ext2_allocate_branch()解析

        在之前的多篇博客中我们都比较详细地阐述了ext2_get_block()路径中各个函数的实现原理，今天我们来关注下ext2_allocate_branch()的实现细节，这个函数是非常重要的，而且理解起来也没那么简单，虽然说函数的功能一句话就可能说完：为数据块建立映射路径。

        要理解这个函数，我们首先得理解ext2文件系统的逻辑块至物理块的映射方法（这个在之前已经作了比较仔细的描述）。同样，在分析这个函数的时候，我们也通过举例来说明，这样理解起来会更具体。

        让我们假设这样一种场景，假如目前文件的大小是2KB，但我们现在seek到了268KB位置处，写入2个数据块。这样是可以的，即产生了所谓的文件空洞。至于为什么seek到这样一个特殊的位置，也是有代表性的，下面我会说明。

        回想ext2文件系统的逻辑块至物理块的映射关系我们知道，269KB此处需要采用2级间接映射，而且正好就从这个地放起开始需要采用二级映射的方式（如果文件系统块大小为1KB的话，计算很简单，直接索引方式可管理12KB数据，一级索引方式可管理256KB数据）。在这种场景下进入该函数，让我们看看会发生点什么。

static int ext2_alloc_branch(struct inode *inode,int indirect_blks, int *blks, ext2_fsblk_t goal,int *offsets, Indirect *branch){int blocksize = inode->i_sb->s_blocksize;int i, n = 0;int err = 0;struct buffer_head *bh;int num;ext2_fsblk_t new_blocks[4];ext2_fsblk_t current_block;/* 首先分配直接块和间接块*/num = ext2_alloc_blocks(inode, goal, indirect_blks,*blks, new_blocks, &err);if (err)return err;branch[0].key = cpu_to_le32(new_blocks[0]);/* * metadata blocks and data blocks are allocated. */for (n = 1; n <= indirect_blks;  n++) {/* * Get buffer_head for parent block, zero it out * and set the pointer to new one, then send * parent to disk. */bh = sb_getblk(inode->i_sb, new_blocks[n-1]);branch[n].bh = bh;lock_buffer(bh);memset(bh->b_data, 0, blocksize);branch[n].p = (__le32 *) bh->b_data + offsets[n];branch[n].key = cpu_to_le32(new_blocks[n]);*branch[n].p = branch[n].key;//假如到了最后一级的映射间接块，那需要在间接块中存储直接块的物理块号if ( n == indirect_blks) {current_block = new_blocks[n];/* * End of chain, update the last new metablock of * the chain to point to the new allocated * data blocks numbers */for (i=1; i < num; i++)*(branch[n].p + i) = cpu_to_le32(++current_block);}set_buffer_uptodate(bh);unlock_buffer(bh);mark_buffer_dirty_inode(bh, inode);/* We used to sync bh here if IS_SYNC(inode). * But we now rely upon generic_write_sync() * and b_inode_buffers.  But not for directories. */if (S_ISDIR(inode->i_mode) && IS_DIRSYNC(inode))sync_dirty_buffer(bh);}*blks = num;return err;}

我们首先不妨看看这个函数的都代表何意义：

inode:自然代表了该文件；

indirect_blocks:需要分配多少个间接块，本例中需要采用二级映射，而且该映射路径上的所有间接块均未分配，因此，需要分配2个间接块；

blks:需要分配的数据块数量，本例中也为2；

goal:调用者计算的建议最佳分配块号，这个的计算已经在之前的博客中说明过；

offsets[]:保存了每一级映射路径上的偏移；

branch[]:保存了映射关系的数据结构。

让我们看看函数主要流程：

1. 首先自然要分配间接块和数据块，在函数ext2_allocate_blocks()中完成，这个我们等到下一篇博客中再详述；

2.然后需要建立映射关系，其实就是将映射路径上的映射关系进行填充，主要过程在for循环中完成，这也是我们关注的重点。

再回到我们前面举的例子上来，现在我们间接块和数据块都分配好了，假如都分配成功，但此时映射尚未建立，如下图所示：

这就是我们目前所处的状态，间接块和数据块也已分配，但这种连接尚未建立起来。文件在i_data[13]（即二级索引的起始之处）断链了，接下来我们要做的是就是创建这种连接关系。

让我们看看for循环的执行流程：

首先在for循环尚未开始的地方，branch[0].key = new_blocks[0]，new_blocks[]数组中存储了ext2_allocate_blocks()分配的间接块和直接块的索引块号（new_blocks[]只有4项，如果分配的块数过多，它如何能记下，其实它的使用有点讲究，因为最多需要三个间接块，所以做多使用前三项来保存间接块号，而该数组并不记录所有的数据块号，只记录数据块的起始块号，因为它好像保证分配的数据块连续），因此，new_blocks[0]中保存的就是第一个间接块的物理块号，经过这一步，第一个链接就此建立起来，如下图：

 

至此，第一个链接就建立起来了，接下来进入for循环，建立剩余的链接，建立链接的过程相对简单：

for (n = 1; n <= indirect_blks;  n++) {/* * Get buffer_head for parent block, zero it out * and set the pointer to new one, then send * parent to disk. */bh = sb_getblk(inode->i_sb, new_blocks[n-1]);branch[n].bh = bh;lock_buffer(bh);memset(bh->b_data, 0, blocksize);branch[n].p = (__le32 *) bh->b_data + offsets[n];branch[n].key = cpu_to_le32(new_blocks[n]);*branch[n].p = branch[n].key;//如果到了最后一个间接块，那么需要在该块中记录数据块的块号，分配的数据块是连续的if ( n == indirect_blks) {current_block = new_blocks[n];/* * End of chain, update the last new metablock of * the chain to point to the new allocated * data blocks numbers */for (i=1; i < num; i++)*(branch[n].p + i) = cpu_to_le32(++current_block);//分配的数据块连续}}

建立链接也很简单，对于每个间接块，从磁盘读出其内容，然后将在相应的偏移处记录下一个间接块的物理块号

branch[n].p = (__le32 *)bh->b_data + offsets[n] //将指针指向间接块的相应偏移处

branch[n].key = cpu_to_le32(new_blocks[n])//设置key，即下一级映射的间接块物理块号

*branch[n].p = branch[n].key//将内容写入间接块的相应位置

最后，在间接块映射完成以后，需要将数据块的物理块号记录在一级间接块中。这就是for循环里面的if判断的作用，因为分配的数据块是连续的，所以只需要知道起始数据块号和块数即可。

至此，所有的链接都已经完成了，形成的效果如下所示:：

至此，整个建立连接的过程就已经完成了。理解这个过程非常重要，还好，我们已经把它搞透彻了。