， 64M 字节好像足够大，但是设置中等的数据库需要更大的文件大小。第一个专为 Linux
设计的文件系统，扩展文件系统或 EXT （ Extend File System ），在 1992 年 4 月引入，解决了许多问题，但是仍然感到性能低。所以， 1993 年，增加了扩展文件系统第二版，或 EXT2 。这种文件系统在本章稍后详细描述。
当 EXT 文件系统增加到 Linux 的时候进行了一个重要的开发。真实的文件系统通过一个接口层从操作系统和系统服务中分离出来，这个接口叫做虚拟文件系统或 VFS 。 VFS 允许 Linux 支持许多（通常是不同的）文件系统，每一个都向VFS 表现一个通用的软件接口。 Linux 文件系统的所有细节都通过软件进行转换，所以所有的文件系统对于 Linux 核心的其余部分和系统中运行的程序显得一样。 Linux 的虚拟文件系统层允许你同时透明地安装许多不同的文件系统。
Linux 虚拟文件系统的实现使得对于它的文件的访问尽可能的快速和有效。它也必须保证文件和文件数据正确地存放。这两个要求相互可能不平等。 Linux VFS 在安装和使用每一个文件系统的时候都在内存中高速缓存信息。在文件和目录创建、写和删除的时候这些高速缓存的数据被改动，必须非常小心才能正确地更新文件系统。如果你能看到运行的核心中的文件系统的数据结构，你就能够看到文件系统读写数据块，描述正在访问的文件和目录的数据结构会被创建和破坏，同时设备驱动程序会不停地运转，获取和保存数据。这些高速缓存中最重要的是 BufferCache ，在文件系统访问它们底层的块设备的时候结合进来。当块被访问的时候它们被放到Buffer Cache ，根据它们的状态放在不同的队列中。 Buffer Cache 不仅缓存数据缓冲区，它也帮助管理块设备驱动程序的异步接口。
The Second Extended File System (EXT2)
EXT2 被发明（ Remy Card ）作为 Linux 一个可扩展和强大的文件系统。它至少在 Linux 社区中是最成功的文件系统，是所有当前的 Linux 发布版的基础。 EXT2 文件系统，象所有多数文件系统一样，建立在文件的数据存放在数据块中的前提下。这些数据块都是相同长度，虽然不同的 EXT2 文件系统的块长度可以不同，但是对于一个特定的 EXT2 文件系统，它的块长度在创建的时候就确定了（使用
mke2fs ）。每一个文件的长度都按照块取整。如果块大小是 1024 字节，一个1025 字节的文件会占用两个 1024 字节的块。不幸的是这一意味着平均你每一个文件浪费半个块。通常计算中你会用磁盘
利用来交换 CPU 对于内存的使用，这种情况下， Linux 象大多数操作系统一样，为了较少 CPU 的负载，使用相对低效率的磁盘利用率来交换。不是文件系统中所有的块都包含数据，一些块必须用于放置描述文件系统结构的信息。 EXT2 用一个 inode 数据结构描述系统中的每一个文件，定义了系统的拓扑结构。一个 inode 描述了一个文件中的数据占用了哪些块以及文件的访问权限、文件的修改时间和文件的类型。 EXT2 文件系统中的每一个文件都用一个inode 描述，而每一个 inode 都用一个独一无二的数字标识。文件
系统的 inode 都放在一起，在 inode 表中。 EXT2 的目录是简单的特殊文件（它们也使用 inode 描述），包括它们目录条目的 inode 的指针。
只要提到文件系统，块设备都可以看作一系列能够读写的块。文件系统不需要关心自身要放在物理介质的哪一个块上，这是设备驱动程序的工作。当一个文件系统需要从包括它的块设备上读取信息或数据的时候，它请求对它支撑的设备驱动程序读取整数数目的块。 EXT2 文件系统把它占用的逻辑分区划分成块组（ Block Group ）。每一个组除了当作信息和数据块来存放真实的文件和目录之外，还复制对于文件系统一致性至关重要的信息。这种复制的信息对于发生灾难，文件系统需要恢复的时候是必要的。下面对于每一个块组的内容进行了详细的描述。
The EXT2 Inode （ EXT2 I 节点）
在 EXT2 文件系统中， I 节点是建设的基石：文件系统中的每一个文件和目录都用一个且只用一个 inode 描述。每一个块组的 EXT2 的 inode 都放在 inode 表中，还有一个BITMap，让系统跟踪分配和未分配的 I 节点。显示了一个 EXT2 inode 的格式，在其他信息中，它包括一些域：
参见 include/linux/ext2_fs_i.h
mode 包括两组信息：这个 inode 描述了什么和用户对于它的权限。对于EXT2 ，一个 inode 可以描述一个文件、目录、符号链接、块设备、字符设备或FIFO 。
Owner Information 这个文件或目录的数据的用户和组标识符。这允许文件系统正确地进行文件访问权限控制
Size 文件的大小（字节）
Timestamps 这个 inode 创建的时间和它上次被修改的时间。
Datablocks 指向这个 inode 描述的数据的块的指针。最初的 12 个是指向这个 inode 描述的数据的物理块，最后的 3 个指针包括更多级的间接的数据块。例如，两级的间接块指针指向一个指向数据块的块指针的块指针。的这意味着小于或等于 12 数据块大小的文件比更大的文件的访问更快。
你应该注意 EXT2 inode 可以描述特殊设备文件。这些不是真正的文件，程序可以用于访问设备。 /dev 下所有的设备文件都是为了允许程序访问 Linux 的设备。例如 mount 程序用它希望安装的设备文件作为参数。
The EXT2 Superblock （ EXT2 超级块）
超级块包括这个文件系统基本大小和形状的描述。它里面的信息允许文件系统管理程序用于维护文件系统。通常文件系统安装时只有块组 0 中的超级块被读取，但是每一个块组中都包含一个复制的拷贝，用于系统崩溃的时候。除了其他一些信息，它包括：
参见 include/linux/ext2_fs_sb.h
Magic Number 允许安装软件检查这是否是一个 EXT2 文件系统的超级块。对于当前版本的 EXT2 是 0xEF53 。
Revision Level major 和 minor 修订级别允许安装代码确定这个文件系统是否支持只有在这种文件系统特定修订下才有的特性。这也是特性兼容域，帮助安装代码确定哪些新的特征可以安全地使用在这个文件系统上。
linux内核文件放在哪Mount Count and Maximum Mount Count 这些一起允许系统确定这个文件系统是否需要完全检查。每
一次文件系统安装的时候 mount count 增加，当它等于maximum mount count 的时候，会显示告警信息“ maximal mount count reached ， running e2fsck is recommended ”。
Block Group Number 存放这个超级块拷贝的块组编号。
Block Size 这个文件系统的块的字节大小，例如 1024 字节。
Blocks per Group 组中的块数目。象块大小一样，这是文件系统创建的时候确定的。
Free Blocks 文件系统中空闲块的数目
Free Inodes 文件系统中空闲的 inode
First Inode 这是系统中第一个 inode 的编号。一个 EXT2 根文件系统中的第一个 inode 是‘ / ’目录的目录条目
The EXT2 Group Descriptor （ EXT2 组描述符）
每一个块组都有一个数据结构描述。象超级块，所有得亏组的组描述符在每一块组都进行复制。每一个组描述符包括以下信息：
参见 include/linux/ext2_fs.h ext2_group_desc
Blocks Bitmap 这个块组的块分配位图的块编号，用在块的分配和回收过程中
Inode Bitmap 这个块组的 inode 位图的块编号。用在 inode 的分配和回收过程中。
Inode Table 这个块组的 inode table 的起始块的块编号。每一个 EXT2 inode数据结构表示的 inode 在下面描述
Free blocks count ， Free Inodes count ， Used directory count
组描述符依次排列，它们一起组成了组描述符表（ group descriptor
table ）。每一个块组包括块组描述符表和它的超级块的完整拷贝。只有第一个拷贝（在块组 0 ）实际被 EXT2 文件系统使用。其他拷贝，象超级块的其他拷贝一样，只有在主拷贝损坏的时候才使用。
EXT2 Directories （ EXT2 目录）
在 EXT2 文件系统中，目录是特殊文件，用来创建和存放对于文件系统中的文件的访问路径。图 9.3 显示了内存中一个目录条目的布局。一个目录文件，是一个目录条目的列表，每一个目录条目包括以下信息：
参见 include/linux/ext2_fs.h ext2_dir_entry
这个目录条目的 inode 。这是个放在块组的 inode 表中的 inode 数组的索引。
Name length 这个目录条目的字节长度
Name 这个目录条目的名字
每一个目录中的前两个条目总是标准的“ . ”和“ .. ” , 分别表示“本目录”和“父目录”。
9.1.5 Finding a File in a EXT2 File System （在一个 EXT2 文件系统中查一个文件）
Linux 的文件名和所有的 Unix 文件名的格式一样。它是一系列目录名，用“ / ”分隔，以文件名结尾。一个文件名称的例子是 /home/rusling/.cshrc ，其中 /home 和 /rusling 是目录名，文件名是 .cshrc 。象其它 Unix 系统一样， Linux 不关心文件名本身的格式：它可以任意长度，由可打印字符组成。为了在EXT2 文件系统中到代表这个文件的 inode ，系统必须逐个解析目录中的文件
名直到得到这个文件。
我们需要的第一个 inode 是这个文件系统的根的 inode 。我们通过文件系统的超级块到它的编号。
为了读取一个 EXT2 inode 我们必须在适当的块组中的inode 表中查。举例，如果根的 inode 编号是 42 ，那么我们需要块组 0 中的 inode 表中的第 42 个 inode 。 Root inode 是一个 EXT2 目录，换句话说root inode 的模式描述它是一个目录，它的数据块包括 EXT2 目录条目。
Home 是这些目录条目之一，这个目录条目给了我们描述 /home 目录的 inode 编号。我们必须读取这个目录（首先读取它的inode ，然后读取从这个 inode描述的数据块读取目录条目），查 rusling 条目，给出描述 /home/rusling 目录的 inode 编号。最后，我们读取描述 /home/rusling 目录的 inode 指向的目录条目，到 .cshrc 文件的 inode 编号，这样，我们得到了包括文件里信息的
数据块。
Changing the size of a File in an EXT2 File System （在 EXT2 文件系统中改变一个文件的大小）
文件系统的一个常见问题是它趋于更多碎片。包含文件数据的块分布在整个文件系统，数据块越分散，对于文件数据块的顺序访问越没有效率。 EXT2 文件系统试图克服这种情况，它分配给一个文件的新块物理上和它的当前数据块接近或者至少和它的当前数据块在一个块组里面。只有这个失败了它才分配其它块组中的数据块。
无论何时一个进程试图象一个文件写入数据， Linux 文件系统检查数据是否会超出文件最后分配块的
结尾。如果是，它必须为这个文件分配一个新的数据块。直到这个分配完成，该进程无法运行，它必须等待文件系统分配新的数据块并把剩下的数据写入，然后才能继续。 EXT2 块分配例程所要做的第一个事情是锁定这个文件系统的 EXT2 超级块。分配和释放块需要改变超级块中的域，Linux 文件系统不能允许多于一个进程同一时间都进行改变。如果另一个进程需要分配更多的数据块，它必须等待，直到这个进程完成。等待超级块的进程被挂起，不能运行，直到超级块的控制权被它的当前用户释放。对于超级块的访问的授权基于一个先来先服务

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