Fat32 文件系统
Fat32 文件系统在磁盘上的布局如下图所示：
DBR：操作系统引导记录
Fat表：在 Fat 表中记录了 Fat32 文件系统的管理单位：簇的分配状况。其中 Fat 表2是表1的备份
数据区：存放了文件数据
DBR
Fat32 文件系统的 DBR 由五部分组成，分别为：跳转指令，OEM代号，BPB，引导程序，和结束标志组成。
其中 BPB 中记录了 Fat32 文件系统的元信息。以下为该结构中内容的解释。
/*
* FAT 文件系统的引导扇区结构体定义。
*/
struct fat_boot_sector {
__u8 ignored[3]; /* 启动程序的短跳转或近跳转指令 */
__u8 system_id[8]; /* 系统标识符 - 可以用于特殊情况，例如分区管理卷 */
__u8 sector_size[2]; /* 每个逻辑扇区的字节数 */
__u8 sec_per_clus; /* 每簇的扇区数 */
__le16 reserved; /* 保留扇区数 */
__u8 fats; /* FAT 表的数量 */
__u8 dir_entries[2]; /* 根目录的目录项数 */
__u8 sectors[2]; /* 扇区总数（如果 total_sect 为 0） */
__u8 media; /* 媒体类型代码 */
__le16 fat_length; /* 每个 FAT 的扇区数 */
__le16 secs_track; /* 每个磁道的扇区数 */
__le16 heads; /* 磁头数 */
__le32 hidden; /* 隐藏扇区数（未使用） */
__le32 total_sect; /* 扇区总数（如果 sectors 为 0） */
union {
struct {
/* FAT16 的扩展 BPB 字段 */
__u8 drive_number; /* 物理驱动器号 */
__u8 state; /* 未文档化，但用于挂载状态 */
__u8 signature; /* 扩展引导签名 */
__u8 vol_id[4]; /* 卷序列号 */
__u8 vol_label[MSDOS_NAME]; /* 卷标 */
__u8 fs_type[8]; /* 文件系统类型 */
/* 其他字段未在此列出 */
} fat16;
struct {
/* 仅用于 FAT32 */
__le32 length; /* 每个 FAT 的扇区数 */
__le16 flags; /* 位 8：FAT 镜像，低 4 位：活动 FAT */
__u8 version[2]; /* 文件系统版本（主版本，次版本） */
__le32 root_cluster; /* 根目录的第一个簇 */
__le16 info_sector; /* 文件系统信息扇区 */
__le16 backup_boot; /* 备份引导扇区 */
__le16 reserved2[6]; /* 未使用 */
/* FAT32 的扩展 BPB 字段 */
__u8 drive_number; /* 物理驱动器号 */
__u8 state; /* 未文档化，但用于挂载状态 */
__u8 signature; /* 扩展引导签名 */
__u8 vol_id[4]; /* 卷序列号 */
__u8 vol_label[MSDOS_NAME]; /* 卷标 */
__u8 fs_type[8]; /* 文件系统类型 */
/* 其他字段未在此列出 */
} fat32;
};
};
该结构在文件系统被挂载时会作为填充 VFS 层中超级块的块的依据。该项工作通过函数 msdos_get_sb 中的回调函数 msdos_fill_super 来完成。
static int msdos_get_sb(struct file_system_type *fs_type, int flags, const char *dev_name, void *data, struct vfsmount *mnt)
{
return get_sb_bdev(fs_type, flags, dev_name, data, msdos_fill_super, mnt);
}
Fat 表
Fat 表用来记录磁盘内簇的分配情况，根据文件系统版本的不同，每个 Fat 表项占据的大小也不同，Fat32 中一个 Fat 表项占用四个字节。
每个表项的中用来存储下一个簇对应表项所在的位置。若该簇是文件数据所占用的最后一个簇，则会填充为 0xffffffff 表示该文件已经到达结尾。如果该簇还未被使用则默认为 0 。
//分配簇的核心代码
#define EOF_FAT32 0x0FFFFFFF
#define FAT_ENT_FREE (0)
do {
// 检查当前 FAT 表项是否为空闲
if (ops->ent_get(&fatent) == FAT_ENT_FREE) {
int entry = fatent.entry; // 记录当前空闲簇号
/* 创建簇链 */
// 将当前 FAT 表项标记为文件结束（FAT_ENT_EOF）
ops->ent_put(&fatent, FAT_ENT_EOF);
// 如果前一个簇的 FAT 表项已初始化，则将其指向当前空闲簇
if (prev_ent.nr_bhs)
ops->ent_put(&prev_ent, entry);
// 收集当前 FAT 表项对应的缓冲区头指针
fat_collect_bhs(bhs, &nr_bhs, &fatent);
// 更新上一次找到的空闲簇号
sbi->prev_free = entry;
// 如果 free_clusters 有效且不为 -1，则减少空闲簇计数
if (sbi->free_clusters != -1)
sbi->free_clusters--;
// 标记超级块为脏
sb->s_dirt = 1;
// 记录找到的空闲簇号
cluster[idx_clus] = entry;
idx_clus++;
// 如果已经找到足够数量的空闲簇，则退出循环
if (idx_clus == nr_cluster)
goto out;
/*
* fat_collect_bhs() 会增加缓冲区头指针的引用计数，
* 所以我们可以继续使用 prev_ent。
*/
prev_ent = fatent;
}
// 增加簇计数
count++;
// 如果已检查完所有簇，则退出循环
if (count == sbi->max_cluster)
break;
// 获取下一个 FAT 表项
} while (fat_ent_next(sbi, &fatent));
Fat 文件系统中原生的结构体
msdos_dir_entry 是 Fat32 文件系统中原生的短文件名目录项，该结构体最终会作为目录文件的内容被存放在磁盘内。
struct msdos_dir_entry {
__u8 name[MSDOS_NAME]; /* 文件名和扩展名 */
__u8 attr; /* 文件属性位 */
__u8 lcase; /* 基本名和扩展名的大小写信息 */
__u8 ctime_cs; /* 创建时间的百分之一秒 (0-199) */
__le16 ctime; /* 创建时间 */
__le16 cdate; /* 创建日期 */
__le16 adate; /* 最后访问日期 */
__le16 starthi; /* FAT32 中簇号的高 16 位 */
__le16 time, date, start; /* 文件时间、日期和起始簇号 */
__le32 size; /* 文件大小 (字节) */
};
该结构体中的内容作为填充 inode 的依据之一。
Fat32 私有的 inode_info 结构体：
struct msdos_inode_info {
spinlock_t cache_lru_lock; // 自旋锁，用于保护缓存 LRU（Least Recently Used）链表
struct list_head cache_lru; // 缓存 LRU 链表头，用于管理缓存项
int nr_caches; // 缓存项的数量
/* 用于避免 fat_free() 和 fat_get_cluster() 之间的竞争 */
unsigned int cache_valid_id; // 缓存有效 ID，用于同步缓存操作
/* 注意：mmu_private 是 64 位的，因此访问时必须持有 ->i_mutex 锁 */
loff_t mmu_private; // 实际分配的大小（以字节为单位）
int i_start; // 起始簇号，0 表示没有起始簇
int i_logstart; // 逻辑起始簇号
int i_attrs; // 未使用的属性位
loff_t i_pos; // 目录项在磁盘上的位置，0 表示没有位置
struct hlist_node i_fat_hash; // 根据 i_location 进行哈希的链表节点
struct inode vfs_inode; // 通用 VFS（虚拟文件系统） inode 结构
};
由于 Fat32 文件系统底层并不支持 inode ，该文件系统中的 inode 都是存在于内存中，并不会回写到磁盘中。
Fat32 最终会调用 VFS 中通用的函数 alloc_inode 。该函数被定义在 fs/inode.c 中
static struct inode *alloc_inode(struct super_block *sb)
{
struct inode *inode;
// 检查超级块 (super_block) 是否有自定义的 alloc_inode 函数
if (sb->s_op->alloc_inode)
inode = sb->s_op->alloc_inode(sb); // 调用自定义的 alloc_inode 函数
else
inode = kmem_cache_alloc(inode_cachep, GFP_KERNEL); // 从内存缓存中分配一个 inode 结构
// 检查是否成功分配了 inode
if (!inode)
return NULL;
// 初始化 inode 结构
if (unlikely(inode_init_always(sb, inode))) {
// 如果初始化失败，检查是否有自定义的 destroy_inode 函数
if (inode->i_sb->s_op->destroy_inode)
inode->i_sb->s_op->destroy_inode(inode); // 调用自定义的 destroy_inode 函数销毁 inode
else
kmem_cache_free(inode_cachep, inode); // 否则从内存缓存中释放 inode
return NULL;
}
// 返回分配并初始化好的 inode
return inode;
}
对于底层不支持 inode 的文件系统会由 slab 分配器在内存中为其分配一块地址。
static struct kmem_cache *inode_cachep __read_mostly;//存放vfs中的inode的缓存结构，在vfs层初始化时一同被初始化