1.简介
文件系统是数据的组织方式，也就是将它们组织的符合一定的格式或者规律，就命名为文件系统了，并不神秘。
linux-0.11 将文件系统分成几个部分，分别为：
超级块，i-node节点位图，块位图，数据块。
先说明几个讲解linux-0.11书籍:
1.linux-0.11内核完全注释
2.linux内核设计的艺术
linux内核设计的艺术写的挺不错的。可以先简单的阅读一遍这本书然后再看linux-0.11内核完全注释，然后再回顾linux内核设计的艺术，那linux-0.11基本上能很好的掌握了。
另外是关于文件系统的相关书籍：
1.minix操作系统设计与实现
2.unix操作系统设计
2.基础知识
先看整个系统的流程框架：
系统执行流程框架
2.1 文件系统结构
文件系统结构
文件系统包含引导块、超级块、i-node位图、逻辑块位图、i节点与数据区等。
2.2 i-node节点
根据文件名获取文件内容步骤：
2.2-1图.从文件名获取文件内容步骤
我来简单说一下寻找文件的步骤：
a.寻找hello.txt文件
由于根目录i节点是确定的，通过这个节点信息可以知道i_size，也就是目录数目，也知道i_zone[9]，也就是存放的目录的块的块位置，那么就可以定位到要找的位置，然后就可以通过文件名获取到i节点了，根据i节点也就能定位到hello.txt内容了。
b.寻找/mnt/hello.txt文件
根据上面的步骤，先找到mnt目录的节点，然后找到其目录，获取到大小i_size，如果文件系统是干净的，i_size值应该为3，然后就可以按照上面的a步骤获取到hello.txt了。
总结：还是要多看2.2-1图。
2.3 高速缓冲区
先看一下高速缓冲的布局图：
高速缓冲布局
缓冲区结构图：
缓冲区结构图
缓冲区链表结构：
缓冲区链表结构
根据上图，可以从内核中找到在hash数组中找到某一个缓冲头的代码：
static struct buffer_head * find_buffer(int dev, int block)
{
struct buffer_head * tmp;
for (tmp = hash(dev,block) ; tmp != NULL ; tmp = tmp->b_next)
if (tmp->b_dev==dev && tmp->b_blocknr==block)
return tmp;
return NULL;
}
然后是将得到的块插入到free_list和hash表中的示意图：
insert_into_queues()函数示意图
3.内核重要函数分析
3.1 内核同步函数
3.1.1 wake_up()与sleep_on()
sleep_on()函数是用来等待资源是否可用，如果可用，则该函数退出，否则一直阻塞，最终是阻塞在函数schedule()中。
现在来分析3个进程task1,task2,task3阻塞在同一个资源的情况。
我列出具体工作情况：
image.png
task1在第一次使用资源的时候，tmp=NULL，而当前任务状态为TASK_UNINTERRUPTIBLE，所以schedule()函数不退出。而task2则由于task1，tmp=task1，同样task2也被挂住，task3任务也跟task2一样。最终，3个任务由于同一个资源不可用，而全部挂起。
而一旦wake_up()被调用：
void wake_up (struct task_struct **p)
{
if (p && *p)
{
(**p).state = 0;
*p = NULL;
}
}
则首先task3的schedule()函数返回，同时task2的任务状态变为可执行，所以task2的schedule()也返回，也导致task1的任务状态变为可执行，所以最后task1也返回。
3.1.2 锁lock_buffer()和unlock_buffer()
有关锁，只需要注意一件事情就好：
cli ();是清中断许可，sti ();开中断。它们针对的是本进程的EFLAGS寄存器，所以说如果调度到其他进程中，其他进程的EFLAGS是使能的，则它可以接受中断，并能进入中断服务函数的。
展开说一点，从A进程调度到B进程，A进程是关闭中断的，B进程是开启中断的，则在调度到B并执行B之前会加载相应的寄存器，所以EFLAGS被更新，从而是可以被中断的。
3.2 任务调度函数schedule()
看网上都说任务调度函数比较难，但是我看了一下，其实懂一些嵌入式，基本上理解起来不难，只是这个函数比较有技巧。
void schedule (void)
{
int i, next, c;
struct task_struct **p;
for (p = &LAST_TASK; p > &FIRST_TASK; --p)
if (*p)
{
if ((*p)->alarm && (*p)->alarm < jiffies)
{
(*p)->signal |= (1 << (SIGALRM - 1));
(*p)->alarm = 0;
}
if (((*p)->signal & ~(_BLOCKABLE & (*p)->blocked)) &&
(*p)->state == TASK_INTERRUPTIBLE)
(*p)->state = TASK_RUNNING;
}
while (1)
{
c = -1;
next = 0;
i = NR_TASKS;
p = &task[NR_TASKS];
while (--i)
{
if (!*--p)
continue;
if ((*p)->state == TASK_RUNNING && (*p)->counter > c)
c = (*p)->counter, next = i;
}
if (c)
break;
for (p = &LAST_TASK; p > &FIRST_TASK; --p)
if (*p)
(*p)->counter = ((*p)->counter >> 1) + (*p)->priority;
}
switch_to (next);
}
调度函数分为2个部分，第一个部分是检查是否有相应的信号，另一个部分则是真正的调度算法。
先说第一个部分。如果设置了定时器值并且系统运行超过了定时值，则需要置位信号位图的SIGALRM值，如果任务可中断，并且设置了除_BLOCKABLE和(*p)->blocked的值，则说明任务可以进入执行态。
再说第二个部分。它主要是说任务需要在运行态，才能进行调度。否则就在内核任务0执行。
3.3 复制页表函数copy_page_tables()
这个函数据说也比较复杂。
先看这个函数的参数：
from--->线性地址(逻辑地址)
to--->线性地址(逻辑地址)
size--->页目录数，总共1024个页目录数，但是有效的只有4个。
from和to都需要是4MB对齐。
先来简单回顾一下物理地址是怎么来的。
线性地址到物理地址的转换
从from和to的限制要求，可以知道需要拷贝的是按照页目录来拷贝，因为一个页目录项就能指向4096B的页表大小，相当于1024个页表项*4096B=4MB大小。
要注意几项事情：
1.线性地址中的页目录项的值占10位，所以指向页目录项(找到页表的地址)是CR3+线性地址表
的页目录值*4。
2.复制页表需要按照页目录来复制，具体项数则由size来指定。
3.页目录地址值必定是4B对齐。
4.size具体含义其实也是页目录个数。
再来看指向页目录地址的值，也就是页表地址的构成：
页目录格式
由于一个页目录能指向4MB对齐的物理地址，所以指向页表的地址中，其实有12位是用不上的，所以用其他的含义位代替了。
p--用于指明表项对地址转换是否有效。p=1，表示有效。p=0，表示无效。
r/w--读写标志。r/w=1，表示页面可被读、写或执行。r/w=0，表示页面只读或可执行。
u/s--用户/超级用户标志。u/s=1，表示运行在任何特权级上的程序都可以访问该页面。u/s=0，
页面只能被运行在超级用户特权级上的程序访问。
在复制页表时，目的页表对地址转换是不能有效的，有效则说明被其他程序或数据占用了。
经过上面的说明，具体到代码中，应该这个函数就很容易明白了。
有一个特殊情况是：
从进程0创建进程1，而进程0属于内核进程，在640KB以下，所以在该函数中有想应的判断语句。
3.4 复制进程信息 copy_process()
该函数是用来复制进程的关键信息，主要是设置结构体task_struct。并且复制页表信息。
该函数中有两个2个很重要的函数，分别为：copy_mem()和copy_page_tables()
3.5 execve()
看这个函数则需要先理解代码与数据的布局：
代码与数据的空间布局
4.基本概念
4.1 进程组，会话
进程组与会话
通过这张图，同时说1个例子，则上面的概念就比较好理解了。
$ cat test.txt | grep for
上面这个例子展示的就是一个进程组。
5.实际场景与内核分析
作为内核的编写者，都是以实际应用场景出发并编码。作为分析者，则只能通过读内核之后，反着去分析作者为什么这么写，这样才会更好的理解内核，也不至于看着一堆代码头痛。
所以，下面的内容是从应用场景来分析内核代码。
5.1 打开文件
其实前面已经说过打开文件、找到文件的步骤，现在再通过代码的分析大致讲解一下：
sys_open()
--->open_namei()
--->dir_namei()
--->get_dir()
--->find_entry()
--->iget()
网友评论