ATA on 大飞的博客

从零写OS（二十九）：block cache —— 给磁盘加一层缓存

Fri, 15 May 2026 02:00:00 +0000

Linux 内核里有个叫 page cache（以前叫 buffer cache）的东西，所有磁盘 IO 都要经过它。为什么？因为磁盘太慢了——ATA PIO 读一个扇区要等几毫秒，而内存访问只要几纳秒。把最近访问过的扇区留在内存里，下次再访问直接从内存读，速度提升几千倍。

这一章给我们的 ext2 文件系统加上这层缓存，同时顺手修了一个隐藏很深的调度器 bug。

设计：LRU write-back 缓存

最简单够用的设计：固定 64 个 slot，每个 slot 缓存一个 512 字节扇区，LRU 淘汰，write-back 写回。

typedef struct {
    uint32_t lba;
    uint8_t  data[512];
    uint8_t  valid;
    uint8_t  dirty;
    uint32_t lru_time;
} bcache_slot_t;

static bcache_slot_t slots[64];
static uint32_t      clock = 0;

lru_time 用一个全局 clock 计数器实现——每次访问 clock++，命中的 slot 拿到最新值，淘汰时找 lru_time 最小的那个。

bcache_get(lba)

uint8_t *bcache_get(uint32_t lba) {
    clock++;

    // 命中？
    for (int i = 0; i < 64; i++) {
        if (slots[i].valid && slots[i].lba == lba) {
            slots[i].lru_time = clock;
            return slots[i].data;
        }
    }

    // 找 LRU victim
    int victim = 0;
    for (int i = 1; i < 64; i++) {
        if (!slots[i].valid) { victim = i; break; }
        if (slots[i].lru_time < slots[victim].lru_time) victim = i;
    }

    // victim 是 dirty 的？先写回磁盘
    if (slots[victim].valid && slots[victim].dirty)
        ata_write_sector(slots[victim].lba, slots[victim].data);

    // 读新扇区
    ata_read_sector(lba, slots[victim].data);
    slots[victim] = (bcache_slot_t){ lba, ..., valid=1, dirty=0, lru_time=clock };
    return slots[victim].data;
}

返回的是指向缓存数据的指针，调用方可以直接读写这块内存。写完后调 bcache_dirty(lba) 标记为脏。

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（十四）：ATA 驱动，让内核能读磁盘

Wed, 06 May 2026 14:00:00 +0000

前面的文件系统都是存在内存里的——重启数据就没了。要读真实磁盘，得先搞清楚操作系统怎么和磁盘"说话"。这一章做 ATA 磁盘驱动。

磁盘和内核怎么通信

硬盘插在主板上，操作系统通过 ATA 协议和它通信。ATA 协议规定了一组固定的 x86 I/O 端口，内核用 in/out 指令直接操作这些端口，就能控制磁盘。

这叫 PIO 模式（Programmed I/O）——CPU 亲自一个字搬一个字地读数据。慢，但实现只需要几十行代码，是学习的最佳起点。

真实生产内核用 DMA（磁盘直接写内存，CPU 不搬数据），那是后话。

磁盘的最小单位：扇区

磁盘被切成 512 字节的扇区，每个扇区有一个编号，叫 LBA（Logical Block Address），从 0 开始数。

LBA=0 → 前 512 字节（Boot Sector）
LBA=1 → 512~1023 字节
LBA=2 → 1024~1535 字节（ext2 Superblock 就在这里）
...

要读文件系统里偏移 1024 字节的内容，就是读 LBA = 1024 / 512 = 2。

ATA 端口

ATA 协议设计于 1980 年代，把控制磁盘的所有操作映射到一组固定的 I/O 端口号上——这是当时 PC 硬件的惯例，如今这些端口号已经写死在无数设备里，成了不能改的"历史遗产"。

Primary ATA 控制器的端口：

端口	用途
`0x1F0`	数据（读写 16-bit）
`0x1F2`	要读几个扇区
`0x1F3`	LBA[7:0]
`0x1F4`	LBA[15:8]
`0x1F5`	LBA[23:16]
`0x1F6`	选盘 + LBA[27:24]
`0x1F7`	命令（写）/ 状态（读）

状态寄存器的两个关键位：