Linux文件系统代码学习笔记--磁盘格式化&block分配
第一部分——准备知识
磁盘格式化这一步骤到底做了什么？
为了读懂代码，首先先掌握几个知识点。
memcpy函数
void * __cdecl memcpy(_Out_writes_bytes_all_(_Size) void * _Dst, _In_reads_bytes_(_Size) const void * _Src, _In_ size_t _Size);void *memcpy(void *memTo, const void *memFrom, size_t size)
{
if((memTo == NULL) || (memFrom == NULL)) //memTo和memFrom必须有效
return NULL;
char *tempFrom = (char *)memFrom; //保存memFrom首地址
char *tempTo = (char *)memTo; //保存memTo首地址
while(size -- > 0) //循环size次，复制memFrom的值到memTo中
*tempTo++ = *tempFrom++ ;
return memTo;
}struct direct{
char d_name[DIRSIZ];//目录名
unsigned int d_ino;//磁盘 i节点标识符id
};
strcpy(dir_buf[0].d_name,"..");//父目录
dir_buf[0].d_ino = 1;
strcpy(dir_buf[1].d_name,".");//当前目录root
dir_buf[1].d_ino = 1;
strcpy(dir_buf[2].d_name,"etc");//子目录etc目录
dir_buf[2].d_ino = 2;
memcpy(disk+DATASTART, &dir_buf, 3*(DIRSIZ+4));//dir_buf中的前3个元素拷贝到磁盘数据区的第1个数据块
dir_buf是一个direct结构体，目录名是12个字节，int是4个字节，一共16个字节，拷贝到char中的连续的16个元素中，char一个元素就是一个字节。
memset函数
void * __cdecl memset(_Out_writes_bytes_all_(_Size) void * _Dst, _In_ int _Val, _In_ size_t _Size);memset(disk, 0x00, ((DINODEBLK+FILEBLK+2)*BLOCKSIZ));把_Dst所指内存区域的前_Size个字节设置成字符 _Val。
软链接和硬链接
- 格式化将分区分成等大小的数据块block。
- 用户想要去找一个叫sb的文件，先去找inode，从inode得知sb存在哪些数据块。
- 硬链接
假设创建了sb的硬链接文件叫做bs，bs和sb拥有相同的inode的id号，inode相同，存储的数据块也就相同。sb和bs相当于同一个文件，只不过叫不同的名字。一间教室的前门和后门。如果删除任何一个，通过另一个也能访问存储空间，可以理解成同一个存储空间的不同入口。
不能跨分区使用，sb和bs需要在同一个分区。
不能针对目录使用。
- 软链接
假设为csb，有自己的inode和数据块，用户访问csb，先找到csb自己的inode结点，然后找到自己的数据块，在找到原文件的inode,再找到原文件的数据块。
修改原文件，软链接也变，因为原始数据块变了。
修改软链接，最终也是修改原文件的数据块，原文件也被修改了。
删除原文件，软链接不能打开了。
删除原文件，硬链接还可以打开。
第二部分——代码解读
inode解读
目录项=文件名+磁盘结点标号
文件系统存储结构
格式化是要将磁盘分成等大小的数据块，确定inode的数量和数据块的数量，并做一些初始的写入工作，比如创建根目录和一些必要的目录等等。
ls -i 查看文件的inode结点
0. 整个磁盘被划分为等大小的块，称为物理块，引导块占第0个物理块，超级块占用第1个物理块，inode结点表占用接下来的物理块，数据块占用剩下的物理块。这里要注意一点，inode结点表是由多个inode结点组成的，inode大小一般小于一个物理块的大小，因此一个物理块可能存放多个inode结点。
1. 一个inode对应一个文件。inode存放的是文件信息，不是文件内容，数据块存放文件内容。 Linux一切皆文件，目录和设备都是文件。当文件是目录时，文件内容就是目录下的文件的信息，当文件是数据文件时，文件内容就是数据。
2.inode中不包含文件的名字，当用户要查找一个文件时，通过文件名
先查找目录项，找到文件信息所在的inode结点，在inode中找到文件的物理块号。
3. 一个inode可以保存多个物理块号（数据块号），因为一个文件可能存放在多个物理块。
4. 磁盘inode和内存inode
磁盘inode在文件创建时就已经创建，存放在磁盘上，内存inode 在文件被打开时才创建，存放在内存中。
format.cpp——格式化
//初始化硬盘
memset(disk, 0x00, ((DINODEBLK+FILEBLK+2)*BLOCKSIZ));//disk数组初始化，全为0
/* 0.initialize the passwd */
passwd[0].p_uid = 2116;//0用户uid=2116
passwd[0].p_gid = 03;//0用户所属组gid=03
strcpy(passwd[0].password, "dddd");//0用户密码为dddd
passwd[1].p_uid = 2117;//1用户uid=2117
passwd[1].p_gid = 03;//1用户所属组gid=03
strcpy(passwd[1].password, "bbbb");//1用户密码为bbbb
passwd[2].p_uid = 2118;//2用户uid
passwd[2].p_gid = 04;//2用户所属组
strcpy(passwd[2].password, "abcd"); //2用户密码
passwd[3].p_uid = 2119;//3用户
passwd[3].p_gid = 04;
strcpy(passwd[3].password, "cccc");
passwd[4].p_uid = 2120;//4用户
passwd[4].p_gid = 05;
strcpy(passwd[4].password, "eeee");
/* 1.creat the main directory and its sub dir etc and the file password */
inode = iget(0); /* 0 empty dinode id*/
inode->di_number = 1;//关联文件数设为1
inode->di_mode = DIEMPTY;//权限设为空权限
iput(inode);//回收inode结点
inode = iget(1); /* 1 main dir id*/
inode->di_number = 1;
inode->di_mode = DEFAULTMODE | DIDIR;
inode->di_size = 3*(DIRSIZ + 4);
inode->di_addr[0] = 0; /*block 0# is used by the main directory*/
strcpy(dir_buf[0].d_name,"..");//父目录
dir_buf[0].d_ino = 1;//磁盘inode结点标号为1
strcpy(dir_buf[1].d_name,".");//根目录
dir_buf[1].d_ino = 1;
strcpy(dir_buf[2].d_name,"etc");//子目录etc目录
dir_buf[2].d_ino = 2;
memcpy(disk+DATASTART, &dir_buf, 3*(DIRSIZ+4));//dir_buf中的前3个元素拷贝到磁盘数据区的第1个数据块
iput(inode);
inode = iget(2); /* 2 etc dir id */
inode->di_number = 1;
inode->di_mode = DEFAULTMODE | DIDIR;
inode->di_size = 3*(DIRSIZ + 4);
inode->di_addr[0] = 1; /*block 1# is used by the etc directory*/
strcpy(dir_buf[0].d_name,"..");
dir_buf[0].d_ino = 1;
strcpy(dir_buf[1].d_name,".");
dir_buf[1].d_ino = 2;//etc
strcpy(dir_buf[2].d_name,"password");//子目录是password
dir_buf[2].d_ino = 3;
memcpy(disk+DATASTART+BLOCKSIZ*1, dir_buf, 3*(DIRSIZ+4));//dir_buf中的前3个元素拷贝到磁盘数据区的第2个数据块
iput(inode);
inode = iget(3); /* 3 password id */
inode->di_number = 1;
inode->di_mode = DEFAULTMODE | DIFILE;
inode->di_size = BLOCKSIZ;
inode->di_addr[0] = 2; /*block 2# is used by the password file*/
for (i=5; i<PWDNUM; i++){//设置其余用户的属性
passwd[i].p_uid = 0;
passwd[i].p_gid = 0;
strcpy(passwd[i].password, " "); // 密码为空
}
memcpy(pwd, passwd, 32*sizeof(struct pwd));//passwd的内容拷贝到pwd中
memcpy(disk+DATASTART+BLOCKSIZ*2, passwd, BLOCKSIZ);//passwd的内容拷贝到disk的第3个数据块（只拷贝一个数据块的大小）
iput(inode);- 初始化硬盘
将硬盘所有的块（引导块+超级块+inode块+数据块）的内容全部置为0； - 初始化数组 passwd
创建用户：用户uid+用户所属组gid+用户密码；将这些信息存储在passwd[]数组里。 - 创建主目录..+子目录.+etc目录+password目录
这几个目录的关系是 .././etc/passwd
这一步具体是怎么创建的，需要细细说明。
1)inode0 用于创建..目录(/的父目录)
inode = iget(0); /* 0 empty dinode id*/
inode->di_number = 1;//关联文件数设为1
inode->di_mode = DIEMPTY;//权限设为空权限
iput(inode);//回收inode结点两点是父目录，一点是当前目录，为了和Linux系统对应，我们可以这里的将..理解为根目录/的父目录，.理解为根目录/，etc是根目录/的子目录。其实/是没有父目录的，之所以为/创建一个父目录是因为除了/之外，是为了和其他目录的操作保持一致，其他目录都有父目录。
但是由于实际上/没有父目录，因此这里的/的父目录只是占用了inode 0，并不占用block。
2）inode1 & block0 用于创建.目录（根目录/）
inode = iget(1); /* 1 main dir id*/
inode->di_addr[0] = 0; /*block 0# is used by the main directory*/block0中的内容为：
文件名 inode编号
.. 1
. 1
etc 2这个地方，..的inode本来是0，源码是不是写错了？
对于所有目录来说，我们都能在它的block中找到父目录的inode编号，它自己对应的inode编号，以及它底下包含的文件的inode编号。
3）inode2 & block1用于创建etc目录（/的子目录）
inode = iget(2); /* 2 etc dir id */
inode->di_addr[0] = 1; /*block 1# is used by the etc directory*/block1中的内容为：
文件名 inode编号
.. 1
. 2
password 34）inode3 & block2 用于创建password文件（/etc目录下的文件）
inode = iget(3); /* 3 password id */
inode->di_addr[0] = 2; /*block 2# is used by the password file*/block2中的内容为：
p_uid p_gid password
2116 03 dddd
2117 03 bbbb
2118 04 abcd
2119 04 cccc
2120 05 eeee对于所有文件来说，block中存放的就是文件的数据内容。
4. 初始化超级块（superblock）
- 空闲inode数组
/*2. initialize the superblock */
filsys.s_isize = DINODEBLK;//inode占用的block块数32（注意不是inode的个数）
filsys.s_fsize = FILEBLK;//data block总块数512
/*注意：inode存放在block中，共占用32block,一个inode大小为52，可以计算出inode的总个数*/
filsys.s_ninode = DINODEBLK * BLOCKSIZ/DINODESIZ - 4;//4块被 root的父目录,root，etc,password占用
filsys.s_nfree = FILEBLK - 3;//空闲block数：root，etc,password已经占用了三块数据块
for (i=0; i < NICINOD; i++){
/* begin with 4, 0,1,2,3, is used by main,etc,password */
filsys.s_inode[i] = 4+i;//空闲inode数组
}
filsys.s_pinode = 0;//空闲inode指针，指向s_inode的第0个元素
filsys.s_rinode = NICINOD + 4; //？？
block_buf[NICFREE-1] = FILEBLK+1; /*FILEBLK+1 is a flag of end*/
for (i=0; i<NICFREE-1; i++)
block_buf[NICFREE-2-i] = FILEBLK-i-1; //从最后一个数据块开始分配??????
/*将block map表存放在block中：从最后一个block开始存，每个block存放50个block号，block号和存放的第1个block号相同*/
memcpy(disk+DATASTART+BLOCKSIZ*(FILEBLK-NICFREE), block_buf, BLOCKSIZ);
for (i=FILEBLK-2*NICFREE+1; i>2; i-=NICFREE){
for (j=0; j<NICFREE;j++){
block_buf[j] = i+j;
}
memcpy(disk+DATASTART+BLOCKSIZ*(i-1), block_buf, BLOCKSIZ);
}
i += NICFREE;
j = 1;
for (; i>3; i--)
{
filsys.s_free[NICFREE-j] = i-1;
j ++;
}
filsys.s_pfree = NICFREE - j+1; //空闲块指针
memcpy(disk+BLOCKSIZ, &filsys, sizeof(struct filsys));//filsys的内容存放在超级块：拷贝在磁盘的第0块
return;超级块的初始化重点要理解空闲block堆栈。试想一下假设用户要创建一个文件夹Lin
mkdir Lin
那么系统要给Lin文件夹分配一个空的inode和一个空的block，那么怎么知道要分配哪一个inode和哪一个block呢？于是在超级块中就要存放空闲inode数组和空闲block栈的信息，以便快速地找到可分配的inode和block。
1）空闲inode数组的初始化——s_inode[]
由于前0，1，2，3inode已经被占用了，0被..占用，1被.占用，2被etc占用，3被passwd占用，因此空闲inode从4开始。
for (i=0; i < NICINOD; i++){ /* begin with 4, 0,1,2,3, is used by main,etc,password */ filsys.s_inode[i] = 4+i;//空闲inode数组 }
2）空闲block栈的初始化——s_free[]
栈大小是50，栈底存放结束标志，因此栈总共能存放49个block编号。磁盘共512个block，有3块已经被用了，所以物理块号从3开始。初始化时从511号（第512块）block开始，向后数49个（一个栈能存放的大小）block到463号block，将这50个block的编号存放在第463号block中，按照这个规律向后推，462号block到414号block，一共49个block的编号存放在414号block中，按照这个规律一直计算下去，512%49=10，最后剩下10个block不够一个栈的大小，就存在栈中。
当要分配block时就从栈顶开始分配block号，当栈为空，就从磁盘block中依次读出一个block存放的block编号，以供后续block的分配，然后栈再为空，又再从磁盘读入block编号。
后续在block分配的代码中，我们可以看到这种存放方式，使得一组新的block编号的载入变得很简单。因为每一组的第一block就是用来存放这一组block编号的，例如 463号block就存放463-511这组block编号，414号block就存放414-462这组block编号。
一组block编号（一组的大小就是栈的大小）
初始化后的空闲block栈
ballfre.cpp——分配block
static unsigned int block_buf[BLOCKSIZ]; /********************************************************** 函数：balloc 功能：维护超级块中的空闲数据栈，分配空闲数据块，并返回其块号 ***********************************************************/ unsigned int balloc(){ unsigned int free_block; int i; //如果没有空闲盘块 if (filsys.s_nfree == 0){ printf("\nDisk Full!!!\n"); return DISKFULL; } free_block = filsys.s_free[filsys.s_pfree]; //取堆栈中的盘块号（从3号物理块开始分配） if (filsys.s_pfree == NICFREE-1){ //如果堆栈只剩一个块 memcpy(block_buf,disk+DATASTART+(free_block)*BLOCKSIZ,BLOCKSIZ); //从中读取下一组块号 for (i=0; i<NICFREE; i++) filsys.s_free[i] = block_buf[i]; filsys.s_pfree = 0; //设置堆栈指针 }else{//如果堆栈中大于一个盘块 filsys.s_pfree++; //修改堆栈指针 } filsys.s_nfree --; //修改总块数 filsys.s_fmod = SUPDATE; return free_block; }磁盘格式化后，由于已经用掉了3个block,因此空闲block的编号从3开始。s_free空闲block栈如下所示，栈大小为50，栈底s_free[49]=12,盘块号为12，栈顶s_free[40]=3,即盘块号为3，一共有9个物理块号。s_pfree空闲block栈指针值为40，即指向3号盘块的下标。
那么，当用户登录，开始进行第一次创建时，假设执行命令
mkdir Lin第一次分配block的具体过程说明如下：
1)查看空闲block数s_nfree，s_nfree>0,表明还有空闲block
2)查找空闲块栈s_free，通过s_pfree找到盘块号3
3)空闲block数s_nfree减1
4）返回空闲block编号，即3
此时，Lin文件夹所用的block就是3号block。
第9次分配block的具体过程说明如下：
1)查看空闲block数s_nfree，s_nfree>0,表明还有空闲block
2)查找空闲块栈s_free，通过s_pfree找到盘块号12
3）栈中只剩下一个盘块，从磁盘中读取下一组块号，盘块号从13开始，到62，共50个物理块号，到栈中。
….
4)空闲block数s_nfree减1
5）返回空闲block编号，即12
inode的分配和block的分配区别不大。
第三部分— 错误修复和代码完善
- Run-Time Check Failure #2 - Stack around the variable ‘passwd’ was corrupted.
把 project->配置属性->c/c++->代码生成->基本运行时检查 为 默认值 就不会报本异常。具体原因正在研究中。。。
如果改为其他就有exception。 - log.cpp/logout增加
user[i].u_uid = 0;
user[i].u_gid = 0;