Linux-0.11 文件系统inode.c详解

news2024/11/13 10:20:08

Linux-0.11 文件系统inode.c详解

Linux-0.11中使用的文件系统为minix， inode.c中的函数和该文件系统强关联。

inode节点在文件系统中与文件相关联，一个文件的就由一个inode来管理，这个inode节点将记录文件的权限，大小， 文件具体存储的逻辑块位置等等信息。

read_inode

static void read_inode(struct m_inode * inode);

该函数的作用是通过inode的编号，在磁盘上读取inode块到内存。

回顾一下minix文件系统的分布，如下图所示:

在这里插入图片描述

其中引导块为1个block，超级块为1个block，inode位图的大小在超级块中定义，逻辑块位图的大小在超级块中定义。跳过这些块，就可以来到inode节点块的起点。

那么inode节点会在哪个block中呢？

inode节点的序号从0开始， 但是0号是个保留号， 实际存储并不会存0号inode， 因此inode的实际起始位置是1。

因此序号为n的inode，在磁盘上的逻辑块号为:

block = 1 + 1 + s_imap_blocks(inode位图大小) + s_zmap_blocks(逻辑块位图大小) + (n - 1)/每个磁盘块存储的inode数量。

找到了inode所在的逻辑块号， 计算inode在该块中的下标， 则通过:

index = (n - 1) % 每个磁盘块存储的inode数量

到此， 给定一个inode号，就可以从磁盘上找到对应的inode节点。

通过上面的解释，很容易理解下面的代码。

if (!(sb=get_super(inode->i_dev)))//获取超级块的内容
    panic("trying to read inode without dev");
block = 2 + sb->s_imap_blocks + sb->s_zmap_blocks +
    (inode->i_num-1)/INODES_PER_BLOCK;//获取inode所在的逻辑块
if (!(bh=bread(inode->i_dev,block)))//读取该逻辑块的内容
    panic("unable to read i-node block");
*(struct d_inode *)inode =
    ((struct d_inode *)bh->b_data)
        [(inode->i_num-1)%INODES_PER_BLOCK];//将该inode读取到内存中

write_inode

static void write_inode(struct m_inode * inode)

该函数的作用是将inode的内容回写到磁盘。

该函数在搜索inode节点的方法上和read_inode相同。

有所区别的是该函数是修改一个inode的值， 因此在找到inode节点后需要进行赋值， 并将buffer块标记为脏页，以回写到磁盘上。

((struct d_inode *)bh->b_data)
    [(inode->i_num-1)%INODES_PER_BLOCK] =
        *(struct d_inode *)inode;
bh->b_dirt=1;//磁盘也标记为脏页
inode->i_dirt=0;//inode的脏数据标记为0

iget

iget(int dev,int nr)

该函数的作用主要是通过设备号和inode的序号获取对应的inode节点。

需要注意的是，如果一个硬盘上装有多个文件系统，需要处理一个inode节点是另一个文件系统挂载点的情况。

该段代码主要是遍历inode表，查找是否存在这样的inode， 这个inode的设备号和入参的设备号相同， inode的节点号和入参的节点号相同。如果查到了， 则将该inode的引用计数增加1。

while (inode < NR_INODE+inode_table) {
    if (inode->i_dev != dev || inode->i_num != nr) {//遍历inode表， 查找inode
        inode++;
        continue;
    }
    wait_on_inode(inode);//等待该inode节点
    if (inode->i_dev != dev || inode->i_num != nr) {
        inode = inode_table;
        continue;
    }
    inode->i_count++;//引用计数增加1

如果i节点是某个文件系统的安装点， 则在超级块的表中搜索即可搜索到。 若找到了相应的超级块， 则将该i节点写盘。再从安装此i节点的文件系统上的超级块上取设备号，并令i节点为1。

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-AbFwIRZz-1676864332322)(null)]

判断inode节点是否是其他文件系统挂载点的代码如下:

if (inode->i_mount) {//该inode是一个挂载节点
    int i;

    for (i = 0 ; i<NR_SUPER ; i++)
        if (super_block[i].s_imount==inode)//在超级块中查找到
            break;
    if (i >= NR_SUPER) {
        printk("Mounted inode hasn't got sb\n");
        if (empty)
            iput(empty);
        return inode;
    }
    iput(inode);//将该inode的引用计数减1
    dev = super_block[i].s_dev;//设备号设置为超级块中的设备号
    nr = ROOT_INO;//inode节点号设置为1号
    inode = inode_table;
    continue;
}

iput

void iput(struct m_inode * inode)

该函数的作用是放回一个i节点。 该函数主要用于将i节点的引用计数递减1。

首先判断i节点的有效性:

if (!inode)
    return;
wait_on_inode(inode);//等待inode解锁
if (!inode->i_count) //如果引用计数为0， 则inode是空闲的， 内核要求放回是有问题的。
    panic("iput: trying to free free inode");

下面是对管道节点的处理:

if (inode->i_pipe) {
    wake_up(&inode->i_wait);//唤醒等待该管道节点的进程
    if (--inode->i_count)//引用计数减1
        return;
    free_page(inode->i_size);//将管道节点的内存释放， 对于管道节点inode->i_size存放着内存页的地址。
    inode->i_count=0;
    inode->i_dirt=0;
    inode->i_pipe=0;
    return;
}

如果是一个设备节点，则刷新该设备:

if (S_ISBLK(inode->i_mode)) {
    sync_dev(inode->i_zone[0]);
    wait_on_inode(inode);
}

最后一段是执行引用计数减1的操作：

repeat:
if (inode->i_count>1) {//引用计数大于1， 直接减1后返回
    inode->i_count--;
    return;
}
if (!inode->i_nlinks) {//如果连接数为0， 则该文件已经被删除
    truncate(inode);
    free_inode(inode);
    return;
}
if (inode->i_dirt) {//如果该inode为脏数据, 则写回磁盘
    write_inode(inode);	/* we can sleep - so do again */
    wait_on_inode(inode);
    goto repeat;
}
inode->i_count--;//引用计数减1

get_empty_inode

struct m_inode * get_empty_inode(void)

该函数的作用是从空闲的inode表中获取一个空闲的i节点项。

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_bmap

static int _bmap(struct m_inode * inode,int block,int create)

该函数的作用就是映射文件数据块到盘块的处理操作。

需要注意的是入参中的block不是指硬盘的逻辑块， 而是指文件的数据块的序号。 该block指的是文件的第block个1k的数据块。

inode的寻址主要分为直接寻址，一次间接块的寻址， 二次间接块的寻址三种。如下图所示：

在这里插入图片描述

如果block号小于7， 则直接寻址。

if (block<7) {
    if (create && !inode->i_zone[block])
        if ((inode->i_zone[block]=new_block(inode->i_dev))) {
            inode->i_ctime=CURRENT_TIME; //设置change time
            inode->i_dirt=1; //设置该inode块已经被修改，是一个脏数据
        }
    return inode->i_zone[block];
}

如果block号大于7， 小于等于7 + 512， 则通过一次间接块寻址。

block -= 7;
if (block<512) {
    if (create && !inode->i_zone[7])
        if ((inode->i_zone[7]=new_block(inode->i_dev))) { //建立一次间接块
            inode->i_dirt=1;
            inode->i_ctime=CURRENT_TIME;
        }
    if (!inode->i_zone[7])
        return 0;
    if (!(bh = bread(inode->i_dev,inode->i_zone[7])))
        return 0;
    i = ((unsigned short *) (bh->b_data))[block];
    if (create && !i)
        if ((i=new_block(inode->i_dev))) {
            ((unsigned short *) (bh->b_data))[block]=i;
            bh->b_dirt=1;
        }
    brelse(bh);
    return i;
}

如果block号大于7 + 512 ， 小于等于7 + 512 + 512 * 512， 则通过二次间接块寻址。

block -= 512;
if (create && !inode->i_zone[8])
    if ((inode->i_zone[8]=new_block(inode->i_dev))) {
        inode->i_dirt=1;
        inode->i_ctime=CURRENT_TIME;
    }
if (!inode->i_zone[8])
    return 0;
if (!(bh=bread(inode->i_dev,inode->i_zone[8])))
    return 0;
i = ((unsigned short *)bh->b_data)[block>>9];
if (create && !i)
    if ((i=new_block(inode->i_dev))) {
        ((unsigned short *) (bh->b_data))[block>>9]=i;
        bh->b_dirt=1;
    }
brelse(bh);
if (!i)
    return 0;
if (!(bh=bread(inode->i_dev,i)))
    return 0;
i = ((unsigned short *)bh->b_data)[block&511];
if (create && !i)
    if ((i=new_block(inode->i_dev))) {
        ((unsigned short *) (bh->b_data))[block&511]=i;
        bh->b_dirt=1;
    }
brelse(bh);

create_block

int create_block(struct m_inode * inode, int block)

create block底层调用了_bmap函数，去磁盘上申请一个逻辑块， 并与inode关联， 通过返回该逻辑块的盘块号。

bmap

int bmap(struct m_inode * inode,int block)

该函数的作用是通过文件数据块的块号返回其磁盘上的逻辑块号。底层也是通过_bmap函数实现。

sync_inodes

void sync_inodes(void)

该函数的作用是将inode表中的脏的数据刷到磁盘上。

inode = 0+inode_table;
for(i=0 ; i<NR_INODE ; i++,inode++) {
    wait_on_inode(inode);//等待该inode解锁
    if (inode->i_dirt && !inode->i_pipe)//如果inode已经被修改， 并且不是管道节点
        write_inode(inode); //将该inode写盘
}

invalidate_inodes

void invalidate_inodes(int dev)

释放设备dev在内存i节点表中的所有i节点。

该函数的作用就是遍历inode数组， 如果inode数组的某一项的i_dev等于dev的时候， 将该inode的i_dev和i_dirt置为0。

在这里插入图片描述

inode = 0+inode_table;
for(i=0 ; i<NR_INODE ; i++,inode++) {
    wait_on_inode(inode);//如果该inode已经被加锁，则等待该inode解锁
    if (inode->i_dev == dev) {
        if (inode->i_count) //如果引用不为0， 则打印出错信息
            printk("inode in use on removed disk\n\r");
        inode->i_dev = inode->i_dirt = 0; //将设备号置为0, 即释放该inode
    }
}

get_pipe_inode

struct m_inode * get_pipe_inode(void)

该函数的作用是获取管道节点。

if (!(inode = get_empty_inode()))//从inode表中获取一个空闲的inode
    return NULL;
if (!(inode->i_size=get_free_page())) {//从内存中获取一个空的页,赋值给inode的i_size变量
    inode->i_count = 0;
    return NULL;
}
inode->i_count = 2;	/* sum of readers/writers */
PIPE_HEAD(*inode) = PIPE_TAIL(*inode) = 0;//复位管道的头尾指针
inode->i_pipe = 1;

lock_inode

static inline void lock_inode(struct m_inode * inode)

该函数的作用是锁定某个inode节点。

该函数的代码较为简单，下面直接通过注释进行解释。

cli();//关中断
while (inode->i_lock)
    sleep_on(&inode->i_wait);//如果该inode被加锁， 就将当前进程状态修改为TASK_UNINTERRUPTIBLE， 切换其他进程运行
inode->i_lock=1; //将该inode的锁定状态修改为1
sti();//开中断

wait_on_inode

static inline void wait_on_inode(struct m_inode * inode)

该函数的作用是等待指定的inode节点解锁。

该函数的代码较为简单，下面直接通过注释进行解释。

cli(); //关中断
while (inode->i_lock) 
    sleep_on(&inode->i_wait); //如果该inode被加锁， 就将当前进程状态修改为TASK_UNINTERRUPTIBLE， 切换其他进程运行
sti();//开中断

unlock_inode

static inline void unlock_inode(struct m_inode * inode)

该函数的作用是对指定inode解锁。

该函数的代码较为简单，下面直接通过注释进行解释。

inode->i_lock=0;//将该inode的锁定状态修改为0.
wake_up(&inode->i_wait);//唤醒等待该inode的进程

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