linux 中 ext2文件系统实现

ext2文件系统结构

图片的svg下载链接（图中关于buffer的部分，上下两部分是重复的，是从不同维度下看的buffer结构）

linux内核本身不提供ext2文件系统的格式化功能，可以参考busybox中对mkfs.ext2的实现（mkfs.ext2.c）格式化过程简述如下：

mkfs_ext2_main():
  计算每个部分的资源
  填充super_block
  填充group_desc_blocks，desc中主要包含三部分数据块的块号
    bg_block_bitmap,
    bg_inode_bitmap, 
    bg_inode_table
  在每个group的bitmap块中标记这些元数据块的位置为已分配（其中第一块还会有super_block）
  将inode_table空间初始化为0
  添加. .. lost_found 这三个目录项。

在busybox中块大小与总大小有关，总磁盘大小至少是64k，64k-512m是4096B，512m-4T是8192B（4T以上不考虑了）。一个group中装的block数是一块bitmap块所能承载的数（比如一块4096byte时，能代表的块数是4k*8=32k个块）

从代码流程可以看出ext2系统的布局如下：

没有引导块，super block存了整体信息，group desc存了group信息所在块号（最重要的是三种块的块号：block分配bitmap、inode分配的bitmap、inode 实际存储信息的多个块）。这两部分信息有多个备份。真正的inode和文件内容存在data block上。

ext2中inode分配

inode分配的实现在ext2_new_inode，每次尝试从inode数和block数都占用不多的group分配inode（find_group_orlov），然后从这组的bitmap中找一个合适的位置setbit，它对应了inode_table 中一段实际的磁盘空间。从slab中分配一个包含inode节点的struct ext2_inode_info，将找到的inode号填入inode->ino中，这里不需要访问设备。将inode_table对应位置所在块和inode bitmap 所在块标记为dirty（mark_buffer_dirty），之后就在合适时间等着刷盘就好了（这个链路可以参考linux buffer的回写的触发链路）。

注：存在设备上的inode状态中信息大部分来自于inode 结构。但在内存中会对这个inode结构做一个封装（ext2_inode_info），inode结构存在ext2_inode_info->vfs_inode位置。可以通过EXT2_I(struct inode *inode)函数找到inode对应的ext2_inode_info。

另外当分配一个路径时，每个dir inode有一个对应的block，上面存了ext2_dirent，它是可变长的结构（因为路径的名称可长可短）。当要删除一个路径时，不需要将后面的dirent向前补齐，而是将dirent与前一个dirent合并。所以在分配时也是同理，需要遍历dirent，将合适的dirent的空闲部分切下来作为新的dirent。

ext2中inode的访问

每个inode 的ext2_inode_info中有一个i_data数组，当一个inode文件中分配块数少于12时，可以直接使用i_data的前12个元素作为逻辑块1-12所对应的物理块号。当一个文件块数超过12小于1024（一个block所能装int类型的数量）时，i_data的第1３位(index = 12)指向１级列表所在的块，这块中每一项表示对应逻辑块(12-1023)的物理块号。

依此类推，1K-1M之间的逻辑块用i_data[13]所指向的二级块表来索引，1M-1G之间的逻辑块用i_data[14]所指向的三级块表来索引。

当读取一个block时，首先通过inode的块表找到对应逻辑块的物理块号（ext2_block_to_path）。将物理块加载到内存中，封装成一个buffer_head结构，并返回（ext2_get_block）。

buffer_head是设备与buffer之间的一个扭带，它映射了设备上的一片区域（在代码中一个buffer_head对应几个连续的block）。真正的buffer内容存在struct page对应的页空间上（页与struct page的转换关系可以参考:linux中 struct page 与物理地址的关系）

下图中filio是对page的封装，可以理解为一段连续物理内存页的集合，第一页的folio->page上存了页区间的第一个struct page，其后连续的struct folio填满了folio对应的区间。（下图中画的page指向一段页，实际上不是指针关系，而是上面链接提到的，struct page结构地址本身映射了一块内存），这些实际的物理内存组成了一段buffer。区间第一页的folio->private是buffer_head的链表，其上存了这个buffer与块设备上block内容的对应关系，其中buffer_head->b_data指向一个block大小的buffer。（下图中更正：一个buffer_head不一定对应一个块，可以对应几个连续块）

当修改文件中一段内容时，它对应的块的buffer_head会链在inode->private_list所在链表上。等待后期刷盘时遍历。如下图所示：

这里想到一个问题，当父进程fork了一个子进程，这个子进程中通过copy on write 的方式修改了一个文件的内容，会发生什么改变呢？答案是什么也不会发生，因为copy on write是在逻辑地址上做的文章（原理可以参考这篇：理解linux中反向映射与应用），这里的buffer都是物理地址。

ext2中inode块的分配

由于底层访问接口中一次只加载一个block，为了让逻辑上连续的块在物理设备上也尽可能连续，每次为inode分配逻辑块时，会启发性地，一次分配多个连续的块（ext2_get_blocks），我们重点分析下这个启发式过程。

其中每个文件可能有自己的reserve window，但并不保证分配的块一定属于这个文件，有可能在分配reserve window之前其间的物理块早被多个其它文件分配过。reserve window的作用只是说先占着，别的文件分配时会跳过这个区域，从而保证一个文件在分配时物理块尽可能在一起。分配window时的算法保证这个reserve winodw的区域至少有一个空闲块（alloc_new_reservation）。

ext2_get_blocks():
  // 将块号分解为块表的分量
  ext2_block_to_path();
  // 将块表链路上的块都找到，收集到chain中
  // chain节点Indirect的key=下层物理块号，p=下层逻辑块号所在地址
  ext2_get_branch();
  
  // 选定一个目标块用来分配，原则是尽可能与同一文件分配过的块挨着
  // 如果上次分配的逻辑块号与物理块号刚好可用，则选定这个块号
  // 否则在这个块中向左找分配过的物理块号，选定接在它（逻辑上分配过的块的物理块号）后面。
  // 如果这一逻辑块中前面没有分配过的块，则选承载这级块表的物理块的后面一块。
  // 如果这是新文件，没有分配过块表，则在inode所在group的1/16*x分配
  // （x在0到15之间，目的是让新文件分配的物理块尽可能隔开，这样可以使同一文件的物理块尽可能挨着）
  ext2_find_goal();
  
  // 启发式计算一次性分配多少连续块（分配长度），
  // 这里不要求物理块连续，会在后面将分配长度削减到连续物理块数:
  // 如果块表的最后一级是中间块，则分配长度为传入的maxblocks块。
  // 如果maxblocks数量跨过了这个中间块，则分配长度为从逻辑块位置到这个中间块表结束的块数。
  // 如果块表的最后一级是叶子块，则分配长度为选定逻辑块后没有分配过的连续逻辑块块数。
  ext2_blks_to_allocate();

  // 分配块表子链
  // 传入参数indirect_blks指最后一级块表到分配data块还差几层
  // blks和goal指上面启发式计算的分配长度和启始分配块
  ext2_alloc_branch():
    ext2_alloc_blocks():
      // 尝试分配至少indirect_blks(新块表项)+1个块，
      // 其中前面的作为data块，后面的作为新块表块
      while (分配的连续块还不够用)
        ext2_new_blocks();

  // 将buffer_head与这个分配的连续data块绑定（不包含块表块）
  map_bh(bh_result, bno);

  // 如果分配的块数超过了最后一级块表的边界，只有一种可能
  // 就是新分配的块表块接在了新分配的data 块后面。
  // 则在buffer_head上标记一下，后面刷盘时，除了刷data block外，
  // 连带要检查一下后面的块，因为它可能是这个data block所在的块表块。
  // 一起刷盘更能保证原子性（write_boundary_block）
  set_buffer_boundary(bh_result);



ext2_new_blocks():
  先尝试从选定块的group上的reserve window分配
  如果不能分配，其它group只取free block大于reserve window 的一半的reserve window分配
  如果用reserve window分配不成功，尝试不用reserve window分配，还是先goal group，再其它group。
  实现用了同一个入口函数 ext2_try_to_allocate_with_rsv
  

ext2_try_to_allocate_with_rsv():
  在尝试reserve_window的场景，尝试通过扩张reserve window的方式来满足分配大小，
  在有指定目标物理块的情况下，尝试让window覆盖目标块
  如果忽略了目标物理块，则尝试从整个group去分配。
  扩张有几个原则：１、如果window内已经分配过一半以上，尝试扩张一倍大小。
  ２、如果覆盖了目标块，尝试让reserve window覆盖请求的大小
  ３、扩张后的块内必须至少有一个free的block
  然后调ext2_try_to_allocate从bitmap中去找一个空闲块。
  当扩张大小不足以覆盖请求大小时，尝试缩短请求连续块数
  在不尝试reserve_window的场景，直接调ext2_try_to_allocate找空闲块


ext2_try_to_allocate():
  // 找空闲块有一定算法：
  // 先从start位置到64 align 的位置结束找free bit.
  // 如果没找到，尝试找空字节(以８bit为单位找)。
  // 如果还没找到，才尝试从start位置开始，一个bit一个bit地找。
  find_next_usable_block();

  // 当找到空闲bit后，由于上面算法有以8bit为单位找的情况
  // 因而向前找7个bit，看有没有连续的空闲块可用
  for (i = 0; 
    i < 7 && grp_goal > start && !ext2_test_bit(grp_goal - 1,bitmap_bh->b_data);
    i++, grp_goal--);
  
  // 返回连续块的开始位置和块数
  *count = num;
  return grp_goal - num;
  

向ext2文件写内容

write的调用到真正操作如下：

write
 ->ksys_write
  ->vfs_write
   ->new_sync_write
    ->call_write_iter
     ->ext2_file_write_iter (ext2 的 op hook)
      ->generic_file_write_iter
       ->__generic_file_write_iter
        ->generic_perform_write
         ->file->f_mapping->a_ops

file的f_mapping就是inode->i_mapping，inode->i_mapping是在从slab拿一个ext2_inode_info时callback hook（init_once）中填充的。而file->f_mapping是在alloc_file时填充的（f_mapping = inode->i_mapping）。

写的过程分为write_begin，copy_page_from_iter_atomic，write_end三步。

第一步ext2_write_begin时，会做两件事，一个是准备buffer，为buffer分配页（会将folio->mapping 置为inode的i_mapping，filemap_add_folio），另一个是准备块，为刷盘区间的逻辑块分配物理块 （get_block）。

第二步迭代传入的用户空间的data，copy到buffer中（copy_page_from_iter_atomic）。

第三步ext2_write_end，标记buffer为dirty（__block_commit_write）。

在写完之后，会调一次sync，来刷盘（generic_file_write_iter->generic_write_sync）。从dirty到刷盘链路可以参考linux buffer的回写的触发链路