近日有人求助，要写一个UNIX文件系统作为暑假作业。这种事情基本是学操作系统的必须要做的或者是做过的，毕竟文件系统是操作系统课程的一个重要组成部分。要实现这个UNIX文件系统，很多人就扎进了UNIX V6的的系统源码，以及《莱昂氏UNIX源代码分析》和《返璞归真:UNIX技术内幕》这两本书，很多人出来了，很多人在里面迷失了...最终忘了自己只是要实现一个UNIX文件系统而已。
为何会迷失，因为代码不是自己写的，而且年代久远，编程理念不同了，作者为何那样写不一定就能理解，实际上对于任何别人写的代码，总是会有一些不易理解的地方，当然，如果作者水平超级高，那么代码也就相对容易理解。因此，写代码永远比读代码要容易！既然是要写一个文件系统，为何要用现成的UNIX V6代码呢？如果理解了UNIX文件的布局和结构，自己从零开始不参考任何现有的代码做一个也不是什么难事，最根本的是UNIX文件系统本身，至于说代码，仅仅是一个实现与用户操作的一个接口而已。如果代码是自己一点一点写的，那么你肯定能彻底明白每一行的每一个语句的精确含义，至于为何这么写，你当然及其明了！
本文留下我仓促间几个小时写的一个类UNIX文件系统的代码，不是让别人看的，是为了自己留档，因为本文已经说了，看别人的代吗只能学习经验，不能理解本质，更何况，你看的还得是超级一流的代码，而我写的，则是超级垃圾的代码。我只想说，理解问题的本质要比代码重要得多，代码，码，并不是很多人想象中的那般重要！本文的实现基于Linux系统，即在Linux系统上编写一个用户态程序，实现UNIX文件的IO接口以及操作。
我一向坚持的原则，那就是任何东西的根本性的，本质上的原理以及背后的思想都是及其简单的，所谓的复杂性都是优化与策略化的扩展带来的，正如TCP一样，UNIX的文件系统也不例外！我们必须知道，什么是最根本的，什么是次要的。对于UNIX文件系统，最根本的就是其布局以及其系统调用接口，一个处在最低层，一个在最上层开放给用户，如下所示：
系统调用接口：open，write，read，close...
文件系统布局：引导快，超级块，inode区表，数据块区
所有的在二者中间的部分都是次要的，也就是说那些东西不要也行，比如高速缓冲，高速缓存，VFS层，块层...因此在我的实现代码中，并没有这些东西，我所做到的，仅仅是UNIX文件系统所要求必须做到的最小集，那就是：
面对一个按照UNIX文件系统标准布局的“块设备”，可以使用open，read，write等接口进行IO操作。
在实现中，我用一个标准的Linux大文件来模拟磁盘块，这样块的操作基本都映射到了Linux标准的write，read等系统调用了。
首先定义必要的结构体：
//超级块结构
struct filesys {
unsigned int s_size; //总大小
unsigned int s_itsize; //inode表大小
unsigned int s_freeinodesize; //空闲i节点的数量
unsigned int s_nextfreeinode; //下一个空闲i节点
unsigned int s_freeinode[NUM]; //空闲i节点数组
unsigned int s_freeblocksize; //空闲块的数量
unsigned int s_nextfreeblock; //下一个空闲块
unsigned int s_freeblock[NUM]; //空闲块数组
unsigned int s_pad[]; //填充到512字节
};
//磁盘inode结构
struct finode {
int fi_mode; //类型：文件/目录
int fi_uid_unused; //uid，由于和进程无关联，仅仅是模拟一个FS，未使用，下同
int fi_gid_unused;
int fi_nlink; //链接数，当链接数为0，意味着被删除
long int fi_size; //文件大小
long int fi_addr[BNUM]; //文件块一级指针，并未实现多级指针
time_t fi_atime_unused; //未实现
time_t fi_mtime_unused;
};
//内存inode结构
struct inode {
struct finode i_finode;
struct inode *i_parent; //所属的目录i节点
int i_ino; //i节点号
int i_users; //引用计数
};
//目录项结构(非Linux内核的目录项)
struct direct
{
char d_name[MAXLEN]; //文件或者目录的名字
unsigned short d_ino; //文件或者目录的i节点号
};
//目录结构
struct dir
{
struct direct direct[DIRNUM]; //包含的目录项数组
unsigned short size; //包含的目录项大小
};
//抽象的文件结构
struct file {
struct inode *f_inode; //文件的i节点
int f_curpos; //文件的当前读写指针
};之所以叫做类UNIX文件系统，是因为我并没有去精确确认当时的UNIX文件系统的超级块以及inode表的结构，只是大致的模仿其布局，比如超级块中字段，以及字段的顺序可能和标准的UNIX文件系统并不完全一致。但是不管怎么说，当时的UNIX文件系统基本就是这个一个样子。另外，可以看到file结构体内容及其少，因为本质上，我只是想表示“一个inode节点相对于一个读写者来说，就是一个file”，仅此而已。接下来就是具体的实现了，我的方式是自下而上的，这样做的好处在于便于今后的扩展。那么首先要完成的就是i节点的分配和释放了，我的实现中，是将文件i节点映射到了内存i节点，这样或许违背了我的初衷，我不是说过不要那么多“额外”的东西来扰乱视听的吗？是的，然而比起那些所谓的额外的优化，我更不喜欢频繁的调用read和write。反正，只要自己能控制住局面即可。
在实现中，还有一个大事就是内存的分配与释放，这些也不是本质的，记住，要实现的仅仅是一个UNIX文件系统，其它的能绕开则绕开！显然malloc，free等也是我们要绕开的，于是我基本都使用预分配空间的东西-全局数组。以下是全局变量：
//内存i节点数组，NUM为该文件系统容纳的文件数 struct inode g_usedinode[NUM]; //ROOT的内存i节点 struct inode *g_root; //已经打开文件的数组 struct file* g_opened[OPENNUM]; //超级块 struct filesys *g_super; //模拟二级文件系统的Linux大文件的文件描述符 int g_fake_disk = -1;
在给出实现代码之前，要说明的是，在删除文件的时候，我并没有实现文件块区以及i节点的清除操作，众所周知，那样很耗时，和很多实现一样，我只是记录了一些信息，表示这个文件块或者inode字段是可以随时覆盖的。
//同步i节点，将其写入“磁盘”
void syncinode(struct inode *inode)
{
int ino = -1, ipos = -1;
ino = inode->i_ino;
//ipos为inode节点表在文件系统块中的偏移
ipos = IBPOS + ino*sizeof(struct finode);
//从模拟块的指定偏移位置读取inode信息
lseek(g_fake_disk, ipos, SEEK_SET);
write(g_fake_disk, (void *)&inode->i_finode, sizeof(struct finode));
}
//同步超级块信息
int syncsuper(struct filesys *super)
{
int pos = -1, size = -1;
struct dir dir = {0};
pos = BOOTBSIZE;
size = SUPERBSIZE;
lseek(g_fake_disk, pos, SEEK_SET);
write(g_fake_disk, (void *)super, size);
syncinode(g_root);
breadwrite(g_root->i_finode.fi_addr[0], (char *)&dir, sizeof(struct dir), 0, 1);
breadwrite(g_root->i_finode.fi_addr[0], (char *)&dir, sizeof(struct dir), 0, 0);
}
//关键的将路径名转换为i节点的函数，暂不支持相对路径
struct inode *namei(char *filepath, char flag, int *match, char *ret_name)
{
int in = 0;
int repeat = 0;
char *name = NULL;
char *path = calloc(1, MAXLEN*10);
char *back = path;
struct inode *root = iget(0);
struct inode *parent = root;
struct dir dir = {0};
strncpy(path, filepath, MAXLEN*10);
if (path[0] != '/')
return NULL;
breadwrite(root->i_finode.fi_addr[0], &dir, sizeof(struct dir), 0, 1);
while((name=strtok(path, "/")) != NULL) {
int i = 0;
repeat = 0;
*match = 0;
path = NULL;
if (ret_name) {
strcpy(ret_name, name);
}
for (; i<dir.size; i++) {
if (!strncmp(name, dir.direct[i].d_name, strlen(name))) {
parent = root;
iput(root);
root = iget(dir.direct[i].d_ino);
root->i_parent = parent;
*match = 1;
if (root->i_finode.fi_mode == MODE_DIR) {
memset(&dir, 0, sizeof(struct dir));
breadwrite(root->i_finode.fi_addr[0], &dir, sizeof(struct dir), 0, 1);
} else {
free(back);
return root;
}
repeat = 1;
}
}
if (repeat == 0) {
break;
}
}
if (*match != 1) {
*match = 0;
}
if (*match == 0) {
if (ret_name) {
strcpy(ret_name, name);
}
}
free(back);
return root;
}
//通过i节点号获取内存i节点的函数
struct inode *iget(int ino)
{
int ibpos = 0;
int ipos = 0;
int ret = 0;
//倾向于直接从内存i节点获取
if (g_usedinode[ino].i_users) {
g_usedinode[ino].i_users ++;
return &g_usedinode[ino];
}
if (g_fake_disk < 0) {
return NULL;
}
//实在不行则从模拟磁盘块读入
ipos = IBPOS + ino*sizeof(struct finode);
lseek(g_fake_disk, ipos, SEEK_SET);
ret = read(g_fake_disk, &g_usedinode[ino], sizeof(struct finode));
if (ret == -1) {
return NULL;
}
if (g_super->s_freeinode[ino] == 0) {
return NULL;
}
//如果是一个已经被删除的文件或者从未被分配过的i节点，则初始化其link值以及size值
if (g_usedinode[ino].i_finode.fi_nlink == 0) {
g_usedinode[ino].i_finode.fi_nlink ++;
g_usedinode[ino].i_finode.fi_size = 0;
syncinode(&g_usedinode[ino]);
}
g_usedinode[ino].i_users ++;
g_usedinode[ino].i_ino = ino;
return &g_usedinode[ino];
}
//释放一个占有的内存i节点
void iput(struct inode *ip)
{
if (ip->i_users > 0)
ip->i_users --;
}
//分配一个未使用的i节点。注意，我并没有使用超级块的s_freeinodesize字段，
//因为还会有一个更好更快的分配算法
struct inode* ialloc()
{
int ino = -1, nowpos = -1;
ino = g_super->s_nextfreeinode;
if (ino == -1) {
return NULL;
}
nowpos = ino + 1;
g_super->s_nextfreeinode = -1;
//寻找下一个空闲i节点，正如上述，这个算法并不好
for (; nowpos < NUM; nowpos++) {
if (g_super->s_freeinode[nowpos] == 0) {
g_super->s_nextfreeinode = nowpos;
break;
}
}
g_super->s_freeinode[ino] = 1;
return iget(ino);
}
//试图删除一个文件i节点
int itrunc(struct inode *ip)
{
iput(ip);
if (ip->i_users == 0 && g_super) {
syncinode(ip);
g_super->s_freeinode[ip->i_ino] = 0;
g_super->s_nextfreeinode = ip->i_ino;
return 0;
}
return ERR_BUSY;
}
//分配一个未使用的磁盘块
int balloc()
{
int bno = -1, nowpos = -1;
bno = g_super->s_nextfreeblock;
if (bno == -1) {
return bno;
}
nowpos = bno + 1;
g_super->s_nextfreeblock = -1;
for (; nowpos < NUM; nowpos++) {
if (g_super->s_freeblock[nowpos] == 0) {
g_super->s_nextfreeblock = nowpos;
break;
}
}
g_super->s_freeblock[bno] = 1;
return bno;
}
//读写操作
int breadwrite(int bno, char *buf, int size, int offset, int type)
{
int pos = BOOTBSIZE+SUPERBSIZE+g_super->s_itsize + bno*BSIZE;
int rs = -1;
if (offset + size > BSIZE) {
return ERR_EXCEED;
}
lseek(g_fake_disk, pos + offset, SEEK_SET);
rs = type ? read(g_fake_disk, buf, size):write(g_fake_disk, buf, size);
return rs;
}
//IO读接口
int mfread(int fd, char *buf, int length)
{
struct file *fs = g_opened[fd];
struct inode *inode = fs->f_inode;
int baddr = fs->f_curpos;
int bondary = baddr%BSIZE;
int max_block = (baddr+length)/BSIZE;
int size = 0;
int i = inode->i_finode.fi_addr[baddr/BSIZE+1];
for (; i < max_block+1; i ++,bondary = size%BSIZE) {
size += breadwrite(inode->i_finode.fi_addr[i], buf+size, (length-size)%BSIZE, bondary, 1);
}
return size;
}
//IO写接口
int mfwrite(int fd, char *buf, int length)
{
struct file *fs = g_opened[fd];
struct inode *inode = fs->f_inode;
int baddr = fs->f_curpos;
int bondary = baddr%BSIZE;
int max_block = (baddr+length)/BSIZE;
int curr_blocks = inode->i_finode.fi_size/BSIZE;
int size = 0;
int sync = 0;
int i = inode->i_finode.fi_addr[baddr/BSIZE+1];
//如果第一次写，先分配一个块
if (inode->i_finode.fi_size == 0) {
int nbno = balloc();
if (nbno == -1) {
return -1;
}
inode->i_finode.fi_addr[0] = nbno;
sync = 1;
}
//如果必须扩展，则再分配块，可以和上面的合并优化
if (max_block > curr_blocks) {
int j = curr_blocks + 1;
for (; j < max_block; j++) {
int nbno = balloc();
if (nbno == -1) {
return -1;
}
inode->i_finode.fi_addr[j] = nbno;
}
sync = 1;
}
for (; i < max_block+1; i ++,bondary = size%BSIZE) {
size += breadwrite(inode->i_finode.fi_addr[i], buf+size, (length-size)%BSIZE, bondary, 0);
}
if (size) {
inode->i_finode.fi_size += size;
sync = 1;
}
if (sync) {
syncinode(inode);
}
return size;
}
//IO的seek接口
int mflseek(int fd, int pos)
{
struct file *fs = g_opened[fd];
fs->f_curpos = pos;
return pos;
}
//IO打开接口
int mfopen(char *path, int mode)
{
struct inode *inode = NULL;
struct file *file = NULL;
int match = 0;
inode = namei(path, 0, &match, NULL);
if (match == 0) {
return ERR_NOEXIST;
}
file = (struct file*)calloc(1, sizeof(struct file));
file->f_inode = inode;
file->f_curpos = 0;
g_opened[g_fd] = file;
g_fd++;
return g_fd-1;
}
//IO关闭接口
void mfclose(int fd)
{
struct inode *inode = NULL;
struct file *file = NULL;
file = g_opened[fd];
inode = file->f_inode;
iput(inode);
free(file);
}
//IO创建接口
int mfcreat(char *path, int mode)
{
int match = 0;
struct dir dir;
struct inode *new = NULL;
char name[MAXLEN] = {0};;
struct inode *inode = namei(path, 0, &match, name);
if (match == 1) {
return ERR_EXIST;
}
breadwrite(inode->i_finode.fi_addr[0], (char *)&dir, sizeof(struct dir), 0, 1);
strcpy(dir.direct[dir.size].d_name, name);
new = ialloc();
if (new == NULL) {
return -1;
}
dir.direct[dir.size].d_ino = new->i_ino;
new->i_finode.fi_mode = mode;
if (mode == MODE_DIR) {
//不允许延迟分配目录项
int nbno = balloc();
if (nbno == -1) {
return -1;
}
new->i_finode.fi_addr[0] = nbno;
}
new->i_parent = inode;
syncinode(new);
dir.size ++;
breadwrite(inode->i_finode.fi_addr[0], (char *)&dir, sizeof(struct dir), 0, 0);
syncinode(inode);
iput(inode);
syncinode(new);
iput(new);
return ERR_OK;
}
//IO删除接口
int mfdelete(char *path)
{
int match = 0;
struct dir dir;
struct inode *del = NULL;
struct inode *parent = NULL;
char name[MAXLEN];
int i = 0;
struct inode *inode = namei(path, 0, &match, name);
if (match == 0 || inode->i_ino == 0) {
return ERR_NOEXIST;
}
match = -1;
parent = inode->i_parent;
breadwrite(parent->i_finode.fi_addr[0], (char *)&dir, sizeof(struct dir), 0, 1);
for (; i < dir.size; i++) {
if (!strncmp(name, dir.direct[i].d_name, strlen(name))) {
del = iget(dir.direct[i].d_ino);
iput(del);
if (itrunc(del) == 0) {
memset(dir.direct[i].d_name, 0, strlen(dir.direct[i].d_name));
match = i;
break;
} else {
return ERR_BUSY;
}
}
}
for (i = match; i < dir.size - 1 && match != -1; i++) {
strcpy(dir.direct[i].d_name, dir.direct[i+1].d_name);
}
dir.size--;
breadwrite(parent->i_finode.fi_addr[0], (char *)&dir, sizeof(struct dir), 0, 0);
return ERR_OK;
}
//序列初始化接口，从模拟块设备初始化内存结构
int initialize(char *fake_disk_path)
{
g_fake_disk = open(fake_disk_path, O_RDWR);
if (g_fake_disk == -1) {
return ERR_NOEXIST;
}
g_super = (struct filesys*)calloc(1, sizeof(struct filesys));
lseek(g_fake_disk, BOOTBSIZE, SEEK_SET);
read(g_fake_disk, g_super, sizeof(struct filesys));
g_super->s_size = 1024*1024;
g_super->s_itsize = INODEBSIZE;
g_super->s_freeinodesize = NUM;
g_super->s_freeblocksize = (g_super->s_size - (BOOTBSIZE+SUPERBSIZE+INODEBSIZE))/BSIZE;
g_root = iget(0);
//第一次的话要分配ROOT
if (g_root == NULL) {
g_root = ialloc();
g_root->i_finode.fi_addr[0] = balloc();
}
return ERR_OK;
}下面是一个测试程序：
int main()
{
int fd = -1,ws = -1;
char buf[16] = {0};
initialize("bigdisk");
mfcreat("/aa", MODE_FILE);
fd = mfopen("/aa", 0);
ws = mfwrite(fd, "abcde", 5);
mfread(fd, buf, 5);
mfcreat("/bb", MODE_DIR);
mfcreat("/bb/cc", MODE_FILE);
fd = mfopen("/bb/cc", 0);
ws = mfwrite(fd, "ABCDEFG", 6);
mfread(fd, buf, 5);
mflseek(0, 4);
ws = mfwrite(0, "ABCDEFG", 6);
mflseek(0, 0);
mfread(0, buf, 10);
mfclose(0);
mfdelete("/aa");
fd = mfopen("/aa", 0);
mfcreat("/aa", MODE_FILE);
fd = mfopen("/aa", 0);
syncsuper(g_super);
}这个文件系统实现得超级简单，除去了很多额外的非本质的东西，并且也绕开了烦人的内存管理问题！于是，我的这个实现也就显示了UNIX文件系统的本质。那么再看一下，还有什么东西虽然是额外的，但是却是必不可少或者起码说是很有意思的？答案很显然，那就是空闲块或者空闲inode的组织以及分配算法，然而这个算法可以单独抽象出来。
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