一个简单文件系统的实现
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author goter
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*/
花了将进两个月的时候阅读完内核文件系统，对于文件系统是如何运行的还是有点模糊，所以想通过写一个简单的文件系统来使自己对文
件系统有个深入的了解。经过拷贝抄袭ext2和minix文件系统后，写了一个简单的文件系统，我把这个简单的文件系统叫作GTFS，估计还
有很多BUG，欢迎大家修正这些BUG
GTFS不支持磁盘配额和acl。链接，读写，删除，新建，改名等都支持，有时候会有莫名其妙的错误，希望大家谅解
下面先附上代码和使用信息
使用信息
在fs/Makefile中添加一行
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CODE:
obj-$(CONFIG_GT_FS) += gt/
在fs/Kconfig中添加
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CODE:
config GT_FS
tristate "GOTER fs support"
help
GTFS is a simple Linux file system for hard disk.
在include/linux/Kbuild中添加一行
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CODE:
unifdef-y += gt_fs.h
在include/linux/magic.h中添加一行
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CODE:
#define GT_SUPER_MAGIC 0x0601
为了迎接六一儿童节，所以GTFS的魔数就设为0x0601了
然后将附件中的压缩包解压，可以看到有两个目录
一个目录是mkfs.gt,进入mkfs.gt目录，里边有4个文件，mkfs.gt为生成的二进制文件，可以使用gcc -o mkfs.gt mkfs.gt.c生成mkfs.gt
工具，这个工具用来创建GT文件系统，只支持mkfs.gt /dev/sdax（设备名）命令。
另一个目录是gtfs，进入gtfs目录，里边有8个文件，将gtfs/gt_fs.h移动到内核include/linux/下，然后在内核fs/ 下新建目录gt,将剩
余的7个文件移动到gt下
然后make menuconfig，到filesystem下选中gtfs，然后编译即可
GT-FS.tar.gz (19.69 KB)
我会在下面为大家分析GTFS代码的
因为GTFS只是用来学习而不是用于生产环境的，所以GTFS的设计很简单也很简陋。GTFS的主要数据结构和其他文件系统相似，主要的区别
是组织块的方式
下面是GTFS的主要数据结构
gt_inode(索引节点，在gt_fs.h中定义)
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CODE:
struct gt_inode {
__le16 i_mode;
__le16 i_uid;
__le16 i_gid;
__le32 i_size;
__le32 i_atime;
__le32 i_ctime;
__le32 i_mtime;
__le32 i_dtime;
__le16 i_nlinks;
__le32 i_flags;
__le32 i_start_block;//索引节点开始块
__le32 i_end_block;//素引节点结束块
__le32 i_blocks;//索引节点占用的块数，另外作为索引节点是否是最后一个的flag
__le16 i_dev;
__le32 i_reserved;//为该索引节点预留的块数
__u8 i_nouse[10];
}
很简单是吧，i_blocks的用途有点特别，GTFS默认每个索引节点都会占用一个块，所以新建一个索引节点时，
i_start_block=i_end_block，但此时i_blocks和i_reserved为0，因为GTFS对磁盘的使用是顺序使用的，所以当新建一个索引节点时，上
一个索引节点就需要设置下预留块数，以便文件的增长。新建的索引节点的开始块等于结束块，但并不需要设置预留块数，因为它可以一
直使用到最后一个磁盘块（它没有下一个索引节点，我管这叫没有封顶），那么当操作系统打开一个文件时，如何判断这个文件对应的索
引节点是不是新建的呢，这就是i_blocks的作用，当i_blocks为0时，说明这个索引节点是新建的。当新建一个索引节点时，会设置上一
个索引节点的 i_blocks,
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CODE:
i_blocks=i_end_blocks-i_start_blocks+1
所以，每个索引节点都至少占用一个块
gt_inode_info(内存中的i节点信息，在gt.h中定义)
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CODE:
struct gt_inode_info{
__le32 i_start_block;
__le32 i_end_block;
__le32 i_blocks;
__le32 i_reserved;
__u32 i_flags;
__u32 i_dtime;
struct mutex truncate_mutex;
struct inode vfs_inode;
};
gt_super_block(超级块，在gt_fs.h中定义)
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CODE:
struct gt_super_block {
__le32 s_inodes_count;
__le16 s_inode_size;
__le32 s_blocks_count;
__le32 s_free_blocks_count;
__le32 s_free_inodes_count;
__le32 s_first_data_block;
__le32 s_first_ino;
__le32 s_link_max;
__le32 s_log_block_size;
__le32 s_mtime;
__le32 s_wtime;
__le16 s_magic;
};
超级块数据结构没什么特别的，超级块的内容在挂载文件系统时从磁盘超级块读入
gt_sb_info（内存中的超级块，在gt_fs.h中定义）
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CODE:
struct gt_sb_info{
struct gt_super_block * s_gs;//指向GT文件系统的超级块
struct buffer_head * s_sbh;//指向超级块所在的缓冲区
};
gt_dir_entry（目录项，在gt_fs.h中定义）
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CODE:
#define GT_NAME_LEN 60 //目录项名字长度
struct gt_dir_entry {
__le32 ino;
char name[GT_NAME_LEN];
};
文件系统的实现还需要对超级块的操作，对文件的操作，索引节点操作等等
我们就先从挂载一个文件系统开始
挂载文件系统时候，VFS会通过mount命令中的文件系统类型或超级块魔数来寻找file_system_type结构
下面就是GTFS的file_system_type结构（定义在super.c中）
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CODE:
static struct file_system_type gt_fs_type ={
.owner =THIS_MODULE,
.name ="gt",//文件系统名称
.get_sb =gt_get_sb,//读取超级块方法
.kill_sb =kill_block_super,
.fs_flags =FS_REQUIRES_DEV,
};
我们只需要完成gt_get_sb(定义在super.c中)方法即可
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CODE:
static int gt_get_sb(struct file_system_type *fs_type,
int flags,const char *dev_name,void *data,struct vfsmount *mnt){
return get_sb_bdev(fs_type,flags,dev_name,data,gt_fill_super,mnt);
}
从gt_get_sb函数可以看出，这个函数调用了get_sb_bdev函数，get_sb_bdev又调用了gt_fill_super函数
gt_fill_super函数才是正真用来读取超级块的方法
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CODE:
static int gt_fill_super(struct super_block *sb,void *data,int silent){
struct buffer_head *bh;
struct gt_super_block *gs;
struct gt_sb_info *sbi;
struct inode *root;//设备的根目录
unsigned long sb_block=1;//超级块的块号为1，第0块为启动块
long ret=-EINVAL;
int blocksize=BLOCK_SIZE;//BLOCK_SIZE为1024
sbi=kzalloc(sizeof(struct gt_sb_info),GFP_KERNEL);
if(!sbi)
return -ENOMEM;
if(!sb_set_blocksize(sb,BLOCK_SIZE))//设置VFS超级块的块大小
goto out_bad_hblock;
if(!(bh=sb_bread(sb,sb_block))){//将GTFS超级块所在的块读入内存
printk("GT-fs:unable to read superblock/n");
goto failed_sbi;
}
gs=(struct gt_super_block *)(bh->b_data);
sbi->s_sbh=bh;//指向从磁盘读入的GTFS超级块所在的缓冲区
sbi->s_gs=gs;//将内存中的GTFS超级块和从磁盘读入的GTFS超级块联系起来
sb->s_fs_info=sbi;//将VFS超级块和GTFS的超级块联系起来
sb->s_magic=gs->s_magic;//设置魔数
if(sb->s_magic !=GT_SUPER_MAGIC)
goto cantfind_gt;
blocksize=GT_BLOCK_SIZE;
sb->s_op=>_sops;
root=gt_iget(sb,GT_ROOT_INO);//GT_ROOT_INO为1，读入文件系统的根目录
if(IS_ERR(root)){
ret=PTR_ERR(root);
printk(KERN_ERR "GT-fs: can't find root inode/n");
goto failed_mount;
}
if (!S_ISDIR(root->i_mode) || !root->i_blocks || !root->i_size) {
iput(root);
printk(KERN_ERR "isdir?%d,root->i_blocks=%d,root->i_size=%d/n",S_ISDIR(root->i_mode) , root->i_blocks,
root->i_size);
printk(KERN_ERR "GT-fs: corrupt root inode/n");
goto failed_mount;
}
sb->s_root = d_alloc_root(root);//设置超级块的根目录
if (!sb->s_root) {
iput(root);
printk(KERN_ERR "GT: get root inode failed/n");
ret = -ENOMEM;
goto failed_mount;
}
return 0;
cantfind_gt:
printk("VFS: Can't find an gt filesystem on dev %s./nmagic on dev is %d and magic of GT is %d/n",sb->s_id,sb-
>s_magic,GT_SUPER_MAGIC);
failed_mount:
brelse(bh);
out_bad_hblock:
printk("GT-fs:blocksize too small for device/n");
failed_sbi:
sb->s_fs_info=NULL;
kfree(sbi);
return ret;
}
这段函数主要是从磁盘读入文件系统的超级块，用来填充内存中的GTFS超级块，和VFS超级块
调用gt_iget函数读入指定文件系统的根目录。
文件系统在kernel中被当作一个模块实现
也有module_init和module_exit(定义在super.c)
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CODE:
module_init(init_gt_fs)
module_exit(exit_gt_fs)
init_gt_fs（定义在super.c）
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CODE:
static int __init init_gt_fs(void){
int err=init_inodecache();
if(err)
return err;
err=register_filesystem(>_fs_type);//向内核注册GT文件系统
if(err)
goto out;
return 0;
out:
destroy_inodecache();
return err;
}
init_gt_fs中调用init_inodecache创建GTFS的内存索引节点缓冲池（我瞎猜的...对这个不了解..）
init_inodecache（定义在super.c中）
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CODE:
static struct kmem_cache *gt_inode_cachep;
static int init_inodecache(void){
gt_inode_cachep=kmem_cache_create("gt_inode_cache",sizeof(struct gt_inode_info),0,
(SLAB_RECLAIM_ACCOUNT|SLAB_MEM_SPREAD),init_once);
if(gt_inode_cachep==NULL)
return -ENOMEM;
return 0;
}
然后就是exit_gt_fs（定义在super.c中）
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CODE:
static void __exit exit_gt_fs(void){
unregister_filesystem(>_fs_type);//注销文件系统
destroy_inodecache();//销毁缓冲池
}
接下来是超级块操作（定义在super.c中）
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CODE:
static const struct super_operations gt_sops={
.alloc_inode =gt_alloc_inode,//分配一个GTFS的索引节点
.destroy_inode =gt_destroy_inode,//销毁索引节点
.write_inode =gt_write_inode,//写入索引节点
.delete_inode =gt_delete_inode,//删除索引节点
.write_super =gt_write_super,//将超级块写入磁盘
.put_super =gt_put_super,//释放超级块
.statfs =gt_statfs,//获取文件系统状态
.write_inode =gt_write_inode,//将索引节点写入磁盘
};
下面我们挨个介绍
gt_alloc_inode（定义在super.c中）
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CODE:
static struct inode *gt_alloc_inode(struct super_block *sb){
struct gt_inode_info *gi;
gi=(struct gt_inode_info *)kmem_cache_alloc(gt_inode_cachep,GFP_KERNEL);//在缓冲池分配一个GTFS的内存索引节点
if(!gi)
return NULL;
return &gi->vfs_inode;
}
函数gt_destroy_inode（定义在super.c中）
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CODE:
static void gt_destroy_inode(struct inode *inode){
kmem_cache_free(gt_inode_cachep,GT_I(inode));
}
从缓冲池中释放GTFS的内存中索引节点
GT_I是定义在gt.h中的一个inline函数，根据VFS索引节点返回GTFS的内存索引节点
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CODE:
static inline struct gt_inode_info *GT_I(struct inode *inode){
return container_of(inode,struct gt_inode_info,vfs_inode);
}
然后是gt_write_inode(定义在super.c中)
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CODE:
static int gt_write_inode(struct inode *inode,int wait){
brelse(gt_update_inode(inode));
return 0;
}
可见，gt_write_inode函数调用gt_update_inode来将内存中的索引节点写入磁盘
gt_update_inode(定义在inode.c中)
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CODE:
struct buffer_head *gt_update_inode(struct inode *inode){
struct gt_inode_info *gi=GT_I(inode);
struct super_block *sb=inode->i_sb;
ino_t ino=inode->i_ino;
uid_t uid=inode->i_uid;
gid_t gid=inode->i_gid;
struct buffer_head *bh;
struct gt_inode *raw_inode =gt_raw_inode(sb,ino,&bh);//根据超级块和索引节点号从磁盘读入GTFS的磁盘索引节点
if(!raw_inode)
return NULL;
/*更新*/
raw_inode->i_mode=inode->i_mode;
raw_inode->i_uid=uid;
raw_inode->i_gid=gid;
raw_inode->i_nlinks=inode->i_nlink;
raw_inode->i_size=inode->i_size;
raw_inode->i_atime=inode->i_atime.tv_sec;
raw_inode->i_mtime=inode->i_mtime.tv_sec;
raw_inode->i_ctime=inode->i_ctime.tv_sec;
//raw_inode->i_dtime=inode->i_dtime.tv_sec;
if(S_ISCHR(inode->i_mode) || S_ISBLK(inode->i_mode))
raw_inode->i_dev=old_encode_dev(inode->i_rdev);
else{
raw_inode->i_start_block=gi->i_start_block;
raw_inode->i_end_block=gi->i_end_block;
raw_inode->i_blocks=gi->i_blocks;
raw_inode->i_reserved=gi->i_reserved;
}
mark_buffer_dirty(bh);//将磁盘索引节点所在的缓冲块标记为脏
return bh;
}
gt_update_inode 很简单，通过调用gt_raw_inode来读入GTFS的磁盘索引节点，然后根据GTFS内存索引节点去设置磁盘索引节点，最后将
磁盘索引节点所在的缓冲块标记为脏，等待机会写入磁盘。gt_raw_inode将在后面介绍，我们回到超级块操作来
接下来是gt_delete_inode（定义在super.c中）
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CODE:
static void gt_delete_inode(struct inode *inode){
truncate_inode_pages(&inode->i_data,0);
GT_I(inode)->i_dtime=get_seconds();
inode->i_size=0;
gt_truncate(inode);//清空文件
gt_free_inode(inode);//释放索引节点
}
让我们来看看gt_truncate（定义在inode.c中）
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CODE:
void gt_truncate(struct inode *inode){
if(!(S_ISREG(inode->i_mode)||S_ISDIR(inode->i_mode)||S_ISLNK(inode->i_mode)))
return;
struct gt_inode_info *gi=GT_I(inode);
block_truncate_page(inode->i_mapping,inode->i_size,gt_get_block);
gi->i_reserved+=gi->i_end_block-gi->i_start_block+1;//设置预留块数
gi->i_end_block=gi->i_start_block;//清空
inode->i_mtime=inode->i_ctime=CURRENT_TIME_SEC;
mark_inode_dirty(inode);
}
这个函数主要是设置内存索引节点的块使用状况
还有gt_free_inode(定义在inode.c中)
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CODE:
void gt_free_inode(struct inode *inode){
struct super_block *sb=inode->i_sb;
struct gt_super_block *gs=GT_SB(inode->i_sb)->s_gs;
struct buffer_head *bh;
unsigned long ino;
ino=inode->i_ino;
struct gt_inode *raw_inode=NULL;
if(ino<1||ino>gs->s_inodes_count){
printk("gt_free_inode: inode 0 or nonexistent inode/n");
return;
}
raw_inode=gt_raw_inode(sb,ino,&bh);
if(raw_inode){
raw_inode->i_nlinks=0;//设置磁盘索引节点的连接数
raw_inode->i_mode=0;
}
if(bh){
mark_buffer_dirty(bh);
brelse(bh);
}
clear_inode(inode);//调用VFS函数清理VFS索引节点
}
这个函数也很简单，只是读取磁盘索引节点，然后设置连接数和模式，然后标记磁盘索引节点所在的缓冲块为脏
接着写超级块操作
接下来就是gt_write_super（定义在super.c中）
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CODE:
static int gt_write_super(struct super_block *sb){
struct gt_super_block *gs;
lock_kernel();
gs=GT_SB(sb)->s_gs;
gs->s_free_blocks_count=cpu_to_le32(gt_count_free_blocks(sb));
gs->s_free_inodes_count=cpu_to_le32(gt_count_free_inodes(sb));
gs->s_mtime=cpu_to_le32(get_seconds());
gs->s_wtime = cpu_to_le32(get_seconds());
mark_buffer_dirty(GT_SB(sb)->s_sbh);
sync_dirty_buffer(GT_SB(sb)->s_sbh);
sb->s_dirt=0;
unlock_kernel();
}
这个很简单很简单，简单到我都懒的讲了..
让我们来看看gt_count_free_blocks和gt_count_free_inodes
这俩函数都定义在inode.c中
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CODE:
unsigned long gt_count_free_inodes(struct super_block *sb){
struct buffer_head *bh;
struct gt_inode *gt;
char *p;
unsigned long block=2; //索引节点表所在块
unsigned long count=0;//使用了的索引节点数
//然后遍历索引节点表
while(bh=sb_bread(sb,block)){
p=bh->b_data;
while(p<=(bh->b_data+GT_BLOCK_SIZE-GT_INODE_SIZE)){
gt=(struct gt_inode *)p;
if(gt->i_nlinks)
count++;//已经使用的索引节点数加一
p+=GT_INODE_SIZE;
}
brelse(bh);
if(block>GT_INODE_BLOCK_COUNT(sb))//如果到了索引节点表结尾则跳出
break;
block++;
}
return GT_SB(sb)->s_gs->s_inodes_count-count;//返回未使用的索引节点数
}
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CODE:
unsigned long gt_count_free_blocks(struct super_block *sb){
struct gt_super_block *gs;
char *p;
int block=2;
gs=GT_SB(sb)->s_gs;
unsigned long used=0;//已经使用的块数
struct buffer_head *bh;
struct gt_inode * gt;
//遍历索引节点表，已经使用的块数其实就等于最后一个索引节点的i_end_block
while(bh=sb_bread(sb,block)){
p=bh->b_data;
while(p<=(bh->b_data+GT_BLOCK_SIZE-GT_INODE_SIZE)){
gt=(struct gt_inode *)p;
if(!gt->i_blocks)
used=gt->i_end_block;
}
brelse(bh);
}
return GT_BLOCKS(sb)-used;
}
gt_put_super(定义在super.c中)
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CODE:
static void gt_put_super(struct super_block *sb){
struct gt_sb_info *sbi=GT_SB(sb);
brelse(sbi->s_sbh);
sb->s_fs_info=NULL;
kfree(sbi);
}
这个函数释放掉磁盘超级块所在的缓冲块，释放掉内存超级块
gt_statfs(定义在super.c中)
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CODE:
static int gt_statfs(struct dentry *dentry,struct kstatfs *buf){
struct gt_sb_info * sbi=GT_SB(dentry->d_sb);
struct gt_super_block *gs=sbi->s_gs;
buf->f_type=dentry->d_sb->s_magic;
buf->f_bsize=dentry->d_sb->s_blocksize;
buf->f_blocks=(gs->s_blocks_count-gs->s_first_data_block);
buf->f_bfree=gt_count_free_blocks(sbi);
buf->f_bavail=buf->f_bfree;
buf->f_ffree=gt_count_free_inodes(sbi);
buf->f_namelen=GT_NAME_LEN;
return 0;
}
这个函数获取文件系统状态
到这里超级块的操作就完成了，接下来是普通索引节点操作，只需要一个清空函数，其他的调用vfs默认的函数
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CODE:
const struct inode_operations gt_file_inode_operations ={
.truncate =gt_truncate,
};
普通文件操作(在file.c中定义)，只需要实现一个gt_sync_file
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CODE:
const struct file_operations gt_file_operations ={
.llseek =generic_file_llseek,
.read =do_sync_read,
.write =do_sync_write,
.aio_read =generic_file_aio_read,
.aio_write =generic_file_aio_write,
.mmap =generic_file_mmap,
.open =generic_file_open,
.fsync =gt_sync_file,
};
来看看gt_sync_file(在file.c中定义)
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CODE:
int gt_sync_file(struct file *file,struct dentry *dentry,int datasync){
struct inode *inode =dentry->d_inode;
int err,ret;
ret=sync_mapping_buffers(inode->i_mapping);
if(!(inode->i_state&I_DIRTY))
return ret;
if(datasync && !(inode->i_state&I_DIRTY_DATASYNC))
return ret;
err=gt_sync_inode(inode);
if(ret==0)
ret=err;
return ret;
}
函数调用gt_sync_inode(在inode.c中定义)
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CODE:
int gt_sync_inode(struct inode *inode){
int ret=0;
struct buffer_head *bh;
bh=gt_update_inode(inode);//获取到磁盘索引节点所在的缓冲区
if(bh && buffer_dirty(bh)){//如果为脏，则同步
sync_dirty_buffer(bh);
if(buffer_req(bh)&&!buffer_uptodate(bh)){
printk("IO error syncing gt inode/n");
ret=-1;
}
}else if(!bh)
ret=-1;
brelse(bh);
return ret;
}
一个简单文件系统的实现
然后就是目录操作（在dir.c中定义）
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CODE:
const struct file_operations gt_dir_operations ={
.llseek =generic_file_llseek,
.read =generic_read_dir,
.readdir =gt_readdir,
.fsync =gt_sync_file,
};
gt_readdir（在dir.c中定义）
linux文件系统对文件的读写是以页为单位的。
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CODE:
static int gt_readdir(struct file *filp,void *dirent,filldir_t filldir){
loff_t pos=filp->f_pos;//目前读到的位置，文件内偏移
struct inode *inode=filp->f_path.dentry->d_inode;//目录文件的inode
unsigned int offset=pos & ~PAGE_CACHE_MASK;
unsigned long n=pos >> PAGE_CACHE_SHIFT;//目前读到第几页
unsigned long npages=gt_dir_pages(inode);//该文件在内存中占用的页数
unsigned chunk_size=sizeof(struct gt_dir_entry);
lock_kernel();
pos=(pos+chunk_size-1)&~(chunk_size-1);//将目前读到的位置调整到目录项开始
if(pos>=inode->i_size)
goto done;
for(;n<npages;n++,offset=0){//遍历文件所占用的页
char *kaddr,*limit;
char *p;
struct page *page=gt_get_page(inode,n);//获取到第n页
if(IS_ERR(page)){
continue;
printk("page is error/n");
}
kaddr=(char *)page_address(page);//第n页在内存中的地址
p=(kaddr+offset);//指向当前该读入的目录项的地址
limit=kaddr+gt_last_byte(inode,n)-chunk_size;//边界
for(;p<=limit;p=gt_next_entry(p)){
struct gt_dir_entry * de=(struct gt_dir_entry*)p;
if(de->ino){//目录项有对应的索引节点号
offset=p -kaddr;//在页内的偏移
unsigned name_len=strnlen(de->name,GT_NAME_LEN);
unsigned char d_type=DT_UNKNOWN;
int over=filldir(dirent,de->name,name_len,(n<< PAGE_CACHE_SHIFT)|offset,le32_to_cpu(de-
>ino),d_type);//调用VFS函数填充 dirent结构，有兴趣的朋友可以自己去研究
if(over){
gt_put_page(page);//如果错误就释放该页，跳到done标号处
goto done;
}
}
}
gt_put_page(page);
}
done:
filp->f_pos=(n<<PAGE_CACHE_SHIFT)|offset;//调整当前文件内偏移
unlock_kernel();
return 0;
}
这段函数调用了几个新函数，主要是使用作为参数传递进来的filldir函数来完成gt_readdir
下面来看看这段函数中调用的新函数
gt_dir_pages（在dir.c中定义）
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CODE:
static inline unsigned long gt_dir_pages(struct inode *inode){
return (inode->i_size+PAGE_CACHE_SIZE-1)>>PAGE_CACHE_SHIFT;
}
很简单，就不解释了
gt_get_page（在dir.c中定义）
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CODE:
static struct page *gt_get_page(struct inode *dir,unsigned long n){
struct address_space *mapping=dir->i_mapping;
struct page *page=read_mapping_page(mapping,n,NULL);
if(!IS_ERR(page)){
kmap(page);
if(!PageUptodate(page))
goto fail;
}
return page;
fail:
gt_put_page(page);
return ERR_PTR(-EIO);
}
gt_get_page主要通过调用read_mapping_page实现，另外还加了点错误判断等
gt_last_byte（在dir.c中定义）
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CODE:
static unsigned gt_last_byte(struct inode *inode, unsigned long page_nr){
unsigned last_byte = inode->i_size;
last_byte -= page_nr << PAGE_CACHE_SHIFT;
if (last_byte > PAGE_CACHE_SIZE)
last_byte = PAGE_CACHE_SIZE;
return last_byte;
}
gt_last_byte函数用来返回文件在第n个页中的偏移，在前n-1个页中偏移都是PAGE_CACHE_SIZE
gt_next_entry（在dir.c中定义）
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CODE:
static inline void *gt_next_entry(void *de){
return (void *)((char *)de+sizeof(struct gt_dir_entry));
}
这个函数也很简单，主用用来遍历目录项
gt_sync_file在前边已经分析完
这样目录操作也分析完了，下边是地址空间操作gt_aops
因为地址空间操作的操作对象是内存，与磁盘的组织方式无关，所以这个我们可以直接使用VFS的地址空间操作，这样就简单多了
gt_aops（在inode.c中定义）
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CODE:
const struct address_space_operations gt_aops ={
.readpage =gt_readpage,
.writepage =gt_writepage,
.sync_page =block_sync_page,
.write_begin =gt_write_begin,
.write_end =generic_write_end,
.bmap =gt_bmap,
};
我就直接贴代码了，这部分对于我们实现一个文件系统来说很简单，如果你想继续深入下去，可以跟踪这些函数读下去
这些函数都是在inode.c中定义实现
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CODE:
static int gt_writepage(struct page *page,struct writeback_control *wbc){
return block_write_full_page(page,gt_get_block,wbc);
}
static int gt_readpage(struct file *file,struct page *page){
return block_read_full_page(page,gt_get_block);
}
int __gt_write_begin(struct file *file,struct address_space *mapping,loff_t pos,unsigned len,unsigned flags,struct page
*pagep,void **fsdata){
return block_write_begin(file,mapping,pos,len,flags,pagep,fsdata,gt_get_block);
}
static int gt_write_begin(struct file *file,struct address_space *mapping,
loff_t pos,unsigned len,unsigned flags,struct page **pagep,void **fsdata){
*pagep=NULL;
return __gt_write_begin(file,mapping,pos,len,flags,pagep,fsdata);
}
static sector_t gt_bmap(struct address_space *mapping,sector_t block){
return generic_block_bmap(mapping,block,gt_get_block);
}
地址空间操作就是这样，接下来是对目录索引节点的操作