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os 啟動(dòng)第一步
1． bios
cpu 的初始化
主機(jī)加電后，啟動(dòng)時(shí)鐘發(fā)生器，在總線上產(chǎn)生powergood信號(hào)
cpu收到reset信號(hào)，進(jìn)入初始化過程
cpu轉(zhuǎn)入8086實(shí)模式
ds = es = fs = gs = ss = 0
cs = 0xffff
ip = 0xfff0
進(jìn)入bios加電自檢過程（power on self test）
bios初始化
關(guān)中斷，進(jìn)行所有的post檢測(cè)
將中斷向量表的起始地址設(shè)為0x0000h
0x0000h~0x03ffh中存放了256個(gè)中斷
建立了實(shí)模式下的中斷向量表
bios的啟動(dòng)程序調(diào)用int 19h中斷
將控制權(quán)轉(zhuǎn)移給boot loader
int 19h中斷的功能
 int? 19h按照bios中的啟動(dòng)設(shè)備順序查詢每個(gè)啟動(dòng)設(shè)備
 在軟盤的啟動(dòng)扇區(qū)或者硬盤的mbr中有boot? loader，那么這個(gè)扇區(qū)的最后兩個(gè)字節(jié)必然為0xaa55。bios將這個(gè)扇區(qū)（512個(gè)字節(jié)）讀入內(nèi)存的0000:7c00開始的位置，然后跳轉(zhuǎn)到內(nèi)存0000:7c00的地方開始執(zhí)行
如果在所有的啟動(dòng)設(shè)備上都找不到boot loader，那么就調(diào)用int 18h，將控制權(quán)交給bios rom basic，鎖定機(jī)器，并且在屏幕上顯示no boot device ***ailable
結(jié)論
 boot? loader應(yīng)當(dāng)存放在啟動(dòng)設(shè)備的第一個(gè)扇區(qū)中，對(duì)于硬盤是mbr，對(duì)于軟盤是啟動(dòng)扇區(qū)
 安裝了boot? loader的啟動(dòng)扇區(qū)的最后兩個(gè)字節(jié)必須為0xaa55
 bios在post過程結(jié)束以后，調(diào)用int 19h中斷，將boot? loader讀入內(nèi)存0000:7c00處。然后釋放控制權(quán)，跳轉(zhuǎn)到0000:7c00開始執(zhí)行boot loader的代碼
2． 最簡單的boot loader：fdisk /mbr
硬盤的分區(qū)表結(jié)構(gòu)
a) 第一個(gè)扇區(qū)為mbr
b) 一個(gè)硬盤上最多有4個(gè)主分區(qū)
c) 第一個(gè)主分區(qū)一般從cylinder 0, head 1, sector 1開始
d) cylinder 0, head 0, sector 2~n一般來說保留不用
e) 其余的主分區(qū)一般從cylinder x, head 0, sector 1開始

master boot record
f) 位于硬盤的cylinder 0, head 0, sector 1的位置
g) 大小為512字節(jié)
h) 其中存放了4個(gè)主分區(qū)的入口，每個(gè)入口占16個(gè)字節(jié)（這就是為什么一個(gè)磁盤最多只能有4個(gè)主分區(qū)的原因）
i) 最后兩位為啟動(dòng)標(biāo)志，如果mbr中有boot loader的話，則為0xaa55
j) 留給boot loader的空間為512-16x4-2=446字節(jié)
mbr中的boot loader的功能
k) 初始化，將自身搬移到0000:0600的位置
l) 在主分區(qū)入口表中尋找活動(dòng)的分區(qū)
m) 調(diào)用int 13h ah=02將活動(dòng)的分區(qū)的啟動(dòng)扇區(qū)讀入內(nèi)存0000:7c00處
n) 跳轉(zhuǎn)到0000:7c00處執(zhí)行活動(dòng)分區(qū)的啟動(dòng)扇區(qū)中的代碼
初始化，將自身搬移到0000:0600的位置

0000:7c00 cli 關(guān)中斷
0000:7c01 xor ax,ax
0000:7c03 mov ss,ax 將堆棧段(ss)設(shè)為0
0000:7c05 mov sp,7c00 將棧頂指針(sp)設(shè)置為7c00
0000:7c08 mov si,sp 將si也設(shè)為7c00
0000:7c0a push ax
0000:7c0b pop es 將es設(shè)為0000
0000:7c0c push ax
0000:7c0d pop ds 將ds設(shè)為0000
0000:7c0e sti 開中斷
0000:7c0f cld
0000:7c10 mov di,0600 將di設(shè)為0600
0000:7c13 mov cx,0100 準(zhǔn)備移動(dòng)256個(gè)字(512字節(jié))
0000:7c16 repnz
0000:7c17 movsw 將mbr從0000:7c00移動(dòng)到0000:0600
0000:7c18 jmp 0000:061d 開始搜索主分區(qū)入口表
在主分區(qū)入口表中尋找活動(dòng)的分區(qū)

0000:061d mov si,07besi指向分區(qū)表入口（在總共512byte的主引導(dǎo)記錄中，mbr的引導(dǎo)程序占了其中的前446個(gè)字節(jié)(偏移0h~偏移1bdh)，隨后的64個(gè)字節(jié)(偏移1beh~偏移1fdh)為dpt(disk partitiontable，硬盤分區(qū)表)，最后的兩個(gè)字節(jié)“55aa”(偏移1feh~偏移1ffh)是分區(qū)有效結(jié)束標(biāo)志）
0000:0620 mov bl,04 一共有4個(gè)表項(xiàng)
0000:0622 cmp byte ptr [si],80 是否為活動(dòng)分區(qū)
0000:0625 jz found_active 找到了一個(gè)活動(dòng)表項(xiàng)
0000:0627 cmp byte ptr [si],00 是否為非活動(dòng)分區(qū)
0000:062a jnz not_active 不可識(shí)別的分區(qū)標(biāo)識(shí)
0000:062c add si,+10 指向下一個(gè)表項(xiàng)(+16)
0000:062f dec bl 循環(huán)標(biāo)志減一
0000:0631 jnz 0000:061d 繼續(xù)循環(huán)
0000:0633 int 18 未找到可啟動(dòng)的分區(qū)，轉(zhuǎn)到rom basic

對(duì)于磁盤結(jié)構(gòu)可以詳看 http://www.datasoon.com/fat32-1.htm

調(diào)用int13 ah = 02h讀取啟動(dòng)扇區(qū)

0000:0635 mov dx,[si] 設(shè)置int 13調(diào)用中head和driver的值
0000:0637 mov cx,[si+02] 設(shè)置int 13調(diào)用中cylinder的值
0000:063a mov bp,si 保存活動(dòng)分區(qū)入口表項(xiàng)地址
…
0000:065d mov di,0005 設(shè)置讀取的重試次數(shù)
0000:0660 mov bx,7c00 將啟動(dòng)扇區(qū)讀取到0000:7c00(es:bx)
0000:0663 mov ax,0201 準(zhǔn)備調(diào)用int 13讀取一個(gè)扇區(qū)al = 01
0000:0666 push di 保存重試次數(shù)di
0000:0667 int 13 調(diào)用int 13讀取一個(gè)扇區(qū)到0000:7c00
0000:0669 pop di 恢復(fù)重試次數(shù)di
0000:066a jnb int13ok 如果讀取成功，則跳轉(zhuǎn)至啟動(dòng)代碼
0000:066c xor ax,ax 準(zhǔn)備int 13 ah = 0復(fù)位磁盤
0000:066e int 13 調(diào)用int 13復(fù)位磁盤
0000:0670 dec di 重試次數(shù)減一
0000:0671 jnz 0000:0660 進(jìn)行下一次重試

運(yùn)行啟動(dòng)扇區(qū)中的代碼

0000:067b mov di,7dfe 指向啟動(dòng)扇區(qū)中的啟動(dòng)標(biāo)識(shí)
0000:067e cmp word ptr [di],aa55 檢查啟動(dòng)表識(shí)是否為0xaa55
0000:0682 jnz display_msg 如果不是，則保錯(cuò)
0000:0684 mov si,bp 恢復(fù)si，指向活動(dòng)分區(qū)入口表項(xiàng)
0000:0686 jmp 0000:7c00 跳轉(zhuǎn)至啟動(dòng)扇區(qū)的代碼

結(jié)論
 boot loader放在可啟動(dòng)設(shè)備的第一個(gè)扇區(qū)中?
 boot? loader的大小受扇區(qū)大小和其他附加信息的限制。在mbr中，為446字節(jié)
 boot? loader在從bios中接手cpu的控制權(quán)時(shí)，位于內(nèi)存地址0000:7c00處
 fdisk /mbr產(chǎn)生的boot? loader不具備啟動(dòng)os的能力，其本質(zhì)上是一個(gè)chain loader，用于引導(dǎo)一個(gè)有啟動(dòng)os能力的boot loader
3．如何引導(dǎo)os：dos boot loader
boot sector的結(jié)構(gòu)
 boot sector位于每個(gè)分區(qū)的第一個(gè)扇區(qū)?
 boot? sector的第一個(gè)部分是一個(gè)跳轉(zhuǎn)指令和一個(gè)nop，以跳轉(zhuǎn)實(shí)際的boot loader的代碼中
 bios parameter? block中存放了和這個(gè)分區(qū)相關(guān)的一系列參數(shù)
 bpb之后就是實(shí)際的boot loader的代碼?
最后是一個(gè)可啟動(dòng)分區(qū)標(biāo)識(shí)0xaa55
使用format /s對(duì)boot sector做的修改
 在0x000h處寫入bpb?
在0x03eh處寫入dos boot loader的代碼
 在0x1feh處寫入0xaa55標(biāo)識(shí)?
此外，format /s還要
初始化fat表
 將io.sys和msdos.sys寫入，占據(jù)fat表前兩個(gè)表項(xiàng)?
dos boot loader的功能
初始化
 計(jì)算根目錄所在的fat表的扇區(qū)號(hào)?
 讀取根目錄的第一個(gè)扇區(qū)到0000:0500?
檢查前兩個(gè)表項(xiàng)是否為io.sys和msdos.sys
 將io.sys的前3個(gè)扇區(qū)讀入0000:0700或者0070:0000的位置中?
在寄存器中保留一些信息，然后跳轉(zhuǎn)到0070:0000處執(zhí)行操作系統(tǒng)代碼
 dos boot loader和mbr中的boot? loader的最大區(qū)別在于對(duì)于文件系統(tǒng)的理解
mbr中的boot loader不理解文件系統(tǒng)，所以無法啟動(dòng)特定的os
dos boot loader提供了對(duì)于fat文件系統(tǒng)的支持，所以能夠啟動(dòng)在fat文件系統(tǒng)上的dos
dos boot loader知道os的內(nèi)核文件的位置，其主要的工作就是將內(nèi)核文件讀入內(nèi)存，然后將控制權(quán)轉(zhuǎn)交給os
4．硬盤尋址方式：chs vs lba
最早期的chs尋址
 最早期的磁盤尋址是通過cylinder/head/sector進(jìn)行的，int? 13h中給出的chs參數(shù)直接指定了數(shù)據(jù)的物理位置
 例：int 13h ah = 02?
ah = 02 al = 讀入的扇區(qū)數(shù)目
ch = cylinder低8位 cl = cylinder高兩位
dh = head dl = 操作的磁盤（80h for c:）
限制：
cylinder <= 1024
head <= 16
sector <= 63
總?cè)萘?< 1024 x 16 x 63 x 512b = 528mb
l-chs & p-chs
為了解決直接尋址的問題，現(xiàn)代的hd中，chs只有邏輯上的意義，不表達(dá)物理上的實(shí)際位置
 l-chs用在支持chs? translation的bois的int 13 ah = 0xh的調(diào)用中
cylinder <= 1024
head <= 256
sector <= 63
總?cè)萘?<= 1024 x 256 x 63 x 512b = 8gb
p-chs用在hd的接口上
cylinder <= 65535
head <= 16
sector <= 63
總?cè)萘?<= 65535 x 16 x 63 x 512b = 136gb
lba：large block addressing
lba的出現(xiàn)是為了解決chs模式地址受限的問題
lba提供了一種線性的尋址方式：cylinder 0，head 0，sector 1相當(dāng)于lba地址0。往后每增加一個(gè)扇區(qū)，lba地址加一
lba地址和chs地址可以通過如下公式轉(zhuǎn)換
lba = ( (cylinder * heads_per_cylinder + heads ) * sectors_per_track ) + sector - 1
新型的bois提供了int 13h ah = 4xh的擴(kuò)展磁盤調(diào)用以支持lba模式
lba：large block addressing
 int 13h ah = 42h?
ah = 42h dl = 操作的磁盤（80h for c:）
ds:si = disk address packet
 disk address packet的格式?

結(jié)論：尋址方式和boot loader的關(guān)系
 bios在post過程以后調(diào)用int 19h，使用的是chs尋址?
 如果一個(gè)os自身的boot? loader使用的是chs尋址模式，那么在老式bios上不能啟動(dòng)528mb以后的分區(qū)，在新式bios上不能啟動(dòng)8g以后的分區(qū)（lilo的問題）
只有支持lba的boot loader才能支持啟動(dòng)8g以后分區(qū)上的os
4．支持多os引導(dǎo)的boot loader
支持多os引導(dǎo)的boot loader是：
 一段在啟動(dòng)時(shí)被bios int 19調(diào)用的代碼?
 能夠理解系統(tǒng)中安裝的多個(gè)不同的os?
用戶可以選擇啟動(dòng)特定的os
 程序根據(jù)用戶選擇，通過直接載入或者chain load的方法，啟動(dòng)選中的os?
支持多os引導(dǎo)的boot loader需要：
 自身足夠的小，或者支持多階段載入，以能夠安裝在mbr或者boot sector中?
能夠理解多種文件系統(tǒng)的格式，以便能夠找到存放在不同文件系統(tǒng)下的系統(tǒng)內(nèi)核
能夠理解多種文件格式(elf/a.out)，以便能夠正確的載入不同的系統(tǒng)內(nèi)核
支持chs和lba兩種磁盤訪問模式，以便能夠正確的啟動(dòng)8g以后的分區(qū)
 支持chain loader，以便通過特定的boot? loader載入os
支持多os引導(dǎo)的boot loader在執(zhí)行32位os的內(nèi)核代碼前，需要構(gòu)建的機(jī)器狀態(tài)：
cs必須是一個(gè)32位的可讀可執(zhí)行的代碼段，偏移為0，上限為0xffffffff
 ds, es, fs,? gs和ss必須為32位的可讀寫段，偏移為0，上限為0xffffffff
 2?0號(hào)地址線必須在32位地址空間中可用（初始固定為0）
分頁機(jī)制必須被關(guān)閉
 處理器中斷標(biāo)記被關(guān)閉?
 eax的值為0x2badb002?
 ebx中存放了一個(gè)32位的地址，指向由boot? loader填充的一系列啟動(dòng)信息
引自：multiboot specification

5．實(shí)例分析：grub
grub是：
grand unified bootloader的縮寫
 是一個(gè)靈活而強(qiáng)大的boot loader?
其能夠理解多種不同的文件系統(tǒng)和可執(zhí)行文件格式，從而能夠引導(dǎo)多種os
 通過將boot? loader所需要的功能封裝成一套腳本語言，從而能夠按照特定的方式引導(dǎo)os
grub的i/o
 支持chs和lba兩種磁盤訪問模式?
(device[,part-num][,bsd-subpart-letter])的方式訪問設(shè)備：(hd0), (hd1, 0), (hd0, a), (hd0, 1, a)
 文件訪問?
通過路徑形式訪問：/boot/grub/menu.lst
通過扇區(qū)形式訪問：0+1，200+1，300+300
grub的腳本：
 root指定一個(gè)啟動(dòng)的設(shè)備?
kernel指定操作系統(tǒng)的內(nèi)核
 boot正式啟動(dòng)一個(gè)os?
 makeactive激活一個(gè)分區(qū)?
chainloader調(diào)用啟動(dòng)設(shè)備上的boot loader
啟動(dòng)linux
 root (hd0,0)?
 kernel? /vmlinuz root=/dev/hda1
 boot?
啟動(dòng)windows
 root (hd0,0)?
chainloader +1
 makeactive?
 boot?
grub的組成
 stage1?
grub的第一部分，安裝在mbr或者boot sector中
用于引導(dǎo)stage2或者stage1.5
 stage2?
grub的核心影像，用于提供grub的主要功能
 stage1.5?
stage1與stage2之間的橋梁，安裝在0磁道上第一個(gè)扇區(qū)之后
stage1不理解文件系統(tǒng)，但是stage1.5可以
stage1.5最終調(diào)用stage2
 nbgrub/pxegrub?
grub的網(wǎng)絡(luò)啟動(dòng)模塊
stage1的結(jié)構(gòu)
為了保持和fat/hpfs bios的兼容性，所以保存bpb
 在bpb之后的stage1配置數(shù)據(jù)區(qū)，在安裝的時(shí)候被填寫?
在數(shù)據(jù)區(qū)之后，才是代碼段
 最后是0xaa55啟動(dòng)扇區(qū)標(biāo)志?

stage1的流程
在stage1的配置數(shù)據(jù)區(qū)中存放了stage2所在的磁盤號(hào)、lba地址以及stage2的載入地址
stage1不需要理解任何的文件系統(tǒng)，只需要根據(jù)給出的扇區(qū)號(hào)，讀入stage2的第一個(gè)扇區(qū)即可
 stage1相當(dāng)于前面分析的mbr中的boot? loader
stage2的第一部分start.s
 start.s存放在stage2文件的第一個(gè)扇區(qū)里面?
stage2剩余部分的lba地址和內(nèi)存的載入地址是放在start.s的firstlist和lastlist之間的，這個(gè)數(shù)據(jù)段位于start.s代碼的尾部，在安裝的時(shí)候被寫入，稱為block list
 block list以全0項(xiàng)結(jié)尾?
stage2的第一部分start.s
在start.s的代碼開始執(zhí)行的時(shí)候，ds:si所指向的內(nèi)存地址的內(nèi)容是stage1中準(zhǔn)備好的，用于為int 13h調(diào)用準(zhǔn)備參數(shù)
start.s的功能就是根據(jù)block list，將stage2剩余的部分讀入內(nèi)存，然后跳轉(zhuǎn)到0x8200h處執(zhí)行stage2的功能代碼
stage2的第二部分asm.s
 在asm.s中定義了一系列的函數(shù)的實(shí)現(xiàn)，包括grub得主入口函數(shù)main?
在main函數(shù)中，完成了如下的工作：
ds = es = ss = 0
建立實(shí)模式/bios棧，esp = 0x2000 - 0x10，向低地址方向增長
轉(zhuǎn)入保護(hù)模式
建立并清空保護(hù)模式棧
調(diào)用cmain，進(jìn)入grub的c代碼中（stage2.c）
在cmain中，完成了如下的工作：
設(shè)法打開/boot/grub/menu.lst這個(gè)配置文件
 根據(jù)配置文件，構(gòu)建用戶菜單?
 如果菜單構(gòu)建成功，則調(diào)用run_menu?
如果菜單構(gòu)建失敗，則調(diào)用enter_cmdline
問題：文件系統(tǒng)
 在這個(gè)時(shí)候，grub已經(jīng)開始訪問文件系統(tǒng)?
grub如何對(duì)付不同的文件系統(tǒng)？
grub中的文件系統(tǒng)層：disk_io.c
 grub中為每一個(gè)文件系統(tǒng)提供了一個(gè)抽象層?
文件系統(tǒng)用fsys_entry描述（filesys.h）
struct fsys_entry
{
char *name;
int (*mount_func) (void);
int (*read_func) (char *buf, int len);
int (*dir_func) (char *dirname);
void (*close_func) (void);
int (*embed_func) (int *start_sector, int needed_sectors);
};
全局變量fsys_table包含了grub支持所有文件系統(tǒng)，通過fsys_table和fsys_type，從而可以以統(tǒng)一的方式訪問不同的文件系統(tǒng)
grub中的命令處理：buildin
 grub支持的每個(gè)命令，均有一個(gè)buildin和其對(duì)應(yīng)?
這些buildin被定義在buildins.c中
 分析以下3個(gè)命令：?
 chainloader?
 kernel?
boot

chainloader
 檢查--force標(biāo)記?
 調(diào)用grub_open打開文件，這里的文件用block? list表示（+1）
 調(diào)用grub_read讀入一個(gè)扇區(qū)到0000:7c00的位置?
 檢查啟動(dòng)扇區(qū)標(biāo)志0xaa55?
kernel
 檢查--type和--no_mem_option標(biāo)志?
 調(diào)用load_image，讀入指定的內(nèi)核文件?
load_image中處理了elf和a.out的各種變形
load_image通過對(duì)于內(nèi)核文件的分析，識(shí)別出被啟動(dòng)的os的種類（通過內(nèi)核文件的magic number）
load_image針對(duì)不同種類的os的內(nèi)核提供了特定的載入代碼（這里的代碼異常復(fù)雜，牽涉到了不同的os的實(shí)現(xiàn)細(xì)節(jié)，未作分析）
最終填充mbi (multiboot information)結(jié)構(gòu)
boot
通過執(zhí)行chainloader或者kernel以后，當(dāng)前需要啟動(dòng)的內(nèi)核的類型已經(jīng)確定了
在執(zhí)行boot的時(shí)候，根據(jù)確定的內(nèi)核類型，每一種內(nèi)核均有一種啟動(dòng)的方法
對(duì)于linux，最后調(diào)用了stop函數(shù)實(shí)現(xiàn)控制權(quán)的轉(zhuǎn)移
對(duì)于chainloader，最后也是調(diào)用了stop函數(shù)實(shí)現(xiàn)控制權(quán)的轉(zhuǎn)移
boot
通過執(zhí)行chainloader或者kernel以后，當(dāng)前需要啟動(dòng)的內(nèi)核的類型已經(jīng)確定了
在執(zhí)行boot的時(shí)候，根據(jù)確定的內(nèi)核類型，每一種內(nèi)核均有一種啟動(dòng)的方法
對(duì)于linux，最后調(diào)用了stop函數(shù)實(shí)現(xiàn)控制權(quán)的轉(zhuǎn)移
對(duì)于chainloader，最后也是調(diào)用了stop函數(shù)實(shí)現(xiàn)控制權(quán)的轉(zhuǎn)移

內(nèi)存管理之段頁機(jī)制 by lxwpp

內(nèi)存管理(memory management)
內(nèi)存地址空間
分段機(jī)制
分頁機(jī)制
cpu多任務(wù)和保護(hù)模式

內(nèi)存地址空間概念

->邏輯地址：是指由程序產(chǎn)生的由段選擇符和段內(nèi)偏移地址兩個(gè)部分組成的地址。
->線形地址：是邏輯地址到物理地址變換之間的中間層，是處理器可尋址的內(nèi)存空間（稱為線性地址空間）中的地址。32位，4gb
->物理地址：是指出現(xiàn)在cpu 外部地址總線上的尋址物理內(nèi)存的地址信號(hào)，是地址變換的最終結(jié)果地址。32位無符號(hào)整數(shù)表示 n虛擬內(nèi)存：是指計(jì)算機(jī)呈現(xiàn)出要比實(shí)際擁有的內(nèi)存大得多的內(nèi)存量。

分段機(jī)制
段是定義內(nèi)存區(qū)域的另一種機(jī)制，與頁類似。這兩種機(jī)制可以重疊：地址一定在某一頁面內(nèi)，也可能處于段內(nèi)。 n

段的描述符：描述段的屬性的一個(gè)8字節(jié)存儲(chǔ)單元

段描述符的一般格式
 
保存描述符項(xiàng)的描述符表
gdt:主要的基本描述符表，該表可被所有程序用于引用訪問一個(gè)內(nèi)存段。
idt:保存有定義中斷或異常處理過程的段描述符
ldt:該表應(yīng)用于多任務(wù)系統(tǒng)中，通常每個(gè)任務(wù)使用一個(gè)ldt 表

段選擇符
 
分段機(jī)制
邏輯地址通過分段機(jī)制自動(dòng)映射（變換）到中間層4g線形地址空間（32位的）

尋址的步驟：
1）在段選擇符中裝入16位數(shù)，同時(shí)給出32位地址偏移量（比如在es1,edi中）
2）根據(jù)段選擇符中的索引值、ti及rpl值，再根據(jù)相應(yīng)描述符表寄存器中的段地址和段界限，進(jìn)行一系列合法性檢查（如特權(quán)級(jí)、界限檢查）
如果段無問題，就取出相應(yīng)的描述符放入段描述符高速緩沖寄存器中
3）將描述符中的32位段基地址和放在 esi、edi等中的32位有效地址相加，形成了32位物理地址

cpu 進(jìn)行地址變換（映射）的主要目的是為了解決虛擬內(nèi)存空間到物理內(nèi)存空間的映射問題。

實(shí)模式和保護(hù)模式尋址
實(shí)模式：尋址一個(gè)內(nèi)存地址主要是使用段和偏移值，段值被存放在段寄存器中（例如ds），并且段的長度被固定為64kb。段內(nèi)偏移地址存放在任意一個(gè)可用于尋址的寄存器中（例如si）。因此，根據(jù)段寄存器和偏移寄存器中的值，就可以算出實(shí)際指向的內(nèi)存地址
 

相比：
1）和實(shí)模式下的尋址相比，段寄存器值換成了段描述符表中相應(yīng)段描述符的索引值以及段表選擇位和特權(quán)級(jí)－－段選擇符
2）偏移值還是使用了原實(shí)模式下的概念

保護(hù)模式
1）段寄存器中存放的不再是被尋址段的基地址，而是一個(gè)段描述符表（segment descriptor table）中某一描述符項(xiàng)在表中的索引值
2）段的長度可變，由描述符中的內(nèi)容指定
 

分頁機(jī)制
分頁機(jī)制功能是把由段機(jī)制轉(zhuǎn)換而來的線性地址轉(zhuǎn)換位物理地址

轉(zhuǎn)化過程如圖：
 

轉(zhuǎn)換步驟
1）cr3包含著頁目錄的起始地址，用32位線性地址的最高10位a31~a22作為頁目錄的頁目錄項(xiàng)的索引，將它乘以4，與cr3中的頁目錄的起始地址相加，形成相應(yīng)頁表的地址
2）從指定地址中取出32位頁目錄項(xiàng)，它的低12位為00，這32位是頁表的起始地址用32位線性地址中的a21-a22位作為頁表中的頁面索引，將它乘以4，與頁表的起始地址相加，形成32位頁面地址。
3）將a11-a0作為相對(duì)于頁面地址的偏移量，與32位頁面地址相加，形成23位頁面物理地址。

擴(kuò)展分頁
頁的大小為4mb（2的22次方），擴(kuò)展前是4kb
線性地址分為兩個(gè)域：最高10位的目錄域和其余22位的偏移量，如圖
【圖】
 

虛擬內(nèi)存管理的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)
linux中頁目錄(pgd) 、頁面中間目錄(pmd)、頁表(pt)，分別由數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)pgd_t，pmd_t，pte_t來表示。
typedef struct { unsigned long pmd; }pmd_t;
typedef struct { unsigned long pte; } pte_t;
typedef struct { unsigned long pgd; } pgd_t;
typedef struct { unsigned long pgprot; }pgprot_t;

#define page_shift 12
//偏移量的位數(shù)，因此頁面大小為4kb n#define page_size(1ul<<page_shift) n#define page_mask (~(page_size-1)
//值定義為0xfffff000,用以屏蔽掉偏移量域的所有位

定義頁目錄大小、頁目錄掩碼等信息的代碼如下：
#define pgdir_shift 22 //線性地址中頁目錄偏移量位數(shù)
#define pgdir_size (1ul<< pgdir_shift) ?//一個(gè)頁目錄項(xiàng)的地址空間(4m) ?#define pgdir_mask (~(pgdir_size-1)) ?//頁目錄掩碼
#define ptrs_per_pgd 1024 ?//頁目錄表項(xiàng)個(gè)數(shù)

其中當(dāng)時(shí)提到的一個(gè)問題就是：虛擬地址和邏輯地址究竟有和區(qū)別？

內(nèi)存初始化和分配回收

1 內(nèi)存初始化
2 內(nèi)存的分配和回收（伙伴算法,slab,cache)

內(nèi)存初始化

startup_32 函數(shù)
start_kernel 函數(shù)

startup_32 函數(shù)
本函數(shù)完全用匯編語言實(shí)現(xiàn)，主要功能是啟用分頁機(jī)制。l當(dāng)linux啟動(dòng)時(shí)，首先運(yùn)行在實(shí)模式下（對(duì)物理地址操作），隨后就要轉(zhuǎn)到保護(hù)模式下（對(duì)虛擬地址操作）運(yùn)行,linux內(nèi)核代碼的入口點(diǎn)就是/arch/i386/kernel/head.s中的startup_32。

startup_32主要做的工作：l

編譯內(nèi)核過程中，首先初始化一個(gè)頁目錄swapper_pg_dir，和前8m物理地址空間的頁表pg0，pg1。這樣，初始狀態(tài)下，用戶空間和內(nèi)核空間都只映射了開頭的兩個(gè)目錄項(xiàng)，即8m的空間，并且有著相同的映射。l內(nèi)核開始運(yùn)行后運(yùn)行在內(nèi)核空間，那末，為什么把用戶空間的低區(qū)（8m）也進(jìn)行映射呢？簡而言之，[為了實(shí)模式到保護(hù)模式的平穩(wěn)過渡]這是因?yàn)閯傞_啟頁面映射時(shí)，（并不說明linux內(nèi)核真正進(jìn)入了保護(hù)模式）指令寄存器eip仍指向地址，仍會(huì)以物理地址取指令，如果頁目錄只映射內(nèi)核空間，而不映射用戶空間的低區(qū)，則一旦開啟頁映射機(jī)制后就不能繼續(xù)執(zhí)行了。

初始頁目錄swapper_pg_dir的映射圖
【圖，要插入】

當(dāng)startup_32將頁目錄swapper_pg_dir的物理地址裝入控制寄存器cr3，并把cr0的最高位置1，即開啟了分頁機(jī)制。隨后，編譯程序使所有的符號(hào)地址都在虛擬地址空間中，指令寄存器eip指向虛擬地址空間的某個(gè)地址，就使cpu轉(zhuǎn)入了內(nèi)核空間，完成從實(shí)模式到保護(hù)模式的過渡。函數(shù)setup_arch確定start_kernel中內(nèi)存初 始化的起始地址start_mem和結(jié)束地址end_mem。start_mem是內(nèi)存映像的結(jié)束地址_end對(duì)應(yīng)的核心態(tài)當(dāng)startup_32將頁目錄swapper_pg_dir的物理地址裝入控制寄存器cr3，并把cr0的最高位置1，即開啟了分頁機(jī)制。隨后，編譯程序使所有的符號(hào)地址都在虛擬地址空間中，指令寄存器eip指向虛擬地址空間的某個(gè)地址，就使cpu轉(zhuǎn)入了內(nèi)核空間，完成從實(shí)模式到保護(hù)模式的過渡。 函數(shù)setup_arch確定start_kernel中內(nèi)存初始化的起始地址start_mem和結(jié)束地址end_mem。start_mem是內(nèi)存映像的結(jié)束地址_end對(duì)應(yīng)的核心態(tài)虛擬地址，end_mem是將bios自檢時(shí)確定的物理內(nèi)存大小轉(zhuǎn)換成核心態(tài)的虛擬地址

ps：在pc中，最初1mb的存儲(chǔ)空間的使用很特殊。開頭640kb（0x0~0x9ffff）為ram，從0xa0000開始的空間用于cga、ega、vga等各種圖形卡。從0xf0000到0xfffff（最高的4kb）是在eprom或flash存儲(chǔ)器中的bios。 ll這個(gè)階段初始化后的，物理內(nèi)存初始化的內(nèi)核映像見后圖：

start_kernel函數(shù)l

本函數(shù)實(shí)現(xiàn)整個(gè)linux內(nèi)核的初始化，有關(guān)內(nèi)存初始化的部分介紹如下：paging_init函數(shù)初始化頁表；頁描述符的建立由free_area_init函數(shù)完成；mem_init函數(shù)設(shè)置物理頁面的標(biāo)志位，整理空閑區(qū)； kmem_cache_initkmem_cache_sizes_init函數(shù)初始化cache_cache，通用cache，slab分配器 startup_32和start_kernel函數(shù)完成后物理內(nèi)存的初始化情況：
【圖要插入】

內(nèi)存分配和回收之伙伴算法(buddy)
產(chǎn)生背景：內(nèi)核應(yīng)該為分配一組連續(xù)的物理頁而建立一種穩(wěn)定、高效的分配策略。為此，必須解決內(nèi)存管理中的外部碎片問題。頻繁的請(qǐng)求和釋放不同大小的一組連續(xù)頁，必然導(dǎo)致在已分配物理頁的塊內(nèi)分散許多小塊的空閑頁。這樣，即使有足夠的頁滿足請(qǐng)求，要分配一個(gè)大塊的連續(xù)頁就可能無法滿足?！緜渥ⅰ窟@是在物理存儲(chǔ)器上分配內(nèi)存【/備注】
算法工作原理：linux的伙伴算法把所有的空閑物理頁分組為10個(gè)塊鏈表，每個(gè)塊鏈表分別包含大小為1，2，4，8，16，32，64，128，256和512個(gè)連續(xù)的頁（2的冪次方）。每個(gè)塊的第一個(gè)頁的物理地址也是該塊大小的整數(shù)倍。分配一個(gè)塊（例128個(gè)連續(xù)頁）時(shí)，首先在對(duì)應(yīng)的鏈表中查找空閑塊。如果找到，則直接分配；否則，查找下一個(gè)更大的塊，將其中的一部分分配給進(jìn)程，剩余部分插入相應(yīng)的塊鏈表中。

滿足以下條件的兩個(gè)塊就稱為伙伴：
1）兩個(gè)塊的大小相同 l2）兩個(gè)塊的物理地址連續(xù) l伙伴算法把滿足以上條件的兩個(gè)塊合并為一個(gè)塊，算法是迭代算法

伙伴算法的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)

伙伴系統(tǒng)的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)是free_area_struct: l struct free_area_struct{ l struct page*next; //雙向鏈表指針，鏈 l //表每個(gè)成員是一個(gè)塊的第一個(gè)物理頁描述符 l struct page *prev; lunsigned int *map; //指向?qū)?yīng)的位圖 l unsigned long count;//鏈表元素個(gè)數(shù) l }

數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)的分析：free_area[0]到free_area[9]都是free_area_struct類型的結(jié)構(gòu)，分別對(duì)應(yīng)不同大小塊的鏈表，并且分別對(duì)應(yīng)一個(gè)位圖。
位圖的大小取決于系統(tǒng)物理頁面的數(shù)量。第k項(xiàng)位圖的每一位描述大小為2k的物理頁的兩個(gè)伙伴塊的狀態(tài)。如果位圖的某一位為0，表示一對(duì)伙伴塊中或者都忙或者都空閑；如果為1，肯定有一塊為忙。當(dāng)伙伴塊都空閑時(shí)，內(nèi)核把他們當(dāng)作一個(gè)大小為2k+1的塊來處理。例如，一個(gè)128mb的ram，可以分成32768個(gè)頁，16384個(gè)大小為2個(gè)頁的塊，…，則free_area[0]的位圖有16384位，free_area[1]的有8192位…

伙伴系統(tǒng)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)圖
【圖】

slab分配機(jī)制

為什么要提出slab機(jī)制l原因：
伙伴系統(tǒng)采用頁作為基本內(nèi)存區(qū)，適合于對(duì)大塊內(nèi)存的請(qǐng)求。但是如果請(qǐng)求內(nèi)存的大小與分配給它的大小不匹配，容易產(chǎn)生內(nèi)部碎片。 l

解決之道：
linux2.0采用的方法是：linux提供按幾何分布的內(nèi)存區(qū)大小，即建立了13個(gè)按幾何分布的空閑內(nèi)存鏈表，大小從32到131056字節(jié)。伙伴系統(tǒng)的調(diào)用，既為了獲得額外所需的物理頁以存放新的內(nèi)存區(qū)，也為了釋放不再包含內(nèi)存區(qū)的物理頁。
linux2.2起采用了slab分配模式
linux采用slab分配器模式管理內(nèi)存區(qū)。它把內(nèi)存區(qū)看作對(duì)象，對(duì)象有一組數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)和構(gòu)造、析構(gòu)函數(shù)組成，但為提高效率，指向構(gòu)造和析構(gòu)函數(shù)的指針都為null。slab分配器把對(duì)象分組放進(jìn)高速緩存。每個(gè)高速緩存存放著同一種類型的對(duì)象。高速緩存被劃分成多個(gè)slab，每個(gè)slab由一個(gè)或多個(gè)連續(xù)的物理頁組成。這些頁中包含已分配的對(duì)象，也包含空閑對(duì)象 linux中引入slab主要目的是減少對(duì)伙伴算法的調(diào)用次數(shù)

slab分配器的組成：
注意：這里的高速緩存不是cpu中的高速緩存。它實(shí)際存在于物理內(nèi)存中，由于分配速度相對(duì)于伙伴系統(tǒng)比較快，稱謂高速緩存。
【圖】
實(shí)際上，緩沖區(qū)就是主存中的一片區(qū)域，把這片區(qū)域劃分為多個(gè)塊，每塊就是一個(gè)slab，每個(gè)slab由一個(gè)或多個(gè)頁面組成，每個(gè)slab中存放的就是對(duì)象

cache的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)l l
struct kmem_cache_s { l kmem_slab_t *c_freep;//指向第一個(gè)含有 l //空閑對(duì)象的slab的指針 l
unsigned long c_flags; //描述cache靜態(tài)特性的標(biāo)志，例如slab（object）描述符的 存儲(chǔ)位置，外部存儲(chǔ)還是內(nèi)部存儲(chǔ) l
unsigned long c_offset; //cache中對(duì)象的大 ?。ㄈ绻髮?duì)象的起始地址必須是在 l //內(nèi)存對(duì)齊，就可以對(duì)這個(gè)大小取整）

lunsigned long c_magic; //從一組預(yù)先定義好的數(shù)值中選出的一個(gè)魔數(shù)，用于檢查高速緩存的當(dāng)前狀態(tài)和一致性
lunsigned long c_inuse; /* kept at zero */ lkmem_slab_t *c_firstp; //slab鏈表表頭 lkmem_slab_t *c_lastp; //slab鏈表表尾
lspinlock_tc_spinlock;//多個(gè)處理器同時(shí)訪問cache 時(shí)起保護(hù)作用的旋轉(zhuǎn)鎖 lunsigned long c_growing;lunsigned long c_dflags;//描述cache動(dòng)態(tài)特性的標(biāo)志，例如內(nèi)核是否正在為cache分配新的slab

size_t c_org_size; lunsigned longc_gfporder;//每個(gè)slab包含的連續(xù)頁面數(shù)目為2c_gfporder個(gè) lvoid (*c_ctor)(void *,kmem_cache_t *, unsigned long); //構(gòu)造函數(shù) lvoid (*c_dtor)(void*,kmem_cache_t*, unsigned long); //析構(gòu)函數(shù) lunsigned long c_align; //對(duì)象的對(duì)齊因子lsize_t c_colour; /* cache colouring range */ lsize_t c_colour_next;/*cache colouring */

unsigned long c_failures; lconst char *c_name; //cache名 lstructkmem_cache_s *c_nextp; l //指向下一個(gè)cache l kmem_cache_t *c_index_cachep; l//指向外部對(duì)象描述符所在的高速緩存 l //的高速緩存描述符 l};

高速緩存分為兩種類型：通用和專用。前者只由slab分配器用于自己使用，后者由內(nèi)核其余部分使用。 l 通用高速緩存是： l（1）第一個(gè)高速緩存包含由內(nèi)核使用的其余高速緩存的高速緩存描述符。cache_cache變量包含第一個(gè)高速緩存的描述符。 l（2）第二個(gè)高速緩存包含沒有存放在slab內(nèi)的slab描述符。cache_slabp變量指向第二個(gè)高速緩存描述符。

（3）13個(gè)高速緩存包含幾何分布的內(nèi)存區(qū)。cache_sizes數(shù)組元素分別指向13個(gè)高速緩存描述符，與其相關(guān)的內(nèi)存區(qū)大小為32，64，…，131072字節(jié)。 l系統(tǒng)初始化時(shí)調(diào)用kmem_cache_init和kmem_cache_sizes_init建立通用高速緩存，調(diào)用kmem_cache_create創(chuàng)建專用高速緩存。

slab的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)
typedef struct kmem_slab_s { struct kmem_bufctl_s*s_freep; //指向slab //中第一個(gè)空閑對(duì)象的指針 struct kmem_bufctl_s *s_index;//指向外//部對(duì)象描述符所在的內(nèi)存區(qū) unsigned long s_magic; unsigned long s_inuse;//slab中當(dāng)前分配//的對(duì)象數(shù)目 struct kmem_slab_s *s_nextp;//指向同一 //個(gè)cache中與該slab相鄰的兩個(gè)slab的指針struct kmem_slab_s *s_prevp;//構(gòu)成雙向鏈表

l unsigned long _offset:slab_offset_bits, l s_dma:1; l} kmem_slab_t;

對(duì)象的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)l對(duì)象數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)如下： ltypedef struct kmem_bufctl_s { l union { l structkmem_bufctl_s *buf_nextp; l //指向下一個(gè)空閑對(duì)象 l kmem_slab_t *buf_slabp;//對(duì)象被分配， l //且對(duì)象描述符在外面，指向?qū)ο笏诘?l //slab的slab描述符 l void * buf_objp;//對(duì)象被分配，且對(duì)象描 l //述符在外面，則指向該對(duì)象 l } u; l} kmem_bufctl_t;

對(duì)象描述符可以存放在slab內(nèi)部，緊接描述符所描述的對(duì)象之后；如果存放在slab之外，存放在由cache_sizes指向的一個(gè)通用高速緩存中。對(duì)象本身所在的高速緩存，通過cache的c_index_cachep和slab的s_index兩個(gè)域被連到它們的描述符所在的高速緩存。

slab分配器所管理的對(duì)象可以在內(nèi)存對(duì)齊，也就是說，存放它們的起始物理地址是一個(gè)給定常數(shù)的倍數(shù)，這個(gè)常數(shù)叫做對(duì)齊因子，存放在cache的c_align域中。存放對(duì)象大小的c_offset域要考慮增加填充字節(jié)數(shù)來對(duì)齊。如果對(duì)象大小大于高速緩存行的一半，就在ram中把這個(gè)對(duì)象的大小對(duì)齊到ll_cache_bytes的倍數(shù)，也就是行的開始。否則，這個(gè)對(duì)象的大小就是ll_cache_bytes的因子取整。

slab著色的產(chǎn)生背景：由于相同大小的對(duì)象很可能存放于高速緩存的相同的偏移量處，在不同slab內(nèi)具有相同偏移量的對(duì)象最終可能映射在同一高速緩存行中。slab分配器使用slab著色的策略解決這個(gè)問題。slab分配器利用空閑未用的字節(jié)來對(duì)slab著色，可用顏色個(gè)數(shù)為空閑字節(jié)數(shù)/c_align+1。

如果用顏色col對(duì)一個(gè)slab著色，那末，第一個(gè)對(duì)象偏移量（相對(duì)于slab起始地址）等于col*c_align。這個(gè)值存放在slab的s_offset域。
【圖】

slab內(nèi)存分配機(jī)制：
作用：分配內(nèi)核內(nèi)存（小內(nèi)存）
幾何分布的內(nèi)存區(qū)大小
內(nèi)碎片小于50%
32-131072 共13級(jí)
1． 所存放數(shù)據(jù)類型影響分配區(qū)
2． 內(nèi)核函數(shù)傾向于反復(fù)請(qǐng)求同一類型內(nèi)存區(qū)
3． 請(qǐng)求根據(jù)發(fā)生頻率分類
4． 引入對(duì)象若不是按幾何分布，可以用硬件高速緩存
5． 盡量限制使用伙伴系統(tǒng)

3種相關(guān)數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)
slab_s 一個(gè)slab塊的管理信息
list: slab鏈表
colouroff: 染色偏移
s_mem: 指向第一個(gè)對(duì)象
inuse: 活動(dòng)的對(duì)象數(shù)（已分配）
free: 第一個(gè)空閑對(duì)象號(hào)

kmem_bufctl_t 其實(shí)就是unsigned int，形成數(shù)組，用于標(biāo)識(shí)slab中的每個(gè)對(duì)象是否已用，并形成空閑對(duì)象鏈

kmeme_cache_s 緩存塊管理信息
slabs
firstnotfull
objsize 對(duì)象大小
flags
num 一個(gè)slab中對(duì)象個(gè)數(shù)
spinlock
gfporder每個(gè)slab的頁面數(shù)的對(duì)數(shù)
colour colour_off colour_next 染色相關(guān)變量
slabp_cache 對(duì)off slab方式使用，指鄉(xiāng)向公共的cache_slabp,它存放每個(gè)slab的slab_t
構(gòu)造，析構(gòu)函數(shù)
name
next

結(jié)構(gòu)：在cache_cache中分配，存放所有的cache，這些cache中，有cache_slabp，專門分配offslab模式的slab_t與kmem_bufctl_t數(shù)組，也有由cache_sizes指針數(shù)組所指向的一些通用cache，另有一些獨(dú)立的專用cache
每個(gè)cache管理一組slab，每個(gè)slab管理一組對(duì)象，這些slab中的對(duì)象大小，個(gè)數(shù)，都相同，占用的空間也相同，只是存放的起示位置不同N兩種方式：
on slab 小對(duì)象用，<512
偏移 | slab_t | kmem_bufctl_t數(shù)組 | 對(duì)象 | 剩余空間
off slab >=512 slab_t kmem_bufctl_t數(shù)組都由cache_slabp統(tǒng)一分配，于是，結(jié)構(gòu)為
染色機(jī)制：
頁的統(tǒng)一偏移，可能映射到硬件cache的同一塊，而每個(gè)slab中的開始部分，是訪問頻率最高的，所以使用染色機(jī)制，使每個(gè)slab中起始部分偏移不一樣，從而充分利用硬件cache

cache結(jié)構(gòu)中的colour為最大偏移調(diào)整計(jì)數(shù)，colour_off為每次調(diào)整的數(shù)值，colour_next為計(jì)數(shù)值，0到colour

對(duì)齊
字對(duì)齊，高速緩存行對(duì)齊

緩存區(qū)創(chuàng)建
kmem_cache_create()
1． 錯(cuò)誤檢查
2． 從cache_cache中分配一個(gè)對(duì)象做為新建的這個(gè)cache
3． 完成對(duì)齊，字對(duì)齊，高速緩存行對(duì)齊
4． >512，選off slab方式，反之為on slab
5． 找出一個(gè)slab的大?。摰谋稊?shù)）滿足3個(gè)條件，至少可以容納一個(gè)對(duì)象，內(nèi)存浪費(fèi)不至于太大，slab塊不至于太大
6． 可能因?yàn)槭Ｓ嗫臻g夠大，能放入slab_t和kmem_bufctl_t，于是改回on slab方式
7． 設(shè)置染色相關(guān)數(shù)據(jù)。colour與剩余空間大小有關(guān)
8． 設(shè)置參數(shù)，slab鏈表構(gòu)造（指向自身），firstnotfull指向這個(gè)slab
9． 將這個(gè)cache插入cache_sizes的指針表，并插入管理chche的鏈表cache_chain

緩存區(qū)釋放，擴(kuò)充與收縮

對(duì)象分配與釋放

內(nèi)核空間
2005－07－07

物理內(nèi)存區(qū)：
簡單的說：可以減去一個(gè)偏移或使用virt_to_phys（）函數(shù)完成。
由get_free_page或kmalloc函數(shù)所分配的連續(xù)內(nèi)存都陷于物理映射區(qū)域，所以它們返回的內(nèi)核虛擬地址和實(shí)際物理地址僅僅是相差一個(gè)偏移量（page_offset），你可以很方便的將其轉(zhuǎn)化為物理內(nèi)存地址，同時(shí)內(nèi)核也提供了virt_to_phys（）函數(shù)將內(nèi)核虛擬空間中的物理映射區(qū)地址轉(zhuǎn)化為物理地址。要知道，物理內(nèi)存映射區(qū)中的地址與內(nèi)核頁表是有序?qū)?yīng)，系統(tǒng)中的每個(gè)物理頁框都可以找到它對(duì)應(yīng)的內(nèi)核虛擬地址（在物理內(nèi)存映射區(qū)中的）。

虛擬內(nèi)存分配區(qū)
它的問題相對(duì)要復(fù)雜些，這是因?yàn)槠浞峙涞膬?nèi)核虛擬內(nèi)存空間并非直接操作頁框，而是分配的是vm_struct結(jié)構(gòu)。該結(jié)構(gòu)邏輯上連續(xù)但對(duì)應(yīng)的物理內(nèi)存并非連續(xù)，也就是說它vamlloc分配的內(nèi)核空間地址所對(duì)應(yīng)的物理地址并非可通過簡單線性運(yùn)算獲得。

如何映射？
每個(gè)非連續(xù)區(qū)的描述符
struct vm_struct{ n unsigned long flags;
void *addr;
unsigned long size;
struct vm_struct *next; n};

vmlist
物理內(nèi)存區(qū) 8m 內(nèi)存區(qū)4k內(nèi)存區(qū)4k

vm_struct->get_vm_area()

nstruct vm_struct *get_vm_area(unsigned long size)
{
};

函數(shù)首先調(diào)用kmalloc()為描述符分配一個(gè)內(nèi)存區(qū)，然后查找一個(gè)可用的的線性地址區(qū)間，如果存在，就初始化這個(gè)描述符的所有域，返回內(nèi)存區(qū)的起始地址。

vm_struct->get_vm_area->vmalloc()
分配內(nèi)存區(qū)
void * vmalloc(unsigned long size)
{ n void *addr;
struct vm_struct *area;
size=(size+page_size-1)&page_mask;
if(!seze||size>(num_physpages<<page_shift))
return null;
area=get_vm_area(size);
if(!area)
return null;
if (vmalloc_area_pages(unsigned long)addr,size)
{
vfree(addr);
return null;
}
return addr;
}

vm_struct->get_vm_area()->vmalloc()->vmalloc_area_pages()
inline int vmalloc_area_pages(unsigned long address,unsigned long size,int gfp_mask,pgprot_t prot)
{
pgd_t *dir;
unsigned long end=address+size;
int ret;
dir=pgd_offset_k(address);//導(dǎo)出內(nèi)存區(qū)起始地址在頁目錄中的目錄項(xiàng)；
spin_lock(&init_mm.page_table_lock);
do{ pmd_t *pmd;
pmd=pmd_alloc(&init_mm,dir,address);//為新的內(nèi)存區(qū)創(chuàng)建一個(gè)中間頁目錄項(xiàng)
ret=-enomem;
if(alloc_area_pmd(pmd,address,end-address,gfp_mask,prot)) n break;
address=(address+pgdir_size)&pgdir_mask;
dir++; n ….
}while(address&& (address<end)); n nreturn ret; n}nalloc_area_pmd為新的中間頁目錄分配所有相關(guān)頁表，并更新頁的總目錄，調(diào)用pte_alloc_kernel()函數(shù)來分配一個(gè)新的頁表，之后調(diào)用alloc_area_pte()為頁表項(xiàng)分配具體的物理頁面 n

至此，完成了非連續(xù)內(nèi)存區(qū)到物理頁面的映射

固定映射
vaddr=_fix_to_virt(_end_of_fixed_addresses-1)&pmd_mask; nfixrange_init(vaddr,0,pgdbase);
枚舉類型_end_of_fixed_addresses用作索引， _fix_to_virt宏返回給定索引的虛地址。函數(shù)fixrange_init()為這些虛地址創(chuàng)建合適的頁表項(xiàng)，再由set_fixmap()函數(shù)完成地址的映射

vaddr=pkmap_base(0xfe000000)4g-32mb
fixrange_init(vaddr,vaddr+page_size*last_pkmap,pgd_base);
pgd＝swapper_pg_dir+_pgd_offset(vaddr);
pmd＝pmd_offset(pgd，vaddr);
pte=pte_offset(pmd,vaddr);

highmem映射nlinux內(nèi)核使用highmem接口將高位內(nèi)存動(dòng)態(tài)映射到內(nèi)核地址空間的一小部分（這部分就是4m專門保留用來實(shí)現(xiàn)這個(gè)目的），以此提供間接訪問。這部分內(nèi)核地址空間就是所謂的kmap段

include/linux/highmem.h
void *kmap(struct page *page)
{ return page_address(page);}
#define page_address(page) ((page)->virtual)

管理區(qū)zone
為了對(duì)物理頁面進(jìn)行有效的管理，linux把物理頁面劃為3個(gè)區(qū)

專供dma使用的zone_dma區(qū)（小于16mb)
常規(guī)的zone_normal區(qū)（大于16mb小于896mb）
內(nèi)核不能直接映射的zone_highme區(qū)（大于896mb)

【圖】
n2）在標(biāo)準(zhǔn)配置下,物理區(qū)最大長度為896m,系統(tǒng)的物理內(nèi)存被順序映射在物理區(qū)中,在支持?jǐn)U展頁長(pse)和全局頁面(pge)的機(jī)器上,物理區(qū)使用4m頁面并作為全局頁面來處理.當(dāng)系統(tǒng)物理內(nèi)存大于896m時(shí),超過物理區(qū)的那部分內(nèi)存稱為高端內(nèi)存,低端內(nèi)存和高端內(nèi)存用highmem_start_page變量來定界,內(nèi)核在存取高端內(nèi)存時(shí)必須將它們映射到"高端頁面映射區(qū)".

3）linux保留內(nèi)核空間最頂部128k區(qū)域作為保留區(qū),緊接保留區(qū)以下的一段區(qū)域?yàn)閷Ｓ庙撁嬗成鋮^(qū),它的總尺寸和每一頁的用途由fixed_address枚舉結(jié)構(gòu)在編繹時(shí)預(yù)定義,用__fix_to_virt(index)可獲取專用區(qū)內(nèi)預(yù)定義頁面的邏輯地址.在專用頁面區(qū)內(nèi)為每個(gè)cpu預(yù)定義了一張高端內(nèi)存映射頁,用于在中斷處理中高端頁面的映射操作.（高端內(nèi)存映射區(qū)屬于固定內(nèi)存區(qū)的一種，見下頁代碼）
4）距離內(nèi)核空間頂部32m, 長度為4m的一段區(qū)域?yàn)楦叨藘?nèi)存映射區(qū),它正好占用1個(gè)頁幀表所表示的物理內(nèi)存總量,它可以緩沖1024個(gè)高端頁面的映射.在物理區(qū)和高端映射區(qū)之間為虛存內(nèi)存分配區(qū), 用于vmalloc()函數(shù),它的前部與物理區(qū)有8m隔離帶,后部與高端映射區(qū)有8k的隔離帶

enum fixed_addresses
{
#ifdef config_x86_local_apic nfix_apic_base, /* local (cpu) apic) -- required for smp or not */
#endif

#ifdef config_x86_io_apic nfix_io_apic_base_0, nfix_io_apic_base_end = fix_io_apic_base_0 + max_io_apics-1,
#endif
#ifdefconfig_x86_visws_apic nfix_co_cpu, /* cobalt timer */ fix_co_apic, /*cobalt apic redirection table */ nfix_li_pcia, /* lithium pci bridge a*/ nfix_li_pcib, /* lithium pci bridge b */
#endif
#ifdefconfig_highmem nfix_kmap_begin, /* reserved pte’s for temporary kernelmappings */ nfix_kmap_end = fix_kmap_begin+(km_type_nr*nr_cpus)-1
#endif n__end_of_fixed_addresses

在一般情況下，linux在初始化時(shí)，總是盡可能的將所有的物理內(nèi)存映射到內(nèi)核地址空間中去。如果內(nèi)核地址空間起始于0xc0000000，為vmalloc保留的虛擬地址空間是128ｍ，那么最多只能有(1g-128m)的物理內(nèi)存直接映射到內(nèi)核空間中，內(nèi)核可以直接訪問。如果還有更多的內(nèi)存，就稱為高端內(nèi)存，內(nèi)核不能直接訪問，只能通過修改頁表映射后才能進(jìn)行訪問。

內(nèi)存分區(qū)可以使內(nèi)核頁分配更加合理。當(dāng)系統(tǒng)物理內(nèi)存大于1g時(shí)，內(nèi)核不能將所有的物理內(nèi)存都預(yù)先映射到內(nèi)核空間中，這樣就產(chǎn)生了高端內(nèi)存，高端內(nèi)存最適于映射到用戶進(jìn)程空間中。預(yù)映射的部分可直接用于內(nèi)核緩沖區(qū)，其中有一小塊可用于dma操作的內(nèi)存，留給dma操作分配用，一般不會(huì)輕易分配。內(nèi)存分區(qū)還可以適應(yīng)不連續(xù)的物理內(nèi)存分布，是非一致性內(nèi)存存取體系(numa)的基礎(chǔ)

先看看代碼中的注釋:
in linux\include\linux\mmzone.h(version 2.4.16, line 67)
/*
* on machines where it is needed (eg pcs) we divide physical memory
* into multiple physical zones. on a pc we have 3 zones:
*
* zone_dma < 16 mb isa dma capable memory
* zone_normal16-896 mb direct mapped by the kernel
* zone_highmem > 896 mb only page cache and user processes
*/ n高端頁面的映射
1)
高端物理頁面共享一塊4m的映射區(qū)域，該區(qū)域?qū)R于4m頁邊界，并用一張頁表(pkmap_page_table)來完成映射操作。高端頁面的映射地址由其頁結(jié)構(gòu)中virtual成員給出。
（void *virtual)（page結(jié)構(gòu)）
2)
高端映射區(qū)邏輯頁面的分配結(jié)構(gòu)用分配表(pkmap_count)來描述，它有1024項(xiàng)，對(duì)應(yīng)于映射區(qū)內(nèi)不同的邏輯頁面。當(dāng)分配項(xiàng)的值等于零時(shí)為自由項(xiàng)，等于1時(shí)為緩沖項(xiàng)，大于1時(shí)為映射項(xiàng)。映射頁面的分配基于分配表的掃描，當(dāng)所有的自由項(xiàng)都用完時(shí)，系統(tǒng)將清除所有的緩沖項(xiàng)，如果連緩沖項(xiàng)都用完時(shí)，系統(tǒng)將進(jìn)入等待狀態(tài)。
3)
頁緩沖盡可能地使用高端頁面，當(dāng)通過塊結(jié)構(gòu)刷新高端頁面時(shí)，系統(tǒng)會(huì)在提交塊設(shè)備<br>> ,原請(qǐng)求塊，同時(shí)中轉(zhuǎn)塊被釋放。

tlb(翻譯后援存儲(chǔ)器）

時(shí)間：2005-07-05
地點(diǎn)：同濟(jì)大學(xué)科技園

by lxwpp Z7br" SS{ +f lV[ 本_資_料_來_源_于_貴_州_學(xué)_習(xí)_網(wǎng) 電腦課堂LINUX教程 Http://wwW.gzU521.coM )Z7br" SS{ +f lV

reson
由于頁表尺寸較大，因此許多分頁方案都只能把它保存在內(nèi)存中，但這種設(shè)計(jì)對(duì)性能有很大的影響。（分頁的時(shí)候，系統(tǒng)性能下降2/3 n 計(jì)算機(jī)設(shè)計(jì)者們發(fā)現(xiàn)：大部分程序傾向于對(duì)較少的頁面進(jìn)行大量的訪問。因此只有一小部分頁表項(xiàng)經(jīng)常被用到，其他的很少被使用。

concept
tlb使個(gè)小的虛擬尋址的緩存，不需要經(jīng)過頁表就能把虛擬地址轉(zhuǎn)換為物理地址的小的硬件設(shè)備

components
一個(gè)用來訪問tlb的虛擬地址組成部分
【圖】
tlb寄存器是由虛擬頁號(hào)，有效位，保護(hù)位等組成

steps
1 cpu產(chǎn)生一個(gè)虛擬地址
2 mmu從tlb中取出相應(yīng)的pte，如果命中轉(zhuǎn)3；如果不命中，進(jìn)行常規(guī)頁表查找，用找到的pte淘汰tlb中的一個(gè)條目
3 mmu將這個(gè)虛擬地址翻譯成物理地址并且把它發(fā)送到高速緩存/主存
4 高速緩存/主存將所有的請(qǐng)求的數(shù)據(jù)字節(jié)返回給cpu

figure1（tlb命中）
 
figure2（tlb不命中）

example
前提：虛擬地址14位，物理地址12位，頁面大小64字節(jié)，tlb共有16個(gè)條目，緩存16個(gè)組 n給定虛擬地址0x3d4

flush－software
軟件管理tlb
剛剛介紹的tlb故障處理都是由mmu硬件完成的。
現(xiàn)在的管理工作是由軟件完成的。tlb條目由os顯式裝入，在沒有命中的時(shí)候,mmu不是到頁表中找到并裝入信息而是產(chǎn)生一個(gè)故障交給os，os找到頁面，淘汰一個(gè)條目，裝入新條目 ntlb取一個(gè)合理的尺寸以減少不命中的頻率，software管理tlb的效率高 n性能提高：實(shí)行預(yù)裝入機(jī)制

essence
無論軟件管理還是硬件管理，在tlb沒命中的時(shí)候，都是對(duì)頁表執(zhí)行索引操作找出所引用的頁面，然后把pte加入到tlb中。

flush
完成的工作：
（1）保證在任何時(shí)刻內(nèi)存管理硬件所看到的進(jìn)程的內(nèi)核映射和內(nèi)核頁表一致
（2）如果負(fù)責(zé)內(nèi)核管理的內(nèi)核代碼對(duì)于用戶進(jìn)程頁面進(jìn)行了修改，那么用戶的進(jìn)程在被允許繼續(xù)執(zhí)行前，要求必須在緩存中看到正確的數(shù)據(jù)

function
flush_cache_foo()
flush_tlb_foo()
地址空間改變前必須刷新緩存，防止緩存中存在非法的空映射。在刷新地址后，由于頁表的改變，必須刷新tlb以便硬件可以把新的頁表信息裝入tlb nvoid flush_cache_all(void)
void flush_tlb_all(void)
用來通知相應(yīng)機(jī)制，內(nèi)核地址空間的映射已經(jīng)被改變，意味著所有的進(jìn)程都已經(jīng)改變

vfs概述 nvfs的的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)
超級(jí)塊（super_block)
索引節(jié)點(diǎn)(inode)
目錄項(xiàng)(dentry)
文件(file) n與進(jìn)程相關(guān)的文件結(jié)構(gòu) n
文件系統(tǒng)的安裝
n文件系統(tǒng)的注冊(cè)
根文件系統(tǒng)的安裝
普通文件系統(tǒng)的安裝
n目錄項(xiàng)的緩沖
路徑名到目標(biāo)節(jié)點(diǎn)的轉(zhuǎn)換

vfs概述
虛擬文件系統(tǒng)（vfs）的所有數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)都是在運(yùn)行之后建立的，在卸載時(shí)刪除，而在磁盤上沒有這些數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。
vfs不是真正的文件系統(tǒng)。與vfs相對(duì)應(yīng)的ext2,msdos等稱為具體的文件系統(tǒng)

linux系統(tǒng)中vfs和具體文件系統(tǒng)關(guān)系圖
[圖]

vfs的作用:
對(duì)具體文件系統(tǒng)的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)進(jìn)行抽象，以一種統(tǒng)一的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)進(jìn)行管理
接受用戶層的系統(tǒng)調(diào)用，如read(),write(),open()等
支持多種具體文件系統(tǒng)之間的相互訪問
接受內(nèi)核其他子系統(tǒng)的操作請(qǐng)求，比如內(nèi)存管理子系統(tǒng)，進(jìn)程管理子系統(tǒng)

超級(jí)塊（super_block)

對(duì)具體文件系統(tǒng)的超級(jí)塊是文件系統(tǒng)中最重要的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，它用來描述整個(gè)文件系統(tǒng)信息【組織結(jié)構(gòu)和管理信息】。不涉及文件系統(tǒng)的內(nèi)容
vfs超級(jí)塊是各種具體文件系統(tǒng)在安裝時(shí)建立的，并在這些文件系統(tǒng)卸載時(shí)自動(dòng)刪除。
vfs超級(jí)塊實(shí)際上應(yīng)該說成是某個(gè)具體文件系統(tǒng)的vfs超級(jí)塊
超級(jí)塊對(duì)象由super_block結(jié)構(gòu)組成

super_block結(jié)構(gòu)主要包括以下一些域:

描述文件系統(tǒng)整體信息的域
用于管理超級(jí)塊的域 n
與具體文件系統(tǒng)相聯(lián)系的域

描述文件系統(tǒng)整體信息的域：

kdev_t s_dev 具體文件系統(tǒng)的塊設(shè)備標(biāo)識(shí)符 n
unsigned long s_blocksize 具體文件系統(tǒng)的數(shù)據(jù)塊大小
unsigned char s_blocksize_bits
塊大小占用的位數(shù)，例如，塊大小1024字節(jié)，則該值為10
unsigned long long s_maxbytes 文件最大長度
unsigned long s_flags 超級(jí)塊標(biāo)識(shí)
unsigned long s_magic 魔數(shù)

用于管理超級(jí)塊的域:
struct list_head s_list 用于形成超級(jí)塊鏈表
struct semaphore s_lock 鎖
struct rw_semaphore s_umount 讀寫超級(jí)塊時(shí)進(jìn)行同步
unsigned char s_dirt 該超級(jí)塊修改標(biāo)識(shí)
struct dentry *s_root 指向該文件系統(tǒng)安裝目錄的dentry結(jié)構(gòu)
int s_count 對(duì)超級(jí)塊的使用記數(shù)
struct list_head s_dirty “臟”索引節(jié)點(diǎn)鏈表的頭節(jié)點(diǎn)
struct list_head s_locked_inodes 要同步的索引節(jié)點(diǎn)鏈表的頭節(jié)點(diǎn)
struct list_head s_files 該超級(jí)塊上的所有打開文件鏈表頭節(jié)點(diǎn)

與具體文件系統(tǒng)相聯(lián)系的域：
struct file_system_type *s_type指向具體文件系統(tǒng)file_system_struct結(jié)構(gòu)的指針 struct super_operations *s_op指向具體文件系統(tǒng)super_operations結(jié)構(gòu)的指針 n struct dquot_operations *dq_op指向具體文件系統(tǒng)用于限額操作的dquot_operations結(jié)構(gòu)的指針
union u 各種文件系統(tǒng)的特定信息。

超級(jí)塊鏈表
所有超級(jí)塊對(duì)象，以雙向循環(huán)鏈表的形式連接在一起，鏈表頭節(jié)點(diǎn)保存在super_blocks變量（定義在fs/super.c）：
[圖]

索引節(jié)點(diǎn)對(duì)象(inode)

文件系統(tǒng)處理文件所需的信息
索引節(jié)點(diǎn)對(duì)文件是唯一的
具體文件系統(tǒng)的索引節(jié)點(diǎn)存儲(chǔ)在磁盤上，使用的時(shí)候，必須調(diào)入內(nèi)存，填寫vfs的索引節(jié)點(diǎn)。所以vfs的索引節(jié)點(diǎn)是動(dòng)態(tài)節(jié)點(diǎn)。

inode結(jié)構(gòu)主要包括以下一些域

描述文件信息的域
用于索引節(jié)點(diǎn)管理的域
用于索引節(jié)點(diǎn)操作的域
其他

kdev_t i_dev 設(shè)備標(biāo)識(shí)號(hào)
umode_t i_mode 文件類型和訪問權(quán)限
link_t i_nlink 與該索引節(jié)點(diǎn)建立的連接數(shù)
uid_t i_uid 文件所有者號(hào)
gid_t i_gid 所有者所在組號(hào)
kdev_t i_rdev 實(shí)際設(shè)備號(hào)
off_t i_size 文件大?。ㄗ止?jié)）
unsigned long i_blksize 塊大小
unsigned long i_blocks 該文件占用塊數(shù)
time_t i_atime 文件最后訪問時(shí)間
time_t i_mtime 文件最后修改時(shí)間
time_t i_ctime 節(jié)點(diǎn)修改時(shí)間
unsigned long i_version 版本號(hào)
struct semaphore i_zombie 僵死索引節(jié)點(diǎn)的信號(hào)量 JCV x8c !y!h-[轉(zhuǎn) 貼 于 我 的 學(xué) 習(xí) 網(wǎng) 電腦課堂LINUX教程 HTtp://wwW.gzU521.coM)JCV x8c !y!h-

用于索引節(jié)點(diǎn)管理的域
struct list_head i_hash 形成哈希鏈表
struct list_head i_list 形成索引節(jié)點(diǎn)鏈表
struct list_head i_dentry 目錄項(xiàng)鏈表的頭節(jié)點(diǎn)

用于索引節(jié)點(diǎn)操作的域：
struct inode_operations *i_op 索引節(jié)點(diǎn)的操作
struct super_block *i_sb 指向該文件系統(tǒng)的超級(jí)塊
atomic_t i_count 使用該節(jié)點(diǎn)的進(jìn)程數(shù)
struct file_operations *i_fop 文件操作
unsigned char i_lock 用于同步操作，鎖定節(jié)點(diǎn)
struct semaphore i_sem 用于同步的信號(hào)量
wait_queue_head_t *i_wait 指向索引節(jié)點(diǎn)等待隊(duì)列
unsigned char i_dirt 修改標(biāo)識(shí)
struct file_lock *i_flock 指向文件加鎖鏈表的指針
struct dquot *i_dquot[maxquotas] 索引節(jié)點(diǎn)的磁盤限額

其它域
unsigned long i_state 索引節(jié)點(diǎn)的狀態(tài)標(biāo)識(shí)
unsigned int i_flags 文件系統(tǒng)的安裝標(biāo)識(shí)
atomic_t i_writecount 寫進(jìn)程的引用計(jì)數(shù)
unsigned int i_attr_flags 文件創(chuàng)建標(biāo)識(shí)
union u 共同體

索引節(jié)點(diǎn)鏈表

索引節(jié)點(diǎn)至少在下列鏈表之一：
（1）未用索引節(jié)點(diǎn)鏈表 鏈表頭節(jié)點(diǎn)保存在inode_unused變量，i_count=0; n （2）正在使用索引節(jié)點(diǎn)鏈表 鏈表頭節(jié)點(diǎn)保存在inode_in_use變量，i_count>0, i_nlink>0
（3）每個(gè)超級(jí)塊的臟索引節(jié)點(diǎn)鏈表
鏈表頭節(jié)點(diǎn)保存在相應(yīng)超級(jí)塊的s_dirty，i_count>0, i_nlink>0, i_state & i_dirty

未用索引節(jié)點(diǎn)鏈表[圖]
正在使用索引節(jié)點(diǎn)鏈表[圖]
臟索引節(jié)點(diǎn)鏈表[圖]

目錄項(xiàng)（dentry)

每個(gè)文件除了有一個(gè)索引節(jié)點(diǎn)結(jié)構(gòu)外，還有目錄項(xiàng)dentry結(jié)構(gòu)。

dentry結(jié)構(gòu)代表的是邏輯意義上的文件，在磁盤上沒有對(duì)應(yīng)的映象。而inode結(jié)構(gòu)代表的是物理意義上的文件，對(duì)于一個(gè)具體的文件系統(tǒng)，在磁盤上有對(duì)應(yīng)的映象。

一個(gè)dentry結(jié)構(gòu)必有一個(gè)inode結(jié)構(gòu)，而一個(gè)inode可能對(duì)應(yīng)多個(gè)dentry結(jié)構(gòu)。
由于從磁盤讀入一個(gè)文件并構(gòu)造相應(yīng)的目錄項(xiàng)需要花費(fèi)大量的時(shí)間，而在完成對(duì)目錄項(xiàng)的操作后，可能后面還會(huì)用到，所以在內(nèi)存中要保留它。

dentry結(jié)構(gòu)定義在include/linux/dcache.h中

dentry的域

atomic_t d_count 目錄項(xiàng)引用計(jì)數(shù)
unsigned int d_flags 目錄項(xiàng)標(biāo)識(shí)
struct inode * d_inode 與文件名關(guān)聯(lián)的索引節(jié)點(diǎn)
struct dentry * d_parent 父目錄的目錄項(xiàng)
struct list_head d_hash 形成目錄項(xiàng)哈希鏈表
struct list_head d_lru 未使用的目錄項(xiàng)鏈表
struct list_head d_child 形成父目錄的子目錄項(xiàng)鏈表
struct list_head d_subdirs 子目錄鏈表的頭節(jié)點(diǎn)
struct list_head d_alias 形成索引節(jié)點(diǎn)別名鏈表
int d_mounted 該目錄項(xiàng)安裝文件系統(tǒng)數(shù)目
struct qstr d_name 目錄項(xiàng)名（快速查找）
unsigned long d_time 由d_revalidate函數(shù)使用
struct dentry_operations *d_op 目錄項(xiàng)操作函數(shù)
struct super_block * d_sb 所在文件系統(tǒng)的
void * d_fsdata 具體文件系統(tǒng)的數(shù)據(jù)，目前只為nfs所用
unsigned char d_iname[dname_inline_len] 短文件名，24個(gè)字符

目錄項(xiàng)的狀態(tài)

每個(gè)目錄項(xiàng)屬于以下4種狀態(tài)之一：
空閑狀態(tài)：目錄項(xiàng)不包含有效信息，未被vfs使用，由slab分配器進(jìn)行管理。
未使用狀態(tài)：目錄項(xiàng)還沒有被使用，d_count為null，但是其d_inode仍然指向相關(guān)的索引節(jié)點(diǎn)。該目錄項(xiàng)包含有效信息，但必要時(shí)，其內(nèi)容可以被丟棄。
正在使用狀態(tài)：目錄項(xiàng)正在被使用，d_count>0，d_inode指向相關(guān)的索引節(jié)點(diǎn)，包含有效信息，不能被丟棄。
負(fù)狀態(tài)：與目錄項(xiàng)相關(guān)索引節(jié)點(diǎn)已不存在，d_inode為null

未用目錄項(xiàng)鏈表
目錄項(xiàng)哈希管理
父子目錄關(guān)系
目錄項(xiàng)與索引節(jié)點(diǎn)

file對(duì)象

在include/linux/fs.h中定義了file結(jié)構(gòu)，用于保存文件位置等對(duì)文件的操作信息。描述的是進(jìn)程怎樣與一個(gè)打開文件的交互過程
file對(duì)象是在文件打開描述符創(chuàng)建。
多個(gè)file結(jié)構(gòu)可以指向同一個(gè)文件。

file域

struct file { /* 定義在include/linux/fs.h */
struct list_head f_list; /*形成鏈表*/
struct dentry *f_dentry; /*文件對(duì)應(yīng)的dentry結(jié)構(gòu)*/
struct vfsmount *f_vfsmnt; /*文件所在文件系統(tǒng)的vfsmount結(jié)構(gòu)*/
struct file_operations *f_op; /*文件操作函數(shù)結(jié)構(gòu)*/
atomic_t f_count; /*引用計(jì)數(shù)*/ n unsigned int f_flags; /*文件標(biāo)識(shí)*/
mode_t f_mode; /*文件打開方式*/
loff_t f_pos; /*文件當(dāng)前位置*/
unsigned long f_reada, f_ramax, f_raend, f_ralen, f_rawin; n /*預(yù)讀標(biāo)識(shí)、預(yù)讀最多頁面數(shù)，上次預(yù)讀后的文件指針、預(yù)讀字節(jié)數(shù)、預(yù)讀頁面數(shù)*/
struct fown_struct f_owner; /*異步i/o消息的文件擁有者*/
unsigned int f_uid, f_gid; /*賦予當(dāng)前進(jìn)程的uid和gid*/
int f_error; /*網(wǎng)絡(luò)寫操作的錯(cuò)誤碼*/
unsigned long f_version; /*版本號(hào)*/
void *private_data; /*文件私有數(shù)據(jù)區(qū)*/

file 對(duì)象

每個(gè)文件對(duì)象總是包含在下列鏈表之一：

以打開的文件鏈表：超級(jí)塊的s_files作為頭節(jié)點(diǎn)，鏈入屬于該文件系統(tǒng)的已打開的文件
“未使用”文件對(duì)象鏈表：既可以用作文件對(duì)象的內(nèi)存高速緩存，又可以當(dāng)作超級(jí)用戶的備用存儲(chǔ)器，即使系統(tǒng)動(dòng)態(tài)內(nèi)存用完，也允許超級(jí)用戶打開文件。

在這個(gè)鏈表中的對(duì)象，f_count總是null，鏈表首元素地址放在free_list(定義在fs/file_table.c中)。該鏈表至少包含nr_reserved_files(定義在include/linux/fs.h，默認(rèn)為10)個(gè)對(duì)象。 n

新分配文件對(duì)象鏈表：每個(gè)元素至少有一個(gè)進(jìn)程使用，f_count!= n null，首元素地址存放在anon_list(定義在fs/file_table.c中)。

當(dāng)需要分配一個(gè)新文件對(duì)象時(shí)，調(diào)用get_empty_filp (定義在fs/ file_table.c中) ，如果未使用鏈表中的元素個(gè)數(shù)多于nr_reserved_files，則為新文件使用其中一個(gè)元素，否則進(jìn)入正常內(nèi)存分配。

文件系統(tǒng)打開的文件鏈表

與進(jìn)程相關(guān)的文件結(jié)構(gòu)
files_struct
fs_struct

files_struct:進(jìn)程打開文件表

對(duì)于每個(gè)進(jìn)程，包含一個(gè)files_struct結(jié)構(gòu)，用來記錄文件描述符的使用情況，定義在include/linux/sched.h

files_struct

struct files_struct {
atomic_t count; /*使用該表的進(jìn)程數(shù)*/
rwlock_t file_lock; /*鎖*/
int max_fds; /*當(dāng)前文件對(duì)象的最大數(shù)*/
int max_fdset; /*當(dāng)前文件描述符最大數(shù)*/
int next_fd; /*數(shù)值最小的最近關(guān)閉文件的文件描述符*/
struct file ** fd; /*指向文件對(duì)象數(shù)組的指針*/
fd_set *close_on_exec; /*指向執(zhí)行exec時(shí)需要關(guān)閉的文件描述符*/
fd_set *open_fds; /*指向文件描述符屏蔽字集合*/
fd_set close_on_exec_init;/*執(zhí)行exec時(shí)需要關(guān)閉的文件描述符初值集合*/
fd_set open_fds_init; /*文件描述符的屏蔽字集合*/
struct file * fd_array[nr_open_default];/*文件對(duì)象指針數(shù)組*/
}; /*nr_open_default=32*/

fd指向文件對(duì)象的指針數(shù)組，數(shù)組長度存放在max_fds中。通常，fd指向fd_array，fd_array大小為32。如果進(jìn)程打開的文件數(shù)多于32，內(nèi)核就分配一個(gè)新的更大的文件指針數(shù)組，其地址放入fd，同時(shí)更新max_fds。
open_fds指向open_fds_init，open_fds_init表示當(dāng)前打開文件的文件描述符屏蔽字。max_fdset存放屏蔽字的位數(shù)，默認(rèn)是1024，需要的時(shí)候可以通過expand_fdset( )函數(shù)擴(kuò)展到1024*1024。

可以通過fget( )函數(shù)，將文件對(duì)象與描述符鏈接起來

文件系統(tǒng)信息fs_struct

用來描述文件系統(tǒng)信息的fs_struct結(jié)構(gòu)，定義在include/linux/fs_struct.h:
struct fs_struct {
atomic_t count; /*使用該結(jié)構(gòu)的進(jìn)程數(shù)*/
rwlock_t lock; /*讀寫鎖*/
int umask; /*初始文件許可權(quán)*/
struct dentry * root, * pwd, * altroot;
/*根目錄、當(dāng)前目錄、替換根目錄的目錄項(xiàng)*/
struct vfsmount * rootmnt, * pwdmnt, * altrootmnt;
/*根目錄、當(dāng)前目錄、替換根目錄的vfsmount結(jié)構(gòu)*/ n};
umask由umask( )系統(tǒng)調(diào)用使用，文件打開的實(shí)際權(quán)限為期望的權(quán)限&umask。 n
該結(jié)構(gòu)的一個(gè)作用是用于路徑定位時(shí)，提供根目錄、當(dāng)前目錄和替換根目錄。

與進(jìn)程有關(guān)的文件結(jié)構(gòu)間的關(guān)系

文件系統(tǒng)注冊(cè)

文件系統(tǒng)是指可能會(huì)被掛載到目錄樹中的各個(gè)實(shí)際文件系統(tǒng)
注冊(cè)過程實(shí)際上將表示各實(shí)際文件系統(tǒng)的 struct file_system_type 數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)的實(shí)例化，然后形成一個(gè)鏈表，內(nèi)核中用一個(gè)名為 file_systems 的全局變量來指向該鏈表的表頭

file_system_type
struct file_system_type {
const char *name; /*文件系統(tǒng)名，出現(xiàn)在/proc/filesystems中，且唯一*/
int fs_flags; /*文件系統(tǒng)標(biāo)識(shí)*/
struct super_block *(*read_super) (struct super_block *, void *, int); /*讀取該文件系統(tǒng)在設(shè)備上的超級(jí)塊*/
struct module *owner; /*如果是由模塊載入的，則指向該模塊；否則，為null*/ n
struct file_system_type * next; /*用于形成注冊(cè)文件系統(tǒng)鏈表*/
struct list_head fs_supers; /*超級(jí)塊鏈表*/

文件系統(tǒng)的安裝
根文件系統(tǒng)的安裝

1）建立臨時(shí)的inode和file對(duì)象，在其中填入信息，如設(shè)備號(hào)，根據(jù)文件系統(tǒng)安裝標(biāo)志設(shè)置file的f_mode域等
－>調(diào)用blkdev_open()函數(shù)，完成設(shè)備的準(zhǔn)備工作
－>順序搜索表file_systems中的每一個(gè)注冊(cè)的文件系統(tǒng)，用自己的read_super函數(shù)讀取root_dev超級(jí)塊，如果成功，獲得根文件系統(tǒng)的超級(jí)塊和根目錄的inode和其目錄結(jié)構(gòu)
－>把pwd設(shè)置為根目錄的目錄項(xiàng)對(duì)象
－>調(diào)用add_vfsmnt()把第一個(gè)元素插入到已安裝文件系統(tǒng)鏈表中

安裝常規(guī)文件系統(tǒng)
系統(tǒng)安裝了根文件系統(tǒng)后，就可以安裝其他文件系統(tǒng)。每個(gè)文件系統(tǒng)安裝在系統(tǒng)目錄樹的一個(gè)目錄上。
安裝一個(gè)文件系統(tǒng)可以通過系統(tǒng)調(diào)用mount實(shí)現(xiàn)。
mount系統(tǒng)調(diào)用在內(nèi)核的實(shí)現(xiàn)函數(shù)是sys_mount( ) 。（fs/namespace.c）

整個(gè)安裝過程中最核心的函數(shù)就是do_kern_mount()了，為了創(chuàng)建一個(gè)新安裝點(diǎn)（vfsmount）,該函數(shù)需要做一下幾件事情：

1 檢查安裝設(shè)備的權(quán)利，只有root權(quán)限才有能力執(zhí)行該操作。
2 get_fs_type()在文件鏈表中取得相應(yīng)文件系統(tǒng)類型（注冊(cè)時(shí)被填加到練表中）。
3 alloc_vfsmnt()調(diào)用slab分配器為vfsmount結(jié)構(gòu)體分配存儲(chǔ)空間，并把它的地址存放在mnt局部變量中。
4 初始化mnt->mnt_devname域

5 5 分配新的超級(jí)塊并初始化它。do_kern_mount()檢查file_system_type描述符中的標(biāo)志以決定如何進(jìn)行如下操作：根據(jù)文件系統(tǒng)的標(biāo)志位，選擇相應(yīng)的方法讀取超級(jí)塊(比如對(duì)ext2,romfs這類文件系統(tǒng)調(diào)用get_sb_dev()；對(duì)于這種沒有實(shí)際設(shè)備的虛擬文件系統(tǒng)如ramfs調(diào)用get_sb_nodev())——讀取超級(jí)塊最終要使用文件系統(tǒng)類型中的read_super方法

目錄項(xiàng)緩存
引言
/home/user/src/foo.c
每次對(duì)foo.c訪問，vfs都要沿著嵌套目錄依次解析全部路徑：/、home、user、src和foo.c
為了避免每次訪問該路徑名都要進(jìn)行此操作，vfs會(huì)在目錄項(xiàng)緩存中搜索路徑名，如果找到了就無需花費(fèi)力氣解析
相反如果節(jié)點(diǎn)該目錄項(xiàng)緩存中不存在，vfs就必須解析，完畢后將目錄項(xiàng)對(duì)象加入到dcache中

目錄項(xiàng)緩存包括的主要部分
被使用的目錄項(xiàng)鏈表
該鏈表通過索引節(jié)點(diǎn)對(duì)象i_dentry項(xiàng)鏈接，因?yàn)橐粋€(gè)給定的索引節(jié)點(diǎn)可能有多個(gè)鏈接，所以可能就有多個(gè)目錄項(xiàng)對(duì)象，因此用一個(gè)鏈表鏈接它們 最近使用的雙向鏈表
該鏈表含有未被使用的和負(fù)狀態(tài)的目錄項(xiàng)對(duì)象。由于該鏈以時(shí)間順序插入，所以最后釋放的目錄項(xiàng)對(duì)象放在鏈表首部，最近最少使用的目錄項(xiàng)對(duì)象總是靠近鏈表尾部。一旦目錄項(xiàng)的告訴緩存空間開始變小的的時(shí)候，內(nèi)核就從鏈表的尾部刪除元素，使得多數(shù)最近經(jīng)常使用的對(duì)象得以保留。哈希表和相應(yīng)的哈希函數(shù)快速地將給定的路徑名解析未相關(guān)的目錄項(xiàng)對(duì)象。

哈希表石由數(shù)組dentry_hashtable表示，其中每一個(gè)元素都是指向一組具有相同鏈值的目錄項(xiàng)對(duì)象的指針。通過d_lookup()函數(shù)在緩存中查找，如果訪問的對(duì)象不在目錄項(xiàng)高速緩存中，哈希函數(shù)返回一個(gè)空值

從路徑名到目標(biāo)節(jié)點(diǎn)CSAyD V
Guf3$",XY(本 文來 源于 我 的學(xué) 習(xí)網(wǎng)電腦課堂LINUX教程 htTP://WWw.GZu521.COm]CSAyD V
Guf3$",XY

ext2

ext2磁盤布局在邏輯空間中的映象

超級(jí)塊
ext2超級(jí)塊是用來描述ext2文件系統(tǒng)整體信息的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，是ext2的核心所在。它是個(gè)ext2_super_block數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)

一些域的解釋

文件系統(tǒng)中并非所有的塊都可以使用，有些塊是保留的，給超級(jí)塊專用，塊的數(shù)目在i_r_blocks_count定義。一旦空閑塊總數(shù)等于保留塊，普通用戶就無法申請(qǐng)數(shù)據(jù)快了。如果保留塊也被使用，則系統(tǒng)就可能無法使用了。邏輯快是從0號(hào)開始，對(duì)塊大小為1kb的文件系統(tǒng)，s_first_block為1，對(duì)其它文件系統(tǒng)，則為0s_log_block_size以2的冪次方表示塊的大小，單位1024字節(jié)ext2要定期檢查自己的狀態(tài)，s_lastcheck記錄最近一次檢查狀態(tài)的時(shí)間，而s_checkinterval則規(guī)定了兩次檢查狀態(tài)的最大允許時(shí)間間隔 如果檢查到文件系統(tǒng)有錯(cuò)誤，則對(duì)s_errors賦一個(gè)錯(cuò)誤的值

ext2_sb_info
每個(gè)文件系統(tǒng)自己的特性信息
[圖]

ext2索引節(jié)點(diǎn)
[圖]

解釋:
邏輯塊－>物理塊
ext2通過索引節(jié)點(diǎn)中的數(shù)據(jù)塊指針數(shù)組進(jìn)行邏輯塊到物理塊的映射。指針數(shù)組15項(xiàng)，前12個(gè)為直接塊指針，后3個(gè)分別為“一次間接塊指針”，“二次間接塊指針”，“三次間接塊指針”。

索引12中的元素包含一個(gè)塊的邏輯號(hào)，這個(gè)塊代表邏輯塊號(hào)的一個(gè)二級(jí)數(shù)組。數(shù)組對(duì)應(yīng)的文件快號(hào)從12到b/4+11,b是文件系統(tǒng)塊的大小索引13中的元素包含一個(gè)塊的邏輯號(hào)，這個(gè)塊代表邏輯塊號(hào)的一個(gè)三級(jí)數(shù)組。數(shù)組對(duì)應(yīng)的文件快號(hào)從b/4+12到(b/4)^2+(b/4)+11索引14中的元素包含一個(gè)塊的邏輯號(hào)，這個(gè)塊代表邏輯塊號(hào)的一個(gè)四級(jí)數(shù)組。數(shù)組對(duì)應(yīng)的文件快號(hào)從(b/4)^2+(b/4)+12到(b/4)^3+(b/4)^2+(b/4)+11

組描述符

ext2_group_desc的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)
struct ext2_group_desc{ ? _u32 bg_block_bitmap;//塊位圖所在的塊號(hào)_u32 bg_inode_bitmap;索引節(jié)點(diǎn)位圖所在的塊號(hào)
_u32 bg_inode_table; 索引節(jié)點(diǎn)表的首塊號(hào)
_u16 bg_free_blocks_count;空閑塊號(hào)
_u16 bg_free_inodes_count; 空閑索引節(jié)點(diǎn)數(shù)
_u16 bg_used_dirs_count; 分配給目錄的節(jié)點(diǎn)數(shù)
_u16 bg_pad; 填充，對(duì)齊到字；
_32 [3] bg_reserved;用null填充12個(gè)字節(jié) ?}

每個(gè)塊組都有一個(gè)相應(yīng)的組描述符描述它，所有組描述符形成一個(gè)組描述符表，組描述符可能占多個(gè)數(shù)據(jù)塊。 作用大。一旦描述符破壞，整個(gè)組塊無法使用，再每個(gè)組塊中備份

位圖
數(shù)據(jù)塊位圖：每一位表示數(shù)據(jù)塊的使用情況，1表示已分配，0表示空閑 索引位圖也類似

用高速緩存管理位圖塊 每個(gè)高速緩存最多同時(shí)只能裝入ext2_max_grop_loaded個(gè)位圖塊或索引塊采用類似lru算法管理高速緩存ext2_sb_info中的四個(gè)域來管理這兩個(gè)高速緩存s_block_bitmap_number[]存放進(jìn)入高速緩存的塊號(hào)（塊組號(hào)），s_block_bitmap[]存放了相應(yīng)塊在高速緩存中的地址

load_block_bitmap()調(diào)入指定的數(shù)據(jù)塊位圖

1）如果指定的塊組號(hào)大于塊組數(shù)，出錯(cuò)，結(jié)束
2）通過搜索s_block_bitmap_number[]數(shù)組可知位圖塊是否進(jìn)入了高速緩存，如果進(jìn)入，則結(jié)束，否則，繼續(xù) ?
3）如果塊組數(shù)不大于ext2_max_grop_loaded，高速緩存就可以同時(shí)裝入所有塊組數(shù)據(jù)塊位圖，無論采用什么算法，只要從s_block_bitmap_number[]找到一個(gè)空閑的元素，將塊組號(hào)寫入，然后將位圖塊調(diào)入高速緩存，最后將它在高速緩存中的地址寫入s_block_bitmap[]數(shù)組中

4）如果塊組數(shù)大于ext2_max_grop_loaded，則需要采用一下算法：
首先通過s_block_bitmap_number[]數(shù)組判斷高速緩存是否已滿，若未滿，則操作過程類似上面的步驟，不同的事要將s_block_bitmap_number[]數(shù)組各元素后移一位，用空出的第一個(gè)元素存儲(chǔ)塊組號(hào)，s_block_bitmap[]做同樣的處理如果高速緩存已滿，將s_block_bitmap[]數(shù)組最后一項(xiàng)所指的位圖塊從高速緩存中交換出去，然后調(diào)入指定的位圖塊，最后對(duì)這兩個(gè)數(shù)組操作類似上面相同的操作

索引節(jié)點(diǎn)表
每個(gè)塊組中索引節(jié)點(diǎn)都存儲(chǔ)在各自的索引節(jié)點(diǎn)表中，并且按照索引節(jié)點(diǎn)號(hào)依次存儲(chǔ)。索引節(jié)點(diǎn)表一般要占好幾個(gè)數(shù)據(jù)塊 所有索引節(jié)點(diǎn)的大小，128字節(jié)。所以1024字節(jié)的數(shù)據(jù)塊可以包含8個(gè)索引節(jié)點(diǎn) 計(jì)算索引節(jié)點(diǎn)表占用的塊數(shù)：一個(gè)塊組中索引節(jié)點(diǎn)總數(shù)/每個(gè)塊中的索引節(jié)點(diǎn)數(shù)。
塊組中索引節(jié)點(diǎn)總數(shù)放在超級(jí)塊中的s_inode_per_group域

索引節(jié)點(diǎn)的域
_u16 i_mode 文件類型和訪問權(quán)限
_u16 i_uid 文件所有者的標(biāo)志符 ?
_u32 i_size 以字節(jié)為單位的文件長度
_u32 i_atime
_u32 i_ctime 時(shí)間信息 ?
_u32 i_dtime
_u16 i_links_count 硬鏈接計(jì)數(shù)器
_u32 i_blocks 文件的數(shù)據(jù)塊數(shù)

ext2目錄項(xiàng)
目錄是一種特殊的文件，它是由ext2_dir_entry這個(gè)結(jié)構(gòu)組成的列表。 結(jié)構(gòu)是變長的，這樣可以減少磁盤空間的浪費(fèi)。 長度有限制：
文件名最長只能為255個(gè)字符
一般自動(dòng)變成為4的倍數(shù)，不足補(bǔ)null 目錄中有文件和子目錄，每一項(xiàng)對(duì)應(yīng)一個(gè)ext2_dir_entry

ext2_dir_entry結(jié)構(gòu)

struct ext2_dir_entry{
_u32 inode; //節(jié)點(diǎn)號(hào)
_u16 rec_len; // 目錄項(xiàng)的長度
_u8 name_len; //名字長度
char name[ext2_name_len];//文件名 };

各類文件使用數(shù)據(jù)塊

常規(guī)文件
在創(chuàng)建的時(shí)候是空的，不需要數(shù)據(jù)塊，只有在開始有數(shù)據(jù)的時(shí)候才需要數(shù)據(jù)塊 目錄
ext2以一種特殊的文件實(shí)現(xiàn)了目錄，文件的數(shù)據(jù)塊存放了文件名和相應(yīng)的索引節(jié)點(diǎn)號(hào) 符號(hào)鏈：如果路徑名不大于60個(gè)字符，就把它存放在索引節(jié)點(diǎn)的i_blocks域中，因此無需數(shù)據(jù)塊。否則就需要一個(gè)單獨(dú)的數(shù)據(jù)塊

設(shè)備文件，管道和套接字
不需要數(shù)據(jù)塊，所有必要的信息都存放在索引節(jié)點(diǎn)中。

ext2的文件類型

文件類型 描述
0 未知
1 正規(guī)文件
2 目錄
3 字符設(shè)備
4 塊設(shè)備
5 命名管道
6 套接字
7 符號(hào)鏈

創(chuàng)建索引節(jié)點(diǎn)

函數(shù)為ext2_new_inode()
參數(shù)為：dir,mode
新創(chuàng)建節(jié)點(diǎn)必須插到一個(gè)目錄中，參數(shù)dir指的是這個(gè)目錄的索引節(jié)點(diǎn)對(duì)象的地址 -----const struct inode *dir
mode指的是創(chuàng)建索引節(jié)點(diǎn)的類型

步驟
調(diào)用get_empty_inode()分配一個(gè)新的索引節(jié)點(diǎn)對(duì)象分配一個(gè)新的索引節(jié)點(diǎn)對(duì)象，并sb=dir->i_sb;調(diào)用lock_super()獲得超級(jí)塊對(duì)象的互斥訪問如果新創(chuàng)建的索引節(jié)點(diǎn)是目錄，，則要考慮將來是否能將其屬下的文件都容納在一個(gè)塊組中。所以應(yīng)該找個(gè)其空閑索引節(jié)點(diǎn)的數(shù)量超過整個(gè)設(shè)備上的平均值這么一個(gè)塊組，而不惜離開父節(jié)點(diǎn)所在的塊組，另起爐灶^_^如果新創(chuàng)建的節(jié)點(diǎn)是文件，首先考慮將其索引節(jié)點(diǎn)分配在其目錄所在的塊組，若無空閑索引節(jié)點(diǎn)，則沿著此塊組往下繼續(xù)查找。若還是沒有，則從第一個(gè)塊組從頭開始查找。

確定了索引節(jié)點(diǎn)分配在哪個(gè)的塊組，就要從索引節(jié)點(diǎn)位圖中分配一個(gè)節(jié)點(diǎn)，（調(diào)用load_inode_bitmap())，從中尋找第一個(gè)空位，這樣就得到了第一個(gè)空閑磁盤索引節(jié)點(diǎn)號(hào) 分配磁盤索引節(jié)點(diǎn)：把索引節(jié)點(diǎn)位圖的相應(yīng)位設(shè)置好，并把含有這個(gè)位圖的緩沖區(qū)標(biāo)記為“臟”把塊描述符的bg_free_inodes_count域減1。如果新的索引節(jié)點(diǎn)是個(gè)目錄，則增加bg_used_dirs_count

把磁盤超級(jí)塊的s_free_inodes_count減1， 初始化索引節(jié)點(diǎn)的域，如設(shè)置i_ino,把新的索引節(jié)點(diǎn)插入到inode_hashtable。 調(diào)用mark_inode_dirty()把這個(gè)索引節(jié)點(diǎn)對(duì)象移到超級(jí)塊的臟索引節(jié)點(diǎn)鏈表調(diào)用unlock_super()釋放超級(jí)塊對(duì)象 返回新索引節(jié)點(diǎn)對(duì)象的地址

創(chuàng)建文件系統(tǒng)ext2

初始化超級(jí)塊和組描述符 檢查是否有缺陷的塊，如果有，創(chuàng)建有缺陷塊的鏈表對(duì)每個(gè)塊組，保留存放超級(jí)塊、組描述符、索引節(jié)點(diǎn)表以及兩個(gè)位圖所需要的磁盤 把索引節(jié)點(diǎn)位圖和每個(gè)塊組的數(shù)據(jù)映射位圖初始化為0初始化每個(gè)塊組的索引節(jié)點(diǎn)鏈表 創(chuàng)建/root目錄 創(chuàng)建lost+found目錄（有缺失和缺陷的） 更新這個(gè)兩個(gè)塊組中的位圖把有缺陷的塊組織起來放在lost+found目錄中