编写一个UNIX文件系统-创新互联

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：

创新互联专注为客户提供全方位的互联网综合服务，包含不限于做网站、成都网站建设、宜良网络推广、成都微信小程序、宜良网络营销、宜良企业策划、宜良品牌公关、搜索引擎seo、人物专访、企业宣传片、企业代运营等，从售前售中售后，我们都将竭诚为您服务，您的肯定，是我们大的嘉奖；创新互联为所有大学生创业者提供宜良建站搭建服务，24小时服务热线：18980820575，官方网址：www.cdcxhl.com//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 (; ii_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。

另外有需要云服务器可以了解下创新互联cdcxhl.cn，海内外云服务器15元起步，三天无理由+7*72小时售后在线，公司持有idc许可证，提供“云服务器、裸金属服务器、高防服务器、香港服务器、美国服务器、虚拟主机、免备案服务器”等云主机租用服务以及企业上云的综合解决方案，具有“安全稳定、简单易用、服务可用性高、性价比高”等特点与优势，专为企业上云打造定制，能够满足用户丰富、多元化的应用场景需求。

名称栏目：编写一个UNIX文件系统-创新互联
本文网址：http://cdkjz.cn/article/deigos.html