Minix文件系统和Linux文件系统比较

 

 

Minix是荷兰Vrjie大学的Andrew S. Tanenbaum教授编写的一个类Unix操作系统，虽然在功能和规模上不能和Unix相比，但作为操作系统的学习对象是非常合适的。Minix一共约一万两千行代码，在Tanenbaum教授所著的“Operating Systems: Design and Implementation”一书中有具体的注释和讲解。

Minix虽然是Unix的精简，但其组件齐全，文件系统、进程调度、内存管理等部分的数据结构、算法和设计思想也比较成熟，本文将针对Minix的文件系统进行详细描述和讲解，同时结合Linux中常中的EXT3文件系统进行横向的比较。

文件系统是操作系统对磁盘等存储设备进行管理的程序，它对文件在存储设备上的组织方式、数据表示和主要操作进行管理和实现。具体地说，它负责为用户新建文件，保存、读、写、权限控制和撤销等。

Minix文件系统

Minix文件系统本质上是一个运行于Minix用户态的C程序。用户程序通过给文件系统发送消息来进行文件的读写，文件系统完成之后回复消息。Minix文件系统可以说是一个网络文件服务器程序，只是这个程序和调用者运行在同一台机器上而已。Minix文件系统在设计时考虑了一下几个方面，首先，Minix文件系统是可以在独立于Minix文件系统之外进行修改、测试和试验的。其次，Minix文件系统可以很容易的在任意带有C编译器的机器上编译、运行。唯一需要注意的是不同操作系统之间消息的传递机制可能是不同的。下面将对Minix文件系统的几个关键域进行概述。这些关键域包括消息、文件系统的布局、位图、inode、块高速缓存、目录、文件描述符、文件锁以及设备文件等。

消息

消息是由用户进程发送给文件系统，指明了文件系统要完成的操作和操作对象。在Minix中大部分用于系统调用。主要消息如

文件系统在处理消息时是通过不断循环来应带消息的。当获取到一个消息后，文件系统以消息的类型作为索引查找一张函数表，找出处理该消息的函数。对应的函数返回操作结果。文件系统将结果返回给消息的发送者。

 

文件系统的布局

Minix文件系统是一个逻辑上独立的实体，它包括i-nodes、目录和数据块，可以被存储在任何块设备上。不管在什么设备上，Minix文件系统都有相同的布局。图表明了具有64个i-node和1KB块。在这个简单的例子中 ，位图区域是一个1KB的块，一个位图区域的byte可以管理8个1KB的块，所以1KB的位图区段可以表示8K个块，一共是8MB。

 

 

上面的例子只是一个示意图，简单地展示了文件系统的布局。在现在计算机中，64个i-node即使在容量较小的软盘中也是不够的，更不用现在已经可以做到单盘TB级的硬盘和其它设备。在容量较大的存储设备中，i-node和位图区域要远远超过一块。

文件系统都会有一个引导块（bootblock），Minix文件系统也不例外。引导块中包含可执行的代码，大小是1KB，也就是1024个字节。引导块的作用是在计算机启动时进行操作系统的加载工作。这样的描述并不是代表每个文件系统上都必须要一个操作系统，但是为了保持统一，每个块设备预留了引导块的位置（有些系统引导块的大小不止1KB）。为了防止计算机从没有操作系统的文件系统中引导，文件系统会把一个Magic number写入引导块的位置。有BIOS来检查改引导块的数据是不是真正有效的指向了一个操作系统。引导块的可以在图中找到。

文件系统的布局中与引导块相邻的是超级块（Superblock）。超级块里面固定大小为1KB的数据描述了文件系统的布局。超级块具体指明了文件系统各个部分的大小。如图

 

如果我们知道块的大小和i-node数目，就可以很容易的得到位图区段的大小和存放i-node所需要的块数目。在位图区段的这个概念中，区段由2ⁿ个磁盘块组成。对Minix所用的标准盘，区段的大小和块实际是一样的。虽然在某些系统中会有变化，但我们下面的讨论中默认区段和块的大小是一致的。区段位图表示i-node节点的状态，但是这里并不包括它本身所在当前区段。这样我们一块新格式化的分区中查看它的i-node使用情况会发现，已经存在了两个i-node，一个用于不存在的0号i-node节点，一个用于该分区的根目录。

Minix启动时，根设备也就是启动设备中的超级块会被读入内存，每当一个文件系统被挂载时，它的超级块都会被读入内存。

位图

Minix使用了两个位图来管理空闲的i-node和区段。当一个文件被删除时，很容易计算出改文件i-node所在的位图块，并利用cache来查找该块，找到后改变该文件所对应的i-node位图所在的位。区段位图的操作类似。

一般来说我们可能错误的从常理认为创建一个文件时，文件系统必须逐一地检查每一个位图位，以便可以找到一个空闲的i-node，然后把它用于新建的问题。但是在实际的工作过程中，在内存的超级块表中会有一个域指向了第一个可用的i-node，所以我们可以直接使用。那么这个特殊域是如何做到指向第一个空闲i-node的呢？当一个i-node被释放时，要检查这个被释放的i-node是不是在当前第一个空闲i-node之前，如果是，则指向刚释放的i-node。当整个分区上的i-node都被占用了时候，空闲i-node地址域将被指向第0号i-node。这样的机制同样使用于区段。

i-node

在Minix3中i-node的布局和Unix中几乎一样。在Minix3中，i-node占用64byte。磁盘区段指针是32位，7个直接指针，2个简介指针。在i-node中还预留了一段未使用的空间用于未来的第十个指针。Minix3的i-node访问时间、修改时间都和标准的UNIX一样，除了读操作外，其余的文件操作都会导致i-node的修改时间变化。

当一个文件被打开时，它的i-node将被找到同时装入到内存中的i-node表中，并且一直保留到该文件被关闭。在内存中的i-node表中有一些字段是磁盘中的i-node没有的。比如该i-node所在的设备。每个i-node还有一个计数器，如果同一个文件被多次打开，那么在内存中只保存一个i-node的副本。当计数器减到0时，该i-node将从内存中删除，如果在内存中曾被修改过，还要把它写入磁盘。

i-node的主要作用是给出文件数据块所在的位置。前7个区段号直接存在i-node中。在Minix发行版中，区段和块的大小都为1KB，所以小于7KB的文件可以不必使用间接块号。当文件的大小超过7KB时，需要使用间接区段。具体方案如图

在i-node中，Minix只用到了其中的一级间接块和二级间接块。如果块的大小和区段的大小都是1KB，区段号位32位，则一级间接块含有256项，可以表示256KB的存储区。二级间接块指向256个一级间接块，因此可以访问长达256个256KB长度的文件。如果块的大小为4KB，那么二级间接块将指向1024*1024个块，文件最大长度位4GB。

i-node中含有模式信息，给出了文件的类型和保护标志位、SETUID位、SETGID位，类型包括普通文件、目录、快设备文件、字符设备或者管道。i-node中的link字段记录了多少个目录项正在指向这个i-node。

块高速缓存

Minix使用块高速缓存来改进文件系统的性能。高速缓存使用一个固定长度的缓冲区数组来实现，每个缓冲区由头和体两个部分组成。头里面包含有指针和计数器、标志位。体则包含了一个磁盘块大小的空间。所有未使用的缓冲区被连接在一条双向链表中，按最近一次使用时间的先后顺序排列，如图。

       为了快速判断某个块是否在缓存中，Minix使用了哈希表。

       目录和路径

       目录和路径名管理是文件系统的一个重要功能。Minix文件系统的系统调用一部分是以文件名作为数据的标示的。在实际操作中实际需要的是目的文件的i-node。文件系统需要在目录树中查找文件并找到对应的i-node。

       Minix目录在本质上是一个文件。Minix文件系统在经过改进后，允许目录项有64个字节，其中4个字节存放i-node号码。60个字节存放文件名。这种情况下，一个文件系统支持的文件个数是40亿个。在Minix系统中不允许出现名字超过60个字符的目录。

文件描述符

       在read和write系统调用中会用到文件描述符，这个文件描述符是在文件被打开时返回的。文件系统首先是一个程序，它有自己的地址空间，并在其中维护进程表的部分内容。在地址空间中有一个字段是一个数组，以文件的描述符编号作为索引。当给定一个文件描述符时，可以通过改数组找到相应的文件。在Minix中，每个文件都有一个32位的整数来描述即将读写的下一个字节的位置，这个整数成为文件位置，它是通过lseek系统调用来修改的。在Minix中存在一个共享表filp，包含了所有被打开的文件的文件位置。同时文件的i-node也在其中。进程表中的文件描述符数组只要包含指向filp表项的指针就可以了。

文件锁

       在文件系统管理中，有一部分内容需要使用专门的表结构，这就是文件锁。Minix3在这个部分支持POSIX标准，支持IPC中的建议性文件锁，允许文件的任何部分或多个部分被标记位锁定。锁操作不是强制的，而是进程过程中的一种自觉行为，在执行存在潜在冲突的操作前检查文件锁。在Minix3中，文件锁以来一种叫做file-lock的表来实现。

Linux文件系统

Linux雏形是Minix，兼容POSIX标准。Ext2是Linux文件系统典型，它很好地继承了 Unix文件系统的主要特色，如普通文件的三级索引结构，目录文件的树型结构和把设备作为特别文件等。和Minix文件系统一样，Linux文件系统是一个逻辑上独立的实体，有i-node、目录和数据块等。

 

Linux文件系统的布局和Minix文件系统相似，也是有引导块、超级块、i-node问题组成。

Linux文件系统的引导块将在系统启动是被BIOS检查是否有操作系统在该分区中。超级块将在文件系统被挂载时进入内存。

Linux文件系统同样使用位图来表示i-node和磁盘中块的使用情况。当某i-node或数据块已被占用则代表该i-node的位图中的bit位被置为0。Linux文件系统同样的存在指向第一个空闲i-node的指针。该指针将始终指向第一个空闲的i-node，这样的机制可以在Minix文件系统中找到。

Linux文件系统i-node信息包括对应文件的类型、所属用户和所属组。通时有一个计数器，记录有多少个目录指向这个i-node。如果该计数器为0，则文件系统释放对应文件的存储区域。