20191205 2021-2022-1-diocs-EXT2檔案系統（第六週學習筆記）

一、任務詳情

自學教材第11章，提交學習筆記（10分）

知識點歸納以及自己最有收穫的內容 （3分）

問題與解決思路（2分）

實踐內容與截圖，程式碼連結（3分）

...（知識的結構化，知識的完整性等，提交markdown文件，使用openeuler系統等）（2分）

二、教材內容歸納整理

本章討論了 EXT2檔案系統。本章首先描述了EXT2檔案系統在Linux 中的歷史地位以及 EXT3/EXT4檔案系統的當前狀況；用程式設計示例展示了各種EXT2資料結構以及如何遍歷 EXT2檔案系統樹；介紹瞭如何實現支援Linux 核心中所有檔案操作的

思維導圖

一、知識點總結

1.通過mkfs建立虛擬磁碟

在 Linux下，命令

mke2fs [-b blksize -N ninodes] device nblocks

在裝置上建立一個帶有

dd if=/dev/zero of=vdisk bs=1024 count=1440

mke2fs vdisk 1440

可在一個名為vdisk的虛擬磁碟檔案上建立一個EXT2檔案系統，有1440個大小為1KB 的塊。

2.超級塊

Block#1

struct ext2_guper_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_blook;       /* 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;u32 s_wtime;        /* Mount time */

u16 s_mnt_count;             /* Write time */

s16 s_max_mnt_count;          /*_Mount_count*/L

u16 8_magic;           /* Magic signature */

// more non-essential fields

u16 s_inode_size;          /* size of inode structure*/

}

3.塊組描述符

Block#2∶塊組描述符塊（硬碟上的s first data block+1）EXT2將磁碟塊分成幾個組。每個組有8192個塊（硬碟上的大小為32K）。每組用一個塊組描述符結構體來描述。

struct ext2_group_desc {

u32 bg_block_bitmap;           // Bmap block number

u32 bg_inode_bitmap;          // Imap block number

u32 bg_inode_table;        // Inodes begin block number

u16 bg_free_blocks_count;      // THESE are OBVIOUS

u16 bg_free_inodes_count;     

ul6 bg_used_dirs_count;

u16 bg_pad;                // ignore these

u32 bg_reserved[3];

}；

4.塊和索引節點點陣圖

Block#8∶塊點陣圖（Bmap）（bg block bitmap）點陣圖是用來表示某種項的位序列，例如磁碟塊或索引節點。點陣圖用於分配和回收項。在點陣圖中，0位表示對應項處於FREE狀態，1位表示對應項處於IN USE狀態。一個軟盤有1440個塊，但是 Block#0未被檔案系統使用。所以，點陣圖只有1439個有效位。無效位被視作INUSE，設定為1。

Block#9∶索引節點點陣圖（Imap）（bg inode bitmap）一個索引節點就是用來代表一個檔案的資料結構。EXT2檔案系統是使用有限數量的索引節點建立的。各索引節點的狀態用B9的Imap 中的一個位表示。在EXT2 FS中，前10個索引節點是預留的。所以，空 EXT2 FS的Imap 以10個1開頭，然後是0。無效位再次設定為1。

5.索引節點

Block#10∶索引（開始）節點（bg inode table）每個檔案都用一個128位元組（EXT4中是256位元組）的唯一索引節點結構體表示。

struct ext2_inode {

u16 i_mode;       // 16 bits=|tttt |ugs|rwx|rwx|rwxl

ul6 i_uid;         // owner uid

u32 i_size;        // file size in bytes

u32 i_atime;      // time fields in seconds

u32 1_ctime;     // since 00:00:00,1-1-1970

u32 i_mtime;     

u32 i_dtime;      

i_gid;     // group ID u16

u16 i_links_count;     // hard-link count

u32 i_blocks;u32 i_flags;     // number of 512-byte sectors

u32 i_reservedl;     // IGNORE // IGNORE

u32 i_block[15];       // See details below

u32 i_pad[7];           // for inode size = 128 bytes

}

直接塊:block[0]至iblock[11]，指向直接磁碟塊。

間接塊:iblock[12]指向一個包含256個塊編號（對於1KB BLKSIZE）的磁碟塊，每個塊編號指向一個磁碟塊。

雙重間接塊:i block[13]指向一個指向 256個塊的塊，每個塊指向256個磁碟塊。

三重間接塊:iblock[14]是三重間接塊。對於"小型"EXT2檔案系統，可以忽略它。

6.目錄條目

目錄包含dir_entry 結構，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 是一種可擴充結構。名稱欄位包含1到255個字元，不含終止NULL。所以dir entry 的 rec len也各不相同。

7.郵差演算法應用

（1）C語言中的Test-Set-Clear位

注意，一些 C語言編譯器允許在結構體中指定位，如：

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;

該結構體將 var.定義為一個32位無符號整數，具有單獨的位或位範圍。那麼，var.bit0=0;將1賦值給第0位，則有var.bit123=5;將101賦值給第1位到第3位等。但是，生成的程式碼仍然依賴於郵差演算法和位遮蔽來訪問各個位。我們可以用郵差演算法直接操作點陣圖中的位，無須定義複雜的C語言結構體。

（2）將索引節點號轉換為磁碟上的索引節點

在 EXT2檔案系統中，每個檔案都有一個唯一的索引節點結構。在檔案系統磁碟上，索引節點從inode table塊開始。每個磁碟塊包含

INODES_PER_BLOCK=BLoCK_SIZE/sizeof（INODE）

個索引節點。每個索引節點都有一個唯一的索引節點號，ino=1，2，…，從1開始線性計數。已知一個ino，如1234，那麼哪個磁碟塊包含該索引節點，以及哪個索引節點在該塊中呢?我們需要知道磁碟塊號，因為需要通過塊來讀/寫一個真正的磁碟。

8.遍歷EXT2檔案系統樹

1.遍歷演算法

（1）讀取超級塊。檢查幻數s magic（0xEF53），驗證它確實是 EXT2 FS。

（2）讀取塊組描述符塊（1+s first data block），以訪問組0描述符。從塊組描述符的bg_ inode_table條目中找到索引節點的起始塊編號，並將其稱為InodesBeginBlock。

（3）讀取InodeBeginBlock，獲取/的索引節點，即INODE #2。

（4）將路徑名標記為元件字串，假設元件數量為 n。例如，如果路徑名=/a/b/c，則元件字串是"a""b""c"，其中n=3。用name【0】，name【【1】，…，name【n-1來表示元件。

（5）從（3）中的根索引節點開始，在其資料塊中搜索 name【0】。為簡單起見，我們可以假設某個目錄中的條目數量很少，因此一個目錄索引節點只有12個直接資料塊。有了這

個假設，就可以在12個（非零）直接塊中搜索 name【0】。目錄索引節點的每個資料塊都包含以下形式的 dir_entry結構體：

[ino rec_len name_len NAME] [ino rec_len name_len NAME] . . . . .

（6）使用索引節點號ino 來定位相應的索引節點。回想前面的內容，ino 從1開始計數。使用郵差演算法計算包含索引節點的磁碟塊及其在該塊中的偏移量。

9.檔案系統的結構

（1）是當前執行程序的PROC結構體；

（2）是檔案系統的根指標；

（3）是一個openTable條目；

（4）是記憶體索引節點；

（5）是已掛載的檔案系統表。

10.基本檔案系統

1. type.h檔案

這類檔案包含EXT2檔案系統的資料結構型別，比如超塊、組描述符、索引節點和目錄條目結構。此外，它還包含開啟檔案表、掛載表、PROC結構體和檔案系統常數。

1. global.c檔案

這類檔案包含檔案系統的全域性變數。全域性變數的例子有：

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

11.檔案系統專案的擴充套件

（1）多個組：組描述符的大小為32位元組。對於1KB大小的塊，一個塊可能包含1024/32=32組描述符。32個組的檔案系統大小可以擴充套件為32*8=256MB。

（2）4KB大小的塊：對於4KB大小的塊和一個組，檔案系統大小應為4*8=32MB。對於一個組描述符塊，檔案系統可能有128個組，可將檔案系統大小擴充套件到128*32=4GB。對於2個組描述符塊，檔案系統大小為8GB等。大多數擴充套件都很簡單，適合用於程式設計專案。

（3）管道檔案：管道可實現為普通檔案，這些檔案遵循管道的讀/寫協議。此方案的優點是;它統一了管道和檔案索引節點，並允許可被不相關程序使用的命名管道。為支援快速讀/寫操作，管道內容應在記憶體中，比如在 RAMdisk中。必要時，讀者可將命名管道實現為FIFO檔案。

（4）I/O緩衝：在程式設計專案中，每個磁碟塊都是直接讀寫的。這會產生過多的物理磁碟I/O操作。為提高效率，實際檔案系統通常使用一系列I/O緩衝區作為磁碟塊的快取記憶體。檔案系統的I/O緩衝將會在第12章中討論，但是可以把它合併到檔案系統專案中。

二、最有收穫的內容

程式設計專案：1級檔案系統的實現&&2級檔案系統的實現

1.1級函式包括

mkdir演算法、creat演算法、mkdir-creat演算法、rmdir演算法、link演算法、unlink演算法、symlink演算法、readlink演算法，其他1級函式（訪問、chmod、chown、更改檔案的時間欄位等）

所有這些函式的操作方式均相同。

操作示例：

（1）chmod oct檔名：將檔名的許可權位更改為八進位制值；

（2）utime檔名：將檔案的訪問時間更改為當前時間。

2.2級函式包括

Open演算法、lseek、close演算法、讀/寫普通檔案、opendir-readdir

操作示例：

3.3級函式包括

掛載演算法、解除安裝演算法、交叉掛載點、檔案保護、檔案鎖定、實際uid和有效uid

操作示例：

三、問題與解決思路

通過學習本章知識，深刻地感知到了Linux的EXT2檔案系統的操作複雜，所以一直在思考一個問題：Linux系統是如何讀取一個檔案的?

解決思路：下面分別針對目錄和檔案來說明：

1.目錄

ext2檔案系統建立一個目錄時，會給該目錄分配一個indoe和至少一個塊。inode記錄該目錄的相關屬性，並指向分配到的那個塊。這個塊記錄了這個目錄下的相關檔案或目錄的關聯性。

2.檔案

建立普通檔案時，會給該檔案分配一個inode與相對於該檔案大小的塊數量。如一個塊大小為4KB，建立一個100KB的檔案，linux將分配一個inode和25個塊來儲存該檔案。

其中inode本省不記錄檔名，而是記錄檔案的相關屬性，檔名是記錄在目錄所屬的塊區域中的。

因此要讀取一個檔案的內容時，Linux會從/開始，一直獲取到該檔案的上層目錄所在的inode，再由該目錄的塊區域中的檔名對應的inode號來找到對應的檔案，最後根據inode中的指標找到最終的檔案內容。

如上圖，讀取/etc/crontab的流程為：

1.根據/根目錄的塊中找到/etc對應的inode號；

2.根據/etc 目錄的塊中的inode資料，查詢到crontab的inode號；

3.根據查到的inode號來獲取該檔案的屬性，並且前往該inode所指的塊，順利獲取crontab 的檔案內容。

3.具體操作：編譯程式碼並執行

程式碼連結：

https://gitee.com/two_thousand_and_thirteen/codes/1i07cq8ag6po4zswjdmth16

執行截圖：

四、實踐內容（截圖、程式碼連結）本次實踐是基於OpenEuler系統下實現的

通過編寫C語言實現mkdir功能

一、背景

linux 中的mkdir命令是用來建立一個目錄的，相應的就需要使用到linux中的系統呼叫函式mkdir來實現目錄建立的功能。單單只是建立目錄的話一個系統呼叫足以，本文是使用mkdir函式來實現mkdir -p這個選項的功能，對其不存在的父目錄實現建立。

二、思路

對於一個a/b/c這樣的一個多級目錄，要想實現父目錄的建立方法和思路有很多，可以進行字串處理分出一級一級目錄來，但是這樣實現很是繁瑣，以至於我想到了遞迴實現。

思路如下:

1.先判斷a/b/c是否存在，不存在獲取其父目錄判斷。若存在直接退出

2.判斷a/b是否存在，不存在就獲取其父目錄，若存在退出

3.判斷a/是否存在，不存在就獲取其父目錄，若存在退出

4.如果其父目錄為.或/時退出

為了實現以上過程，需要一個可以獲得一個目錄的父目錄的函式。通過man可以清楚這個函式要求。

最終定位到dirname函式非常符合我的要求。函式宣告如下:

#include <libgen.h>

char *dirname(char *path);

三、程式碼實現

程式碼連結：

https://gitee.com/two_thousand_and_thirteen/codes/a9qhy5pizk6grsdfcvot856

功能實現截圖：

四、總結

在寫mkdir -p這個功能的時候，思路很明確，程式碼也基本上早就寫好了，但是除錯花了很長時間。究其原因是在於dirname這個函式，看其宣告很明顯就是給一個目錄的path字串指標，返回一個指向其目錄的字串指標，但是其實不然。dirname不僅返回一個指向其父目錄的字串指標還可能修改傳入的引數path的值為父目錄字串。man文件中說明如下:

The  dirname()  function  may  modify  the string pointed to by path, and may return a

 pointer to static storage that may then be overwritten by subsequent calls to dirname().

最終還是通過printf列印除錯的，並沒有藉助gdb,主要還是認為gdb用起來不太方便。