文件系统 on 大飞的博客

从零写OS（三十六）：ext2 写操作 —— 文件创建、引用计数与 tty 字符设备

Fri, 22 May 2026 07:00:00 +0000

前几章文件系统都是只读的。这一章实现 ext2 的写路径，让 echo hello > /tmp/a.txt && cat /tmp/a.txt 能正常工作，且重启后文件仍然存在。过程中还修了 fd 引用计数和 tty 字符设备两个问题。

ext2 磁盘结构回顾

块组 0:
  [超级块][组描述符][block bitmap][inode bitmap][inode table][数据块...]

关键字段：

sb->s_free_inodes_count / gd->bg_free_inodes_count：空闲 inode 计数
sb->s_free_blocks_count / gd->bg_free_blocks_count：空闲 block 计数
gd->bg_inode_bitmap：inode bitmap 所在块号
gd->bg_block_bitmap：block bitmap 所在块号
gd->bg_inode_table：inode table 起始块号

inode 号从 1 开始；前 10 个是系统保留的（root=2，lost+found=11）。

alloc_inode / alloc_block

alloc_inode

uint32_t alloc_inode(void) {
    // 1. 读 inode bitmap 块
    // 2. 找第一个为 0 的位（bit i → inode i+1）
    // 3. 置位，写回 bitmap
    // 4. 更新超级块和组描述符的 free_inodes_count
    // 5. 返回 inode 号（从 1 开始）
}

alloc_block

uint32_t alloc_block(void) {
    // 1. 读 block bitmap 块
    // 2. 找第一个为 0 的位，跳过 block 0（保留）
    // 3. 置位，写回 bitmap
    // 4. 更新超级块和组描述符的 free_blocks_count
    // 5. 清零新分配的块（避免垃圾数据）
    // 6. 返回块号
}

注意：block bitmap 的 bit 0 对应 block 0，必须跳过（block 0 不存在）。实际第一个可分配的块由文件系统布局决定（本项目中是 610）。

从零写OS（十五）：挂载 ext2，读真实文件系统

Wed, 06 May 2026 15:00:00 +0000

前几章的文件系统是存在内存里的——重启数据就没了，文件名也是硬编码的。这一章做真实的：挂载一个 ext2 磁盘镜像，让 Shell 能读取里面的文件。

上一章已经有了 ATA 驱动，能按扇区号读磁盘。现在的问题是：磁盘上的数据是怎么组织的？

ext2 的结构

ext2 是 Linux 最经典的文件系统，ext3/ext4 都是在它基础上演化来的。理解 ext2，基本上就理解了现代文件系统的核心思路。

磁盘从偏移 1024 字节开始是 Superblock，存整个文件系统的基本参数：block 大小是多少、有多少 inode、magic number 是 0xEF53（用来确认这确实是 ext2）。

接下来是 Group Descriptor，告诉你 inode table 在哪个 block。

然后才是真正的数据区：inode table 和数据块。

Inode 是文件的"身份证"。每个文件有一个唯一的 inode 号，inode 里存着文件大小、权限，以及最重要的——i_block[0..11]，12 个直接指向数据块的指针。想读文件内容，就顺着这些指针去读对应的数据块。

目录也是文件，它的数据块里存的是一条条 ext2_dir_entry：每条记录包含 inode 号、文件名长度、文件名。ls 就是读根目录的数据块，遍历这些记录。

读文件的完整路径

Superblock  → 拿到 block_size、inodes_per_group
GroupDesc   → 拿到 inode table 的起始 block 号
Inode[ino]  → 拿到文件大小和 i_block[]
DataBlock   → 真正的文件内容

读目录（ls）就在最后一步多做一件事：把数据块里的 ext2_dir_entry 链遍历一遍。

每一步都需要从磁盘读若干个扇区——这正是上一章 ATA 驱动的用武之地。

从零写OS（十二）：VFS，让系统调用不认识具体文件系统

Wed, 06 May 2026 12:00:00 +0000

上一章我们写了一个 SimpleFS，可以创建文件、读写内容。但现在有个问题：open() 系统调用直接调的是 fs_create、fs_read 这些 SimpleFS 专属函数。

如果哪天要支持 FAT32，就得去改系统调用的代码。这显然不对。

这一章加一层 VFS（Virtual File System，虚拟文件系统），把系统调用和具体文件系统隔开。

先把概念搞清楚

间接层解耦

软件里有句老话：任何问题都可以通过加一层间接层解决。VFS 就是这层间接层。

用户进程
   ↓  open / read / write
  VFS（统一接口）
   ↓              ↓
SimpleFS         FAT32

系统调用只跟 VFS 说话，VFS 再转发给具体 FS。新增一种文件系统，只需要实现 VFS 要求的那几个函数，不动系统调用层。

file_operations：C 语言的多态

VFS 要求每种文件系统提供一张函数指针表：

typedef struct {
    int (*read) (...);
    int (*write)(...);
    uint32_t (*lookup)(...);
    uint32_t (*create)(...);
} FileOps;

VFS 调 fops->read(...) 时，实际执行的是哪个函数，取决于挂载时注册的是哪张表。这是 C 语言实现"多态"的标准手法，Linux 内核里到处都是这个模式。

vnode：VFS 的通用 inode

具体 FS 有自己的 inode，VFS 层包一层 vnode，里面放着具体 FS 的 inode 号和对应的函数指针表。对上层完全屏蔽了底层差异。

从零写OS（十一）：文件系统，从磁盘到文件名

Wed, 06 May 2026 11:00:00 +0000

到目前为止，内核能跑进程、能做系统调用，但所有数据都在内存里——进程一死，什么都没了。

这一章做文件系统：把数据写到"磁盘"（我们用内存模拟），下次还能读回来。

先把概念搞清楚

动手之前，先理解五件事。

为什么需要文件系统

磁盘本质上就是一个大字节数组。没有文件系统，你只能说"读第 1234 字节"，没法说"读 /etc/passwd"。

文件系统做的事就是在这个字节数组上建立一套命名和组织规则，让你可以用路径找到数据，而不是手动记偏移量。

inode：文件名和内容分离

Unix 最重要的设计之一：inode 描述文件内容，目录存文件名，两者分开。

inode 记录的是"这个文件是什么"——大小、权限、数据在磁盘哪几块——但不存文件名。文件名只是一个指向 inode 的标签，存在目录里。

这意味着同一个 inode 可以被多个名字指向，这就是硬链接。重命名文件也不需要移动任何数据，只改目录项。

超级块：文件系统的自我描述

挂载一块磁盘时，内核第一件事是读超级块。超级块告诉内核这个文件系统的结构：inode 区从哪里开始、数据块从哪里开始、总共多少块、还有多少空闲。

超级块损坏 = 整个文件系统不可读。所以 ext4 会在磁盘多个位置备份超级块。

目录是普通文件

目录没有什么神奇的内部结构，它就是一个普通文件，内容是一张表：文件名 → inode 号。

ls 的本质是读这张表然后打印。路径解析 /a/b/c 就是：读根目录找 a 的 inode → 把 a 当目录读，找 b 的 inode → 把 b 当目录读，找 c 的 inode。

空闲管理：位图

磁盘上哪些块被占用、哪些空闲，用位图记录——1 个 bit 对应 1 个块，0 表示空闲，1 表示已用。分配空间就是找第一个 0 位翻成 1。

这五个概念搞清楚，下面的代码就是它们的直接翻译。

文件系统解决什么问题

内存是易失的，文件系统负责两件事：