深入理解Linux0.11内核之文件系统一

写在前面：

很久很久没更新了，最近会持续更新Linux0.11内核相关的文章，全程用官方书籍+内核源码+intel手册论证。

首先，为什么要学习Linux0.11呢？大多数人认为外面根本没人使用了呀.....  现在的centos6 7 8、ubuntu 14 16 20不都是内核2.6、内核3.1或者以上版本吗？

我的答案是：知其先后，则近道矣。0.11确实没人使用了。但是麻雀虽小五脏俱全，其中进程管理、内存内存、文件管理、设备驱动等等模块都是存在的，但是其中算法可能比较欠缺（毕竟1991年，linus一个人完成的）。并且在高版本还保留了很多0.11的思想。

正文

讲文件系统，那么肯定是离不开磁盘和内存，无非就是读写(output、input)，读数据、写数据。所以我们先来了解硬件层面的磁盘设计。

选图来自CSAPP

由一个主轴来控制旋转方向，旋转的时候有一个读写头来从盘片上的扇区读数据（读写头图上没有...先假设有把...）。而一个盘片又分为正反两面。一面又由一圈一圈的磁道组成，磁道中有等量的扇区。但是在磁盘设计中，每圈的磁道中的扇区是同等大小的，所以越外层的间隙越大，越内层间隙越小。然后其中存储的最小单元就是扇区了，一个扇区可以存储512byte数据。

三明治架构

 

由三明治架构图我们得知，OS是与硬件打交道的。所以对于OS层面，我们需要抽象出一个磁盘思想出来，然后通过OS中硬件驱动，最终完成硬件打交道。对于磁盘的硬件层面上面已经介绍过了，最小存储单元是一个扇区也就是512byte大小。但是最终OS并没有按照硬件的思想原封不同的抽象出一个磁盘出来，而是使用了MINIX文件系统1.0的思想。由下图可见。

 把硬盘给抽象成一个个1024byte大小的盘块（内存也是抽象成4096大小的一页，所以思想是不变的）。而对于任何抽象思想来说，元数据（描述真实数据的数据）的出现是大大的优化了CRUD的时间。大部分时间只需要去操作元数据进行修改，并不需要去操作真实数据（往往真实数据都非常的庞大，所以比较耗时）

• 引导块：用于存放OS的代码，启动的时候ROM BIOS会去这里位置去找代码启动。
• 超级块：用于描述i节点位图和逻辑位图的信息，还有磁盘对于内存中的一些其他的元数据信息
• i节点位图：位图由N个01组成，所以用01代表i节点是否被使用。
• 逻辑块位图：位图由N个01组成，所以用01代表数据块（真实数据存储区）是否被使用。
• i节点：用来描述数据块的元数据信息的块。
• 数据块：真实存放数据的块。

以上的抽象思想，那么肯定是在OS中有对应的结构体的实现的。源码在0.11内核中fs.h头文件中。具体的结构体内容就不一一介绍了。后续会介绍sys_write等等关于文件的系统调用的时候自然会用到这些结构体，到时候再一一介绍。

介绍完OS对磁盘的抽象以后，我们需要思考一个问题：磁盘的速度？内存的速度？在intel的CPU设计中只能一级一级的去访问（CPU内部只能访问缓存，缓存只能访问内存，内存只能访问硬盘，不能跨级访问）？而每次需要对磁盘进行读写，我们都需要从磁盘把数据读到内存中才能去读写操作。所以为了解决磁盘和内存的速度差，我们需要引入缓存思想。所以在内存中开辟了一段空间用来作为磁盘的高速缓存。那么设计一个缓存，我们需要考虑什么因素？局部性？

1. 空间局部性：当从磁盘中获取到数据时，我们连带此数据附近的数据一起加入到缓存中，下次可能访问的数据就是此数据附近的数据，这样我们就减少了一次进入到磁盘中读数据的时间。
2. 时间局部性：对于已经缓存中的数据可能被多次使用。这样就能直接访问内存，不需要再去访问磁盘获取到数据。

对于这里我们考虑到读操作是很需要满足这两点的，而写操作是直接写在内存中，到时候通过某种手段和硬件驱动给落到磁盘中（后面文章会讲这种手段）。

所以接下来我们对内存中的磁盘高速缓存做介绍。

图片选自赵炯博士<>

 

这里把内存划分成一个1024大小的缓存块，目的是为了跟硬盘的数据块统一大小，减少交互次数。其次头部也是缓存块的元数据信息（都是基本操作了...不管那个框架那个源码都是这样），称之为缓存头buffer_head。中间还存在一小部分不使用的内存空间，因为已经没办法组成一个缓存块和缓存头了。

那么现在要思考一个问题，磁盘的数据块怎么和内存高速缓存做映射呢？因为对于读和写来说是在高速缓存中完成，最后落盘到磁盘中，所以磁盘和高速缓存之间需要有映射。

这里是通过磁盘的元数据信息做一个HASH运算（因为O1的时间复杂度）得出落在HASH表的那个节点，因为HASH运算不是唯一性，所以会维护一个链表，同一计算结果就维护成一个链表。所以在Linux0.11中维护了一张HASH表，而缓存头在Linux0.11中的实现如下：

struct buffer_head {
    char * b_data;            /* pointer to data block (1024 bytes) */
    unsigned long b_blocknr;    /* block number */
    unsigned short b_dev;        /* device (0 = free) */
    unsigned char b_uptodate;
    unsigned char b_dirt;        /* 0-clean,1-dirty */
    unsigned char b_count;        /* users using this block */
    unsigned char b_lock;        /* 0 - ok, 1 -locked */
    struct task_struct * b_wait;
    struct buffer_head * b_prev;        // hash表的上一个指针    
    struct buffer_head * b_next;        // hash表的下一个指针
    struct buffer_head * b_prev_free;    // 空闲链表的上一个指针
    struct buffer_head * b_next_free;    // 空闲链表的下一个指针
};

可以很清楚看到缓存头结构体中设计HASH表中节点链表的前后指针。那么也可以清楚的看到还有空闲链表的前后指针。那么空闲链表的作用是什么呢？

此时我们需要思考，硬盘大小？高速缓存的大小？很明显这两的大小并不一致，甚至大小差距特别的大。所以缓存头的数量是有限的。也就是当磁盘的元数据信息做HASH运算后得到的HASH表节点链表中不存在对应的缓存头。所以就需要来一个空闲链表。用来存储当前所有的缓存头。当磁盘的元数据信息做HASH运算过后没有的到HASH表中的数据，就从空闲链表中获取到最理想的缓存头来做缓存数据。其次这个从空闲链表得到缓存头会加入到HASH表中（目的是为了下次加速，因为HASH的时间复杂是O1）。这段话只是描述一个大概，后续会在sys_write系统调用中仔细讲解。HASH表和空闲队列的结构如下图所示。

图片选自赵炯博士<>

 

总结：

本文章是对文件系统的设计做一个初步的认识，后续会对文件系统中系统调用做一个详细讲解。

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