EXT4文件系统笔记之ext4_fill_super

-----------------------------------写在2017/05/29 13:56--------------------------------------------------------

周六答辩，最近无所事事，重新看以前自己写的笔记，心中颇有感慨，写上来吧，如果哪天笔记本丢了，所有的回忆也都没有了。其实我真的不是一个会写东西的人，学习过程中也很少写，因此遇到同样的问题时总是又要重新百度，Google，这其实不是一个很好的习惯。

声明：因为很久没有看了，所以可能有一些是错误的，有疑问的小伙伴可以提出问题，我看到的话会回答的哦。毕竟我也是在学习中的嘛。

其实，如果你们看到这里，我相信，你们应该是一个热爱学习充满好奇心的人，笔记基本都是关于EXT2的，EXT4是研三下学期才看的，EXT4相对于EXT2来说差别很大！！但是EXT2是基础，看源代码比较好理解。好啦废话不多说啦！开始咯！

-----------------------------------------------------关于文件系统部分的源代码我都有注释，可以去我的github 下载，对你有用的话，可以给我一个star 哦 哈哈谢谢------------------

-----------------------------------github地址：https://github.com/Hafy/linux-2.6.32.67-  ------------------------------------------------------------------

                -----------------------------------------------转载请注明出处--------------------------------------------------------

1、分配一个struct ext2_sb_info * sbi结构

2、因为不知道该设备的块大小是多少，因此不知道超级块所在的块号以及偏移量是多少。因此会有一个猜测，然后计算得到一个逻辑上的猜测的超级块所在的块号logic_sb_block

      （一）sb_bread函数解析

          调用sb_bread(sb, logic_sb_block)获得该逻辑块号所在的缓冲区首部 即buffer_head  下面我们来分析一下sb_bread函数

     最终会调用struct buffer_head *__bread(struct block_device *bdev, sector_t block, unsigned size)
{
struct buffer_head *bh = __getblk(bdev, block, size);


if (likely(bh) && !buffer_uptodate(bh))//buffer_uptodate(bh)==1表示该缓冲区存在有效数据  =0表示该缓冲区不存在有效数据
bh = __bread_slow(bh);//感觉是将磁盘上的相应的数据块读到上面的bh->b_data中
return bh;
}

分析struct buffer_head *__getblk(struct block_device *bdev, sector_t block, unsigned size)
{
struct buffer_head *bh = __find_get_block(bdev, block, size);


might_sleep();
if (bh == NULL)
bh = __getblk_slow(bdev, block, size);//页高速缓存中找不到该页则创建一页
return bh;
}

分析struct buffer_head *__find_get_block(struct block_device *bdev, sector_t block, unsigned size)
{
struct buffer_head *bh = lookup_bh_lru(bdev, block, size);//该函数在lru链表 里找我们要的缓冲区首部


if (bh == NULL) {
bh = __find_get_block_slow(bdev, block);//找不到调用该函数在页高速缓冲区查找buffer head
if (bh)
bh_lru_install(bh);//将我们在页高速缓冲区中找到的该逻辑块对应的buffer  head结构加入到lru链表里面
}
if (bh)
touch_buffer(bh);
return bh;
}

关于__find_get_block总结：

  在lru->bhs[]数组中查找是否有目标块对应的bh（lru->bhs实际上是最近最常访问的bh的一个数组），如果找到，则将该block对应的bh移到lru->bhs[0]中，数组越前面表示是最新的访问的bh

如果在lru中没有找到，则调用bh = __find_get_block_slow(bdev, block);//找不到调用该函数在页高速缓冲区查找buffer head，如果在页高速缓冲区中找到目标block对应的bh，则调用bh_lru_install(bh);//将我们在页高速缓冲区中找到的该逻辑块对应的buffer  head结构加入到lru链表里面

如果在lru中与页高速缓冲区中都没有找到目标block对应的bh，则__find_get_block函数返回NULL.且调用_getblk_slow函数在页高速缓冲区中新建一个bh

分析static struct buffer_head *__getblk_slow(struct block_device *bdev, sector_t block, int size)

  该函数最终调用static int grow_buffers(struct block_device *bdev, sector_t block, int size)

 (1)通过block目标块号与块大小size计算该块对应的页的index 

（按照我的理解是该index应该是该块号所在的页索引号，比如block 为 0,1,2,3 则index=0，block为4,5,6,7该index=1，假如块大小是1024的话，一个page可以包含4个block）
 (2)到这一步时，block是形参的目标块号block对应的page的那四个block号的首个block号，也就是该page的偏移量为0的那个逻辑块号，比如如果index=1，则该该block=4

调用 page = grow_dev_page(bdev, block, index, size);

分析该函数：

           ① 在页高速中page = find_or_create_page(inode->i_mapping, index,(mapping_gfp_mask(inode->i_mapping) & ~__GFP_FS)|__GFP_MOVABLE);新建一个page

           ② bh = alloc_page_buffers(page, size, 0);//分配4个buffer_head 连成一个链表，最后返回链表头的buffer_head

              每个bh->b_this_page指向下一个bh,且着四个bh=>b_data分别指向page->virtual ,page->virtual+1024,page->virtual+2018,page->virtual+3072 其实就是着四个bh对应                的page的虚拟地址，着四个bh的虚拟地址其实是连续的。

          ③link_dev_buffers(page, bh);//将buffer_head连成循环链表  ，将最后一个bh->b_this_page指回首个bh形成循环链表

          ④ init_page_buffers(page, bdev, block, size);//将和块号block在同一页的块号存进对应的bh->b_blocknr中

         ⑤成功返回 page

-----------------------------------sb_bread函数解析完了，继续--------------------------------

3、sbi->s_group_desc 是一个struct buffer_head ** s_group_desc;   接着刚刚的sb_bread

 计算得到该设备的块组描述符占据的块数目db_count后

//db_count是存储该文件系统的全部块组描述符需要的数据块数
//假设需要10块 循环10次将这10个数据块在页高速缓存中的对应的buffer_head对应的挂接到
//ext2_sb_info->s_group_desc[]数组中

--------------------------------------------别的我就不说了，主要就是填充超级块的结构。。额 感觉自己理解的不是很充分，因此写的也乱七八糟。。。。---------------------------

----------edited by Haifei----------------------------------

-----------------29/06/2018--------------------

4、接上面，将磁盘的块组描述符信息读取到内存中后，调用ext4_check_descriptors函数对块组描述符进行检查，其实这个检查比较简单，就是check 每个desc存储的block bitmap,inode bitmap, inode table 号是否在该块组的first block和last block之间

5、ext4_load_journal  如果有journal inode 那么将其加载到内存中。

(/*

* The first inode we look at is the journal inode.  Don't try
* root first: it may be modified in the journal!
*/)

     1、调用ext4_iget 获取日志索引节点的struct inode内存结构

      1）调用ext4_raw_inode 读取磁盘的日志inode数据到内存中

      2）调用ext4_inode_blocks 从inode中获取日志节点描述的文件的总的块的数目，调用ext4_isize 获取日志文件的大小（字节）其实就是想知道整个日志文件的大小吧

      3）接着是对该inode进行一些verify  具体我就不仔细看了。

     2、jbd2_journal_init_inode 函数

          jbd2_journal_init_inode creates a journal which maps an on-disk inode as
 * the journal.  The inode must exist already, must support bmap() and

 * must have all data blocks preallocated

       创建一个将磁盘inode映射为日志的日志。

        主要调用jbd2_journal_bmap(journal, 0, &blocknr) ，这个函数大致是将blocknr 指向了日志文件在内存中的首个块，其实就是日志超级块。是做映射嘛？（不太确定，我对日志这部分不熟）

        再调用getblk_unmovable函数从磁盘中读取日志超级块

        调用ext4_init_journal_params函数初始化日志的一些params 

     6、调用ext4_iget(sb, EXT4_ROOT_INO); 获取根inode的信息，与上面流程类似。

/*

* The jbd2_journal_load will have done any necessary log recovery,
* so we can safely mount the rest of the filesystem now.

*/  

7、d_make_root 给根inode分配 根dentry

     主要调用 static const struct qstr name = QSTR_INIT("/", 1);


res = __d_alloc(root_inode->i_sb, &name);

     1）__d_alloc

          先调用kmem_cache_alloc 在dentry cache中分配一个dentry，然后初始化dentry的各个字段

    2）d_instantiate

          将root_inode结构与root dentry结构关联起来

8、ext4_set_resv_clusters(sb); 待定

9、err = ext4_setup_system_zone(sb); 待定

吐血了，ext4_fill_super 比ext2_fill_super 多了这么多东西。。。