這一課中，將創建一個磁盤分區，并在她上面建立文件系統。文章看起來比較長，但是過程比較簡單。

大家都知道，硬盤最小的管理單位是扇區，每個扇區512字節。有兩種方式定位訪問磁盤。一種是CHS模式（Cylinder, Head，?Sector），她反映了磁盤的物理結構。扇區（Sector）是磁盤可以直接訪問的最小數據單位（即一個塊）。柱面（Cylinder）也成為磁軌，通常一個1.44M軟盤每柱面有18扇區，而硬盤每柱面含有64扇區。磁頭（Head）表示有多少個盤面（通常每個盤面使用兩個磁頭，正反盤面各一個）。關于CHS相關的資料網絡上可以搜索出很多，這里不贅述。
例如我建立了一個100M字節的磁盤映象文件，在bocsh可以這樣定義它的結構：

ata0-master: type=disk, path="minix.img", mode=flat, cylinders=200, heads=16, spt=63

計算：16 * 64 * 200 * 512 =?100 M（512是每扇區字節數）

很明顯，在CHS模式下，磁盤容量最大可表示為??柱面數?*?每柱面扇區數?*?磁頭數?* 512.?注意：柱面和磁頭從0開始計數，而扇區數則從1開始。不要問我為什么。

另一種硬盤訪問模式叫LBA（Linear Block Addressing：線性塊尋址模式），它是物理硬盤的邏輯尋址方式。和線性內存尋址一樣，LBA用線性地址來定位扇區（這樣，柱面和磁頭就不會用到了）。這種方式非常簡單，但是驅動使用的是CHS模式，所以需要進行轉換（LBA也是從0開始計數的）。

LBA =（C-Cs）*PH*PS+（H-Hs）*PS+（S-Ss）
磁盤大小LBA值?= C *?H *?S - 1

方向計算（由LBA獲取CHS：下面的公式好像有問題，讀者最好在網上找到正確的資料）：
C = LBA / (heads per cylinder * sectors per track)
temp = LBA % (heads per cylinder * sectors per track)
H = temp / sectors per track
S = temp % sectors per track + 1

CHS跟LBA之間，其實相當于seg:offset與線形地址的關系。不同點在于:

CHS是三維的，seg:offset是二維的

LBA的空間更大2^32，CHS空間很小2^24（不考慮sector不能取0的問題)

如果你使用vmware建立一個虛擬磁盤，可以在啟動時進入bios看到該虛擬磁盤的?CHS?和?LBA?信息。

下面三個demo對應的源程序分別為dpt（分區表disk partition table），fs和root目錄。

我們可以定義一個數據結構：

07/dpt/hd.c

struct HD_PARAM {
??? unsigned int cyl;
??? unsigned int head;
??? unsigned int sect;
} HD0 = {208, 16, 63};????????//?定義一個104M磁盤

?

由于skelix使用LBA尋址，所以需要把LBA地址轉換成CHS地址：
??? unsigned int cyl = lba / (HD0.head * HD0.sect);
??? unsigned int head = (lba % (HD0.head * HD0.sect)) / HD0.sect;
??? unsigned int sect = (lba % (HD0.head * HD0.sect)) % HD0.sect + 1;

現在已經得到chs地址了，我們將通過?0x1F0-0x1F7端口來訪問硬盤。

（這些繁文縟節一點也不好玩，但是我又不得不講）

07/include/hd.h

#define HD_PORT_DATA??? ???? 0x1f0
#define HD_PORT_ERROR??? ??? 0x1f1
#define HD_PORT_SECT_COUNT?? 0x1f2
#define HD_PORT_SECT_NUM???? 0x1f3
#define HD_PORT_CYL_LOW??? ? 0x1f4
#define HD_PORT_CYL_HIGH???? 0x1f5
#define HD_PORT_DRV_HEAD???? 0x1f6
#define HD_PORT_STATUS??? ?? 0x1f7
#define HD_PORT_COMMAND??? ? 0x1f7

?

另人恐慌，不過可以很清楚的來個分組。我們從0x1f0端口讀取數據，

如果發生了錯誤就從0x1f1讀取錯誤碼，

0x1f2和0x1f3端口設置扇區號，

0x1f4和0x1f5端口設置柱面號，

0x1f6端口設置磁頭號。

端口0x1f7用于讀硬盤狀態或者寫操作命令。

寫0x1f7端口常用的命令字如下：
#define HD_READ??? ??? ??? ? 0x20????????//?讀硬盤
#define HD_WRITE??? ??? ???? 0x30????????//?寫硬盤

通過上面定義，我們可以粗略的認為通過以下幾個步驟訪問硬盤，

（為了簡化步驟，暫時不做一些錯誤檢測）

下面這個函數hd_rw就是用來操作硬盤的接口。

07/hd.c

??? while ((inb(HD_PORT_STATUS)&0xc0)!=0x40)
??? //?等待硬盤狀態，直到可以寫或讀為止，狀態字節說明如下：

Bit 7	控制器忙
Bit 6	驅動器準備就緒
Bit 5	寫出錯
Bit 4	尋道結束
Bit 3	數據請求復位
Bit 2	ECC效驗錯誤
Bit 1	硬盤已收到索引
Bit 0	命令執行錯誤

??? outb(sects_to_access, HD_PORT_SECT_COUNT); //?準備讀或寫多少個扇區

?

??? outb(sect, HD_PORT_SECT_NUM);????????????? //?發送chs地址
??? outb(cyl, HD_PORT_CYL_LOW);
??? outb(cyl>>8, HD_PORT_CYL_HIGH);
??? outb(0xa0|head, HD_PORT_DRV_HEAD);???????? // a0是第一塊硬盤

Bits 7-5	必須是?101b
Bit 4	HD0(=0第一塊硬盤), HD1(=1第二塊硬盤)
Bits 3-0	磁頭號

?

??? outb(com, HD_PORT_COMMAND);????????????????//?硬盤操作命令

HD_READ=0x20	如果不成功會反復讀
HD_WRITE=0x30	如果不成功會反復寫

??? if (com == HD_READ)
??? ??? insl(HD_PORT_DATA, buf, sects_to_access<<7);
??? else if (com == HD_WRITE)
??? ??? outsl(buf, sects_to_access<<7, HD_PORT_DATA);

????//?說明：insl和outsl是從io端口讀寫一串數據的宏匯編指令，

????//?這里使用的是pio方式，mdma和udma不作討論

??? while ((inb(HD_PORT_STATUS)&0x80));????????//?等待完成

事實上，這只是最簡單的處理流程，連錯誤檢測都沒有。雖然是pio方式，

仍然可以使用中斷，以避免上面的while循環等待，而減少內核浪費的時間。

不過skelix不準備做這么復雜。

?

磁盤分區表（disk partitiontable，以下簡稱dpt）

現在我們有能力訪問硬盤的扇區了，需要把這些扇區管理起來。硬盤的第一個扇區必須包含硬盤分區表。這個分區表從第一個扇區的0x1be偏移開始，長度是64字節。最多可以包含4個分區（本文不考慮邏輯分區，都使用主分區）。這4個分區的相對偏移分別為0x1be, 0x1ce, 0x1de, 0x1fe，第一個扇區的最后兩個字節必須是0xaa55。

每個分區項的格式如下：

Byte? 0	引導標識
Bytes 1-3	CHS?信息
Byte? 4	分區類型
Bytes 5-7	CHS?信息
Bytes 8-11	該分區的起始扇區號
Bytes 12-16	扇區數量

?

第0個字節是引導標識，如果值為0x80標識可引導。對于一塊硬盤來說，只有一個分區是可以引導的。第4個字節定義分區類型，例如FAT32, NTFS, ext2等。有一篇文章http://www.osdever.net/documents/partitiontypes.php?the_id=35，里面定義了常見的分區類型。

從上面的表可以看到dpt項有兩種方式定位扇區，一種是通過字節1~3和字節5~7中的CHS信息，另一種是字節8~16的LBA信息。隨便用哪一種都是一樣的，在本文中使用LBA方式，所以我不準備解釋字節1~3和字節5~7的具體格式了。

現在我們來建立分區表：
07/dpt/hd.c

?

static void
setup_DPT(void) {
??? unsigned char sect[512] = {0};
??? sect[0x1be] = 0x80;?????????????//?第一個分區可引導

??? sect[0x1be + 0x04] = FST_FS;????//?自定義的數據分區類型
??? *(unsigned long *)&sect[0x1be + 0x08] = 1;
??? *(unsigned long *)&sect[0x1be + 0x0c] = 85*1024*2; /* 85MB */

??? sect[0x1ce + 0x04] = FST_SW;????//?自定義的交換分區類型，后續課程使用
??? *(unsigned long *)&sect[0x1ce + 0x08] = 85*1024*2+1;
??? *(unsigned long *)&sect[0x1ce + 0x0c] = 16*1024*2; /* 16MB */

??? sect[0x1fe] = 0x55;
??? sect[0x1ff] = 0xaa;

??? hd_rw(0, HD_WRITE, 1, sect);????//?寫入磁盤

????//?寫到扇區0，扇區數為1，sect是寫入緩沖
}

現在，我們在啟動的過程中把分區表信息打印出來：
07/dpt/hd.c

void
verify_DPT(void) {
??? unsigned char sect[512];
??? unsigned i = 0;
??? unsigned int *q = (unsigned int *)(HD0_ADDR);

????//?變量q存放讀出的分區表（起始扇區號和扇區數量）數組

??? hd_rw(0, HD_READ, 1, sect);
??? if ((sect[0x1fe]==0x55) && (sect[0x1ff]==0xaa)) {
??????? unsigned char *p = &sect[0x1be];
??????? char *s;
??? ??? kprintf(KPL_DUMP, "?? | Bootable | Type????? | Start Sector | Capacity \n");

??????? for (i=0; i<4; ++i) {
??? ??? ??? kprintf(KPL_DUMP, " %d ", i);
??????????? if (p[0x04] == 0x00) {
??????????????? kprintf(KPL_DUMP, "| Empty\n");
??? ??? ??? ??? p += 16;
??? ??? ??? ??? q += 2;
??? ??? ??? ??? continue;
??? ??? ??? }
??? ??? ??? if (p[0x00] == 0x80)
??? ??? ??? ??? s = "| Yes????? ";
??? ??? ??? else
??? ??? ??? ??? s = "| No?????? ";

??????????? kprintf(KPL_DUMP, s);
??? ??? ??? /* system indicator at offset 0x04 */
??? ??? ??? if (p[0x04] == FST_FS) {
??? ??? ??? ??? kprintf(KPL_DUMP, "| Skelix FS ");
??? ??? ??? } else if (p[0x04] == FST_SW) {
??? ??? ??? ??? kprintf(KPL_DUMP, "| Skelix SW ");
??? ??? ??? } else
??? ??? ??? ??? kprintf(KPL_DUMP, "| Unknown?? ", *p);

??????????? /* starting sector number */
??? ??? ??? *q++ = *(unsigned long *)&p[0x08];
??? ??? ??? kprintf(KPL_DUMP, "| 0x%x?? ", *(unsigned long*)&p[0x08]);
??? ??? ??? /* capacity */
??? ??? ??? *q++ = *(unsigned long*)&p[0x0c];
??? ??? ??? kprintf(KPL_DUMP, "| %dM\n", (*(unsigned long*)&p[0x0c]*512)>>20);

??????????? //?保存到內存中，32字節偏移，32字節長度

??????????? p += 16;
??? ??? }
??? } else {
??? ??? kprintf(KPL_DUMP, "No bootable DPT found on HD0\n");
??? ??? kprintf(KPL_DUMP, "Creating DPT on HD0 automaticly\n");
??? ??? kprintf(KPL_DUMP, "Creating file system whatever you want it or not!!\n");
??? ??? setup_DPT();
??? ??? verify_DPT();
??? }
}

在我們編譯觀察結果之前，還需要修改任務函數task1_run?和?task2_run，因為它們會滾動屏幕把我們想要的結果覆蓋掉。
07/init.c

void
do_task1(void) {
??? __asm__ ("incb 0xb8000+160*24+2");
}

void
do_task2(void) {
??? __asm__ ("incb 0xb8000+160*24+4");
}

按例，還得改改Makefile，加入?hd.o?到?KERNEL_OBJS,?并在sti()?之前就調用?verify_DPT()函數：
07/dpt/Makefile

KERNEL_OBJS= load.o init.o isr.o timer.o libcc.o scr.o kb.o task.o kprintf.o hd.o exceptions.o

?

07/dpt/init.c

??? __asm__ ("ltrw??? %%ax\n\t"::"a"(TSS_SEL));
??? __asm__ ("lldt??? %%ax\n\t"::"a"(LDT_SEL));

??? kprintf(KPL_DUMP, "Verifing disk partition table....\n");
??? verify_DPT();?? ?? /* <<<<< Here it is */

??? sti();???????????? //?任務調度可以進行了

?

編譯運行一把，OK！（最好使用一個未分區的磁盤映象來測試）

文件系統

分區已經建立，下一步就是組織各個分區上的文件系統。雖然我們可以做到訪問扇區了，但是對于訪問文件卻是不方便的。需要做一些結構化的工作，為此定義了一個表示文件的數據結構：
07/fs/include/fs.h

?

#define FT_NML??? 1???????????? /* normal file */
#define FT_DIR??? 2

struct INODE {????????????????? /*?存放在硬盤里面，在inode區?*/
??? unsigned int i_mode;??? ??? /* file mode */
??? unsigned int i_size;??? ??? /* size in bytes */
??? unsigned int i_block[8];
};
*nix?用戶可能對inode比較敏感。現在我來一一解釋這個數據結構中的域，i_mode定義文件類型。FT_NML?表示這是一個普通文件，FT_DIR?表示是一個目錄。i_size?是文件大小，對于文件夾則是另外意思，后面將會講到。i_block的前6個整形表示文件的前6個扇區號，第七個表示二級指針扇區（即它指向一個扇區，這個扇區里面存放文件后續部分使用扇區號），由?512 / 4 = 128?扇區，表示文件接下來使用的128個扇區。128 * 512 = 64K。i_block數組的最后一個表示三級指針，最大可以表示?(512 / 4) * (512 / 4) * 512 = 8MB字節。所以這個i_block數組最大可以表示?3k + 64K +?8M文件的大小，雖然比較小，但是對于我們的85M?分區來說已經足夠了。最重要的是，它比較簡單。舉例來說把，這個文件節點使用了如下扇區序列：?13, 7, 9, 16, 257, 57, 3, ....., 35, 33, ....., 55, ......., 128, ....., 81.

對于目錄（也是一種文件）來說，它以類似數組的形式組織：?{{file_name, file_inode}, {file_name, file_inode}, {file_name, file_inode}, }，定義如下：

07/fs/include/fs.h

#define MAX_NAME_LEN 11

struct DIR_ENTRY {????????????/?存放在硬盤里面，在data區?*/

??? char de_name[MAX_NAME_LEN];
??? int de_inode;
};

操作系統中的所有文件都有一個獨一無二的節點編號，如果有了這個節點號，就可以找到對應的文件。最開始的兩個文件永遠是"."?和?".."，表示當前目錄和上級目錄，如果我們切換到下級目錄，可以通過".."來回到上一級。"/"表示最上級目錄，它沒有父節點。
舉例來說，我們需要定位到?/usr/doc/fvwm/TODO?文件，首先我們找到"/"文件，然后搜索這個文件項下面的doc文件，因為"/"是個目錄，所以先得到"/"目錄的節點編號，然后搜索指向的節點表。然后再搜索到fvwm目錄，并且在這個目錄的節點表中搜索到"TODO"這個文件，并通過"TODO"的節點編號來定位節點這個文件的節點數據結構。最后就可以訪問i_block數組了，也就是可以訪問這個文件了。怎么自己看的都昏菜了，s**t!

還有兩個問題，一個是需要指定從哪里搜索節點號，我們在磁盤中組織所有節點為數組，并由節點號來索引節點數組。另一個問題是，"/"沒有父節點，需要知道"/"存放在什么地方，這個也好辦，就放在節點數組的第一項好了。

文件名聲明成12字節，這樣每個節點將占用16字節（另4字節是節點編號），這樣方便磁盤IO之后的一些操作。當磁盤使用一段時間后，有的節點使用了，有的節點沒有使用，那怎么知道呢？一種方法是建立一個位圖表，每個位表示inode數組中的一項。

07/fs/include/fs.h

struct SUPER_BLOCK {
??? unsigned char sb_magic;????/*?分區類型?FST_FS?或?FST_SW *'
????
??? unsigned int sb_start;???? /* DPT 0x08:?起始扇區?*/
??? unsigned int sb_blocks;??? /* DPT 0x0c:?扇區數量?*/

??? unsigned int sb_dmap_blks;
??? unsigned int sb_imap_blks;
??? unsigned int sb_inode_blks;
};

?

這個超級塊的數據結構用來管理各個分區。例如，下面是一個磁盤分區：
?________________________________________________________

|??|?\\\\?| ?|?\\\\?|??|????? ?data????????? |?
?--------------------------------------------------------

每個分區的第一個扇區（藍色）是boot secotr，我不打算使用它，一個扇區大小。

第二個扇區（綠色）是超級塊（super block，以下簡稱sb），一個扇區大小。

黑色是dmap，336個扇區大小。

紅色是imap，一個扇區大小。

灰色是inodes，將占有342個block，即342 * 8?個扇區大小。

為了管理這個85M分區，我們額外花了?1.5M?的空間。

?

在verify_fs()函數中定義了超級塊（局部變量）sb，為了方便訪問定義了一些宏，獲取相對整個硬盤的絕對地址（LBA)：

07/fs/incude/fs.h

#define ABS_BOOT_BLK(sb)??? ??? ((sb).sb_start)
#define ABS_SUPER_BLK(sb)??? ??? ((ABS_BOOT_BLK(sb))+1)
#define ABS_DMAP_BLK(sb)??? ??? ((ABS_SUPER_BLK(sb))+1)
#define ABS_IMAP_BLK(sb)??? ??? ((ABS_DMAP_BLK(sb))+(sb).sb_dmap_blks)
#define ABS_INODE_BLK(sb)??? ??? ((ABS_IMAP_BLK(sb))+(sb).sb_imap_blks)
#define ABS_DATA_BLK(sb)??? ??? ((ABS_INODE_BLK(sb))+INODE_BLKS)

?

說明：dmap（data map）存放的是扇區使用位圖

????? imap（inode map）存放inode使用位圖。

????? inodes存放節點表。

為了方便，一些位的操作函數如下：

07/fs/fs.c

void
setb(void *s, unsigned int i) {
??? unsigned char *v = s;
??? v += i>>3;????????????// i的單位由位轉換成字節
??? *v |= 1<<(7-(i%8));
}

void
clrb(void *s, unsigned int i) {
??? unsigned char *v = s;
??? v += i>>3;
??? *v &= ~(1<<(7-(i%8)));
}

int
testb(void *s, unsigned int i) {
??? unsigned char *v = s;
??? v += i>>3;
??? return (*v&(1<<(7-(i%8)))) !=0;
}

例如，設置緩沖區sect的1796位，可以使用setb(sect, 1796)

init.c在調用verify_DPT();創建分區表后，緊接著調用verify_fs();創建文件系統：
07/fs/fs.c

void
verify_fs(void) {
??? unsigned int *q = (unsigned int *)(HD0_ADDR);
??? unsigned char sect[512] = {0};
??? struct SUPER_BLOCK sb;
??? unsigned int i = 0, j = 0, m = 0, n = 0;

??? /*?讀取超級塊?*/
??? sb.sb_start = q[0];
??? hd_rw(ABS_SUPER_BLK(sb), HD_READ, 1, &sb);

????//?很難想象這段代碼不越界，正好越界到sect上了？昏菜！

??? /*?判斷超級塊是否正確，不是就創建文件系統?*/
??? if (sb.sb_magic != FST_FS) {
??????? kprintf(KPL_DUMP, "Partition 1 does not have a valid file system\n");
??? ??? kprintf(KPL_DUMP, "Creating file system\t\t\t\t\t\t\t? ");
??? ??? sb.sb_magic = FST_FS;
??? ??? sb.sb_start = q[0];
??? ??? sb.sb_blocks = q[1];
??? ??? sb.sb_dmap_blks = (sb.sb_blocks+0xfff)>>12;
??? ??? sb.sb_imap_blks = INODE_BIT_BLKS;
??? ??? sb.sb_inode_blks = INODE_BLKS;
??? ??? hd_rw(ABS_SUPER_BLK(sb), HD_WRITE, 1, &sb);

?

????????// dmap位圖中，每個位表示1個扇區，也就是說dmap中每個扇區可以標識512 * 8扇區。

????????//?另外，我們把inode位圖大小固定，即使用1個扇區。
??????? /*?初始化dmap位圖?*/
??? ??? n = ABS_DMAP_BLK(sb);
??? ??? j = sb.sb_dmap_blks+sb.sb_imap_blks+sb.sb_inode_blks+2;
??? ??? memset(sect, 0xff, sizeof sect/sizeof sect[0]);
??? ??? for (i=j/(512*8); i>0; --i) {
??? ??? ??? hd_rw(n++, HD_WRITE, 1, sect);
??? ??? ??? m += 4096;
??? ??? }
??? ??? m += 4096;
??? ??? for (i=j%(512*8); i<512*8; ++i) {
??? ??? ??? clrb(sect, i);
??? ??? ??? --m;
??? ??? }
??? ??? hd_rw(n++, HD_WRITE, 1, sect);

??? ??? memset(sect, 0, sizeof sect/sizeof sect[0]);
??? ??? for (i=sb.sb_imap_blks-(n-ABS_DMAP_BLK(sb)); i>0; --i)
??? ??? ??? hd_rw(n++, HD_WRITE, 1, sect);

??? ??? /*?初始化inode?位圖?*/
??? ??? for (i=sb.sb_imap_blks; i>0; --i)
??? ??? ??? hd_rw(ABS_IMAP_BLK(sb)+i-1, HD_WRITE, 1, sect);

??? ??? /*?初始化inode?數組?*/
??? ??? for (i=sb.sb_inode_blks; i>0; --i)
??? ??? ??? hd_rw(ABS_INODE_BLK(sb)+i-1, HD_WRITE, 1, sect);
??? ??? kprintf(KPL_DUMP, "[DONE]");
??? }
??? q += 2;

??? kprintf(KPL_DUMP, "0: Type: FST_FS ");
??? kprintf(KPL_DUMP, "start at: %d ", sb.sb_start);
??? kprintf(KPL_DUMP, "blocks: %d ", sb.sb_blocks);
??? kprintf(KPL_DUMP, "dmap: %d ", sb.sb_dmap_blks);
??? kprintf(KPL_DUMP, "imap: %d ", sb.sb_imap_blks);
??? kprintf(KPL_DUMP, "inodes: %d\n", sb.sb_inode_blks);

??? /*?初始化交互分區?*/
??? sb.sb_start = q[0];
??? hd_rw(ABS_SUPER_BLK(sb), HD_READ, 1, &sb);
??? if (sb.sb_magic != FST_SW) {

????????//?注意，和數據分區不同（每個塊占有1個扇區），

????????//?交互分區每個塊占有8個扇區，即4096字節，和內存頁對齊

??????? kprintf(KPL_DUMP, "\nPartition 2 does not have a valid file system\n");
??? ??? kprintf(KPL_DUMP, "Creating file system\t\t\t\t\t\t\t? ");
??? ??? sb.sb_magic = FST_SW;
??? ??? sb.sb_start = q[0];
??? ??? sb.sb_blocks = q[1];
??? ??? sb.sb_dmap_blks = (sb.sb_blocks)>>15;??? /* 1 bits == 4K page */
??? ??? hd_rw(ABS_SUPER_BLK(sb), HD_WRITE, 1, &sb);
??? ??? kprintf(KPL_DUMP, "[DONE]");????
??? }
??? /*?初始化數據位圖?*/
??? n = ABS_DMAP_BLK(sb);
??? j = sb.sb_dmap_blks+2;
??? memset(sect, 0xff, sizeof sect/sizeof sect[0]);
??? for (i=j/(512*8); i>0; --i) {
??? ??? hd_rw(n++, HD_WRITE, 1, sect);
??? ??? m += 4096;
??? }
??? m += 4096;
??? for (i=j%(512*8); i<512*8; ++i) {
??? ??? clrb(sect, i);
??? ??? --m;
??? }
??? hd_rw(n++, HD_WRITE, 1, sect);

??? kprintf(KPL_DUMP, "1: Type: FST_SW ");
??? kprintf(KPL_DUMP, "start at: %d ", sb.sb_start);
??? kprintf(KPL_DUMP, "blocks: %d ", sb.sb_blocks);
??? kprintf(KPL_DUMP, "dmap: %d, presents %d 4k-page\n",
??? ??? ??? sb.sb_dmap_blks, sb.sb_blocks>>3);
}
最后修改Makefile，然后make clean && make dep && make
07/fs/Makefile

KERNEL_OBJS= load.o init.o isr.o timer.o libcc.o scr.o kb.o task.o kprintf.o hd.o exceptions.o fs.o
編譯，運行。

?

root?根目錄

最后一件事情建立根目錄。"/"是所有文件的根目錄，所以我們一開始就必須設置好它。"/"文件永遠使用inode 0，這樣skelix內核才知道怎樣找到它。然后再讀取"/"文件的內容，也就是DIR_ENTRY結構數組。為了更方便的操作，我們先完成一些基礎函數，用來操作blocks和inodes。

07/root/fs.c

static struct INODE iroot = {FT_DIR, 2*sizeof(struct DIR_ENTRY), {0,}};

unsigned int
alloc_blk(struct SUPER_BLOCK *sb) {

????//?根據dmap位圖查找空閑的扇區，返回LBA地址（從1開始）
??? unsigned int i = 0, j = 0, n = 0, m = 0;
??? unsigned char sect[512] = {0};

??? n = ABS_DMAP_BLK(*sb);
??? for (; i<sb->sb_dmap_blks; ++i) {
??? ??? hd_rw(n, HD_READ, 1, sect);
??? ??? for (j=0; j<512*8; ++j) {
??? ??? ??? if (testb(sect, j)) {
??? ??? ??? ??? ++m;
??? ??? ??? } else {??? ??? ??? /* gotcha */
??? ??? ??? ??? setb(sect, j);
??? ??? ??? ??? if (m >= sb->sb_blocks)
??? ??? ??? ??? ??? return 0;
??? ??? ??? ??? else {
??? ??? ??? ??? ??? hd_rw(n, HD_WRITE, 1, sect);
??? ??? ??? ??? ??? return ABS_BOOT_BLK(*sb) + m;
??? ??? ??? ??? }
??? ??? ??? }
??? ??? }
??? ??? ++n;
??? }
??? return 0;
}

void
free_blk(struct SUPER_BLOCK *sb, unsigned int n) {

????//?釋放一個扇區：設置dmap位圖中對應的位即可
??? unsigned char sect[512] = {0};
??? unsigned int t = (n-ABS_BOOT_BLK(*sb))/(512*8)+ABS_DMAP_BLK(*sb);
??? hd_rw(t, HD_READ, 1, sect);
??? clrb(sect, (n-ABS_BOOT_BLK(*sb))%(512*8));
??? hd_rw(t, HD_WRITE, 1, sect);
}

static int
alloc_inode(struct SUPER_BLOCK *sb) {

????//?在imap表中中找一個空閑的項
??? unsigned char sect[512] = {0};
??? int i = 0;
??? hd_rw(ABS_IMAP_BLK(*sb), HD_READ, 1, sect);
??? for (; i<512; ++i) {
??? ??? if (! testb(sect, i)) {
??? ??? ??? setb(sect, i);
??? ??? ??? hd_rw(ABS_IMAP_BLK(*sb), HD_WRITE, 1, sect);
??? ??? ??? break;
??? ??? }
??? }
??? return (i==512)?-1:i;
}

static void
free_inode(struct SUPER_BLOCK *sb, int n) {

????//?釋放inode項
??? unsigned char sect[512] = {0};
??? hd_rw(ABS_IMAP_BLK(*sb), HD_READ, 1, sect);
??? clrb(sect, n);
??? hd_rw(ABS_IMAP_BLK(*sb), HD_WRITE, 1, sect);
}

//?上面4個函數就是針對dmap和imap的操作（申請，釋放）

static struct INODE *
iget(struct SUPER_BLOCK *sb, struct INODE *inode, int n) {
??? unsigned char sect[512] = {0};
??? int i = n / INODES_PER_BLK;
??? int j = n % INODES_PER_BLK;

??? hd_rw(ABS_INODE_BLK(*sb)+i, HD_READ, 1, sect);
??? memcpy(inode, sect+j*sizeof(struct INODE), sizeof(struct INODE));
??? return inode;
}

static void
iput(struct SUPER_BLOCK *sb, struct INODE *inode, int n) {
??? unsigned char sect[512] = {0};
??? int i = n/INODES_PER_BLK;
??? int j = n%INODES_PER_BLK;
??? hd_rw(ABS_INODE_BLK(*sb)+i, HD_READ, 1, sect);
??? memcpy(sect+j*sizeof(struct INODE), inode, sizeof(struct INODE));
??? hd_rw(ABS_INODE_BLK(*sb)+i, HD_WRITE, 1, sect);
}

//?上面兩個函數分別完成讀/寫磁盤指定下標號對應的inode節點到內存中。

//?需要注意的是，這些函數對競態條件做處理，因為skelix僅內核讀寫硬盤。

//?本文中暫時沒有用戶態的多任務。

主流程如下:
07/root/fs.c

static void
check_root(void) {
??? struct SUPER_BLOCK sb;
??? unsigned char sect[512] = {0};
??? struct DIR_ENTRY *de = NULL;

??? sb.sb_start = *(unsigned int *)(HD0_ADDR);
??? hd_rw(ABS_SUPER_BLK(sb), HD_READ, 1, sect);
??? memcpy(&sb, sect, sizeof(struct SUPER_BLOCK));
??? hd_rw(ABS_IMAP_BLK(sb), HD_READ, 1, sect);

????//?加載imap扇區，判斷"/"目錄有沒有創建
??? if (! testb(sect, 0)) {????????????// "/"目錄必須使用inode 0，否則halt
??????? kprintf(KPL_DUMP, "/ has not been created, creating....\t\t\t\t\t? ");
??? ??? if (alloc_inode(&sb) != 0) {?? //?分配節點號：即imap位圖中的一位
??????????? kprintf(KPL_PANIC, "\n/ must be inode 0!!!\n");
??? ??? ??? halt();
??? ??? }

??????? iroot.i_block[0] = alloc_blk(&sb);????//?節點分配一個塊（一個扇區）
??????? iput(&sb, &iroot, 0);???????????????? //?寫入節點

?

??????? de = (struct DIR_ENTRY *)sect;
??? ??? strcpy(de->de_name, ".");
??? ??? de->de_inode = 0;???????????????????? //?節點號為0
??????? ++de;
??? ??? strcpy(de->de_name, "..");
??? ??? de->de_inode = -1;????????????????????//?節點號為－1，這樣我們就知道是最上層目錄了
??????? hd_rw(iroot.i_block[0], HD_WRITE, 1, sect);????//?寫入"."?和?".."文件夾

??????? kprintf(KPL_DUMP, "[DONE]");
??? }
??? iget(&sb, &iroot, 0);
??? hd_rw(iroot.i_block[0], HD_READ, 1, sect);
??? de = (struct DIR_ENTRY *)sect;

??? if ((strcmp(de[0].de_name, ".")) || (de[0].de_inode) ||
??? ??? (strcmp(de[1].de_name, "..")) || (de[1].de_inode) != -1) {
??? ??? kprintf(KPL_PANIC, "File system is corrupted!!!\n");
??? ??? halt();
??? }
}

?

//?再來一個函數打印文件的相關信息
static void
stat(struct INODE *inode) {
??? unsigned int i = 0;
??? char sect[512] = {0};
??? struct DIR_ENTRY *de;

??? kprintf(KPL_DUMP, "======== stat / ========\n");
??? switch (inode->i_mode) {
??? case FT_NML:
??? ??? kprintf(KPL_DUMP, "File, ");
??? ??? break;
??? case FT_DIR:
??? ??? kprintf(KPL_DUMP, "Dir,? ");
??? ??? break;
??? default:
??? ??? kprintf(KPL_PANIC, "UNKNOWN FILE TYPE!!");
??? ??? halt();
??? }

??? kprintf(KPL_DUMP, "Size: %d, ", inode->i_size);
??? kprintf(KPL_DUMP, "Blocks: ");
??? for (; i<8; ++i)????????//?打印inode標識使用的扇區
??????? kprintf(KPL_DUMP, "%d, ", inode->i_block[i]);

??? hd_rw(inode->i_block[0], HD_READ, 1, sect);
??? switch (inode->i_mode) {
??? case FT_DIR:
??? ??? kprintf(KPL_DUMP, "\nName\tINode\n");
??? ??? de = (struct DIR_ENTRY *)sect;????//?打印子目錄（只一個扇區）
??????? for (i=0; i<inode->i_size/sizeof(struct DIR_ENTRY); ++i) {
??? ??? ??? kprintf(KPL_DUMP, "%s\t%x\n", de[i].de_name, de[i].de_inode);
??? ??? }
??????? break;
??? default:
??? ??? break;
??? }
}

現在，我們把上面的函數整理到程序中
void
verify_dir(void) {
??? unsigned char sect[512] = {0};
??? unsigned int *q = (unsigned int *)(HD0_ADDR);
??? struct INODE inode;
??? struct SUPER_BLOCK sb;

??? sb.sb_start = q[0];
??? hd_rw(ABS_SUPER_BLK(sb), HD_READ, 1, sect);
??? check_root();
??? memcpy(&sb, sect, sizeof(struct SUPER_BLOCK));
??? stat(iget(&sb, &inode, 0));
}

07/root/init.c

void?
init(void) {

????……

??? kprintf(KPL_DUMP, "Verifing disk partition table....\n");
??? verify_DPT();
??? kprintf(KPL_DUMP, "Verifing file systes....\n");
??? verify_fs();
??? kprintf(KPL_DUMP, "Checking / directory....\n");
????verify_dir();

????……

}

不需要再編輯Makefile了，直接make && run好了。

總結

以上是生活随笔為你收集整理的自己动手写文件系统的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。

如果覺得生活随笔網站內容還不錯，歡迎將生活随笔推薦給好友。