【ARM】制作Linux 文件系统

#1从零开始由busybox 建立文件系统

##1.1文件系统在LINUX 中的结构图

##1.2编译好kernel

编译linux kernel的具体操作在之前文章讲过，下面简要提示一下。

修改编译器PATH，指定寻找路径。

cd kernel-2.6.13 (进入内核目录)

cp config_n35 .config

make （编译内核，假设已经设置好了）

cd arch/arm/boot （进入生成的zImage 目录）

mkimage.sh （产生有uboot 可以引导的uImage 内核文件）

##1.3Uboot 状态下显示的环境设置信息

setenv bootcmd "tftp 30008000 uimage;bootm"

setenv ipaddr 192.168.1.244

setenv serverip 192.168.1.112

setenv gatewayip 192.168.1.1

setenv bootargs noinitrd root=/dev/nfs rw nfsroot=192.168.1.113:/home/wu-being/linux/my_nfs ip=192.168.1.244:192.168.1.114:192.168.1.1:255.255.255.0 console=ttySAC0,115200 init=/linuxrc mem=64M

我们启用NFS 方式装载文件系统，首先启动PC 上的NFS 服务器

vi /etc/exports (添加你要装载的文件系统目录)

/home/wu-being/linux/my_nfs 192.168.*.*(rw,sync,no_root_squash)

/etc/rc.d/init.d/portmap restart

/etc/rc.d/init.d/nfs restart

然后启动内核，查看结果？？

##1.4开始busybox 生成文件系统

Busybox 是很多标准Linux 工具的单一可执行实现，它说明了一个问题，

很多标准的linux 工具可以共享很多共同的元素。

第1步：从www.busybox.net 下载最新的版本busybox1.18.4.

第2步：解压并打补丁

tar –jxvf busybox-1.18.4.tar.bz2

wu-being@ubuntu:~/linux/bosybox$ l

busybox-1.18.4/                 busybox-1.18.4-hush.patch*

busybox-1.18.4-buildsys.patch*  busybox-1.18.4.tar.bz2*

busybox-1.18.4-fuser.patch*

wu-being@ubuntu:~/linux/bosybox$ patch -p0 <./busybox-1.18.4-buildsys.patch 

wu-being@ubuntu:~/linux/bosybox$ patch -p0 <./busybox-1.18.4-fuser.patch 

wu-being@ubuntu:~/linux/bosybox$ patch -p0 <./busybox-1.18.4-hush.patch 

第3步：配制编译器路径，注意这个编译器版本要和编译Kernel的编译器版本同样。

wu-being@ubuntu:~/linux/bosybox/busybox-1.18.4$ l /home/wu-being/linux/3.4.1/bin/

arm-linux-addr2line*  arm-linux-gcc*        arm-linux-objcopy*

arm-linux-ar*         arm-linux-gcc-3.4.1*  arm-linux-objdump*

arm-linux-as*         arm-linux-gccbug*     arm-linux-ranlib*

arm-linux-c++*        arm-linux-gcov*       arm-linux-readelf*

arm-linux-c++filt*    arm-linux-gprof*      arm-linux-size*

arm-linux-cpp*        arm-linux-ld*         arm-linux-strings*

arm-linux-g++*        arm-linux-nm*         arm-linux-strip*

wu-being@ubuntu:~/linux/bosybox/busybox-1.18.4$ export PATH=$PATH:/home/wu-being/linux/3.4.1/bin/    

wu-being@ubuntu:~/linux/bosybox/busybox-1.18.4$ arm-linux-gcc（TAB）

arm-linux-gcc        arm-linux-gcc-4.4.3  

arm-linux-gcc-3.4.1  arm-linux-gccbug     

wu-being@ubuntu:~/linux/bosybox/busybox-1.18.4$ arm-linux-gcc

第4步：进入目录busybox-1.18.4/执行命令make defconfig (default config)

第5步：指定构架和编译工具编译和安装busybox

（1）.先执行编译命令：make ARCH=arm CROSS_COMPILE=arm-linux-

如果在32位Linux系统中编译，没修改下面三个问题可能不会报错，但也要修改后编译！

如果没有定义ARPHRD_INFINIBAND，定义之

vi networking/interface.c

#define INFINIABAND_ALEN 20

#define ARPHRD_INFINIBAND 20 //++

如果没有定义IFLA_OPERSTATE，屏蔽它

vi networking/libiproute/ipaddress.c

#ifdef IFLA_OPERSTATE //++

if (tb[IFLA_OPERSTATE]) {

static const char operstate_labels[] ALIGN1 =

"UNKNOWN""NOTPRESENT""DOWN""LOWERLAYERDOWN"

"TESTING""DORMANT""UP";

printf("state %s ", nth_string(operstate_labels,

*(uint8_t*)RTA_DATA(tb[IFLA_OPERSTATE])));

}

#endif //++

如果编译mkfs_ext2 工具错误，去掉它。

make menuconfig --> Linux System Utilites --> mkfs_ext2 (disable) --->

save and quit

（2）.命令编译成功后，执行安装命令：

make ARCH=arm CROSS_COMPILE=arm-linux- install

第6步：拷贝文件系统到NFS 能输出的目录

mkdir /home/wu-being/linux/my_nfs

cp -rf _INSTALL/* /home/wu-being/linux/my_nfs

第7步：修改nfs 配置

vi /etc/exports and append "/home/wu-being/linux/my_nfs 192.168..(rw,sync,no_root_squash)

"

/etc/init.d/nfs-kernel-server restart

第8步：下载内核到目标板运行看结果

配制板子文件系统目录，并保存。

setenv bootargs noinitrd root=/dev/nfs rw nfsroot=192.168.1.113:/home/wu-being/linux/my_nfs ip=192.168.1.244:192.168.1.114:192.168.1.1:255.255.255.0 console=ttySAC0,115200 init=/linuxrc mem=64M

saveenv

应该会看到文件系统已经Mount 成功，但是现实console 错误，应该是没有这个设备。

VFS: Mounted root (nfs filesystem).

mount_devfs_fs(): unable to mount devfs, err: -2

Freeing init memory: 144K

Warning: unable to open an initial console.

Kernel panic - not syncing: No init found.  Try passing init= option to kernel.

第9步：建立串口设备

建立dev和lib目录，并在文件系统的dev目录创建主设备号为5次设备号为1的console字符设备：mknod console c 5 1

（不一定要创建这个console，文件系统启动后自动创建，当dev目录一定要建立来挂载）

第10步：下载并启动内核显示如下

VFS: Mounted root (nfs filesystem).

Mounted devfs on /dev

Freeing init memory: 172K

Kernel panic - not syncing: No init found. Try passing init= option to kernel.

看来init 不存在或不能运行.

第11步：指定init

ln -sf bin/busybox init

（不一定要，只是缺少相关的lib文件）

第12步：再启动内核

init 还是不能运行，也许就是busybox 不能运行，用文件形式打开busybox发现是要一些库文件。

从原来挂载成功的文件系统目录的Lib下拷贝所需库

最后结果

第13步：再启动内核

看看效果

缺失etc下面的文件，新建init.d目录，touch rcS，chmod 777 rcS

再看

修改busybox源码

重新编译，安装，覆盖

挂载成功。

##1.5完善文件系统

###第一步： init 会调用/etc/inittab 文件，并根据其做相应的操作。

add file etc/inittab, the init will use it to initialize system

------

::respawn:-/bin/sh

运行内核，显示OK

VFS: Mounted root (nfs filesystem).

Mounted devfs on /dev

Freeing init memory: 172K

/ #

/ # ls

bin dev etc init lib sbin usr

/ #

###第二步：可以手工做些设置

mkdir proc

mkdir sys

mount -t proc proc /proc

mount -t sysfs sysfs /sys

mdev -s

###第三步：play MP3

./mplayer -ac mad yishengyouni.mp3

###第四步：添加Login

vi passwd and vi group (create tw files)

adduser root

modify passwd file and change its user id and group id to 0.

passwd root (modify password)

####修改inittab 为：

::sysinit:/etc/rcS

::respawn:/bin/login

::shutdown:/bin/umount -a

####创造文件rcS

mount -t proc proc /proc

mount -t sysfs sysfs /sys

mdev -s

telnetd &

#2Linux 文件系统结构

Linux 下文件系统是对复杂系统进行合理抽象的一个经典的例子，它通过一套统一的接口函数对不同的文件进行操作（普通文件，字符设备文件，块设备文件和socket 文件）。

索引节点(inode): 用来存储数据的信息，如大小，属主，归属和读写权限

等。

块(block): 存储数据。

虚拟文件系统VFS(virtual File System)是Linux 内核层实现的一种构架，

为用户空间提供统一的文件操作借口。

##2.1ext2 文件系统的总体存储布局

###2.1.1Block

文件系统中存储的最小单位是块（Block） ，一个块究竟多大在格式化时确定的，例如mke2fs 的-b 选项可以设定块大小为1024、2048 或4096 字节。

###2.1.2Boot block

而上图中启动块（Boot Block） 的大小是确定的，就是1KB，启动块是由PC 标准规定的，用来存储磁盘分区信息和启动信息，任何文件系统都不能使用启动块。启动块BootBlock之后才是ext2 文件系统的开始。

###2.1.3Block Group:

ext2 文件系统将整个分区划成n 个同样大小的块，多个块组成块组（Block

Group） ，每个块组都由以下部分组成。

####Super Block:

超级块 （Super Block)(占用一个块大小)描述整个分区的文件系统信息，例如块大小、文件系统版本号、上次mount的时间等等。超级块在每个块组的开头都有一份拷贝(也就是说每个块组组开头1024 字节为超级快，内容相同，估计是出于安全考量)。占用每个块组的第一个块，共1024 字节，记录着magic(魔数)，block_size(块大小)，block_count(块数)，block_per_group(每组的块数)等信息。

####GDT，Group Descriptor Table

块组描述符表（GDT，Group Descriptor Table）（占用一个块大小）每个块组的块组描述符占用32 个字节（见下面），整个分区的块组的块组描述符连成一片放在一个块里面就组成了块组描述符表。每个块组描述符（GroupDescriptor） 存储一个块组的描述信息，例如在这个块组中从哪里开始是inode表，从哪里开始是数据块，空闲的inode 和数据块还有多少个等等。

和超级块类似，块组描述符表在每个块组的开头也都有一份拷贝，这些信息

是非常重要的，一旦超级块意外损坏就会丢失整个分区的数据，一旦块组描述符意外损坏就会丢失整个块组的数据，因此它们都有多份拷贝。通常内核只用到第0 个块组中的拷贝，当执行e2fsck 检查文件系统一致性时，第0 个块组中的超级块和块组描述符表就会拷贝到其它块组，这样当第0 个块组的开头意外损坏时就可以用其它拷贝来恢复，从而减少损失。

注意，硬盘分区上的所有这些 group descriptors 要能塞在一个 block 里

面。也就是说 groups_count * descriptor_size 必须小于等于 block_size。

知道了硬盘分区上一共有多少个 block group，我们就可以把这么多个

group descriptors 读出来了。先来看看 group descriptor 是什么样子的。

struct ext3_group_desc

{

__u32 bg_block_bitmap; /* block 指针指向 block bitmap */

__u32 bg_inode_bitmap; /* block 指针指向 inode bitmap */

__u32 bg_inode_table; /* block 指针指向 inodes table */

__u16 bg_free_blocks_count; /* 空闲的 blocks 计数 */

__u16 bg_free_inodes_count; /* 空闲的 inodes 计数 */

__u16 bg_used_dirs_count; /* 目录计数 */

__u16 bg_pad; /* 可以忽略 */

__u32 bg_reserved[3]; /* 可以忽略 */

};

每个 group descriptor 是 32 bytes 那么大。从上面，我们看到了三个

关键的 block 指针，这三个关键的 block 指针，我们已经在前面都提到过了。

####块位图 （Block Bitmap）（占用一个块）

一个块组中的块是这样利用的：数据块存储所有文件的数据，比如某个分

区的块大小是1024 字节，某个文件是2049 字节，那么就需要三个数据块来存，即使第三个块只存了一个字节也需要占用一个整块；超级块、块组描述符表、块位图、inode 位图、inode 表这几部分存储该块组的描述信息。那么如何知道哪些块已经用来存储文件数据或其它描述信息，哪些块仍然空闲可用呢？块位图就是用来描述整个块组中哪些块已用哪些块空闲的，它本身占一个块，其中的每个bit 代表本块组中的一个块，这个bit 为1 表示该块已用，这个bit 为0 表示该块空闲可用。

为什么用df 命令统计整个磁盘的已用空间非常快呢？因为只需要查看每

个块组的块位图即可，而不需要搜遍整个分区（所有块组信息通过GDT形成了链表）。相反，用du 命令查看一个较大目录的已用空间就非常慢，因为不可避免地要搜遍整个目录的所有文件。

与此相联系的另一个问题是：

在格式化一个分区时究竟会划出多少个块组呢？主要的限制在于块位图本身必须只占一个块。用mke2fs 格式化时默认块大小是1024 字节，可以用-b 参数指定块大小，现在设块大小指定为b 字节，那么一个块可以有8b 个bit，这样大小的一个块位图就可以表示8b 个块的占用情况，因此一个块组最多可以有 8b 个块，如果整个分区有s 个块，那么就可以有s/(8b)个块组。格式化时可以用-g 参数指定一个块组有多少个块，但是通常不需要手动指定，mke2fs 工具会计算出最优的数值。

####inode 位图（inode Bitmap）（占用一个块）

和块位图类似，本身占一个块，其中每个bit 表示一个inode 是否空闲可用。

####inode 表（inode Table）（占用n 个块）

我们知道，一个文件除了数据需要存储之外，一些描述信息也需要存储，

例如文件类型（常规、目录、符号链接等），权限，文件大小，创建/修改/访问时间等，也就是ls -l 命令看到的那些信息，这些信息存在inode 中而不是数据块中。每个文件都有一个inode，一个块组中的所有 inode 组成了inode 表。

inode 表占多少个块在格式化时就要决定并写入块组描述符中，mke2fs 格式化工具的默认策略是一个块组有多少个8KB 就分配多少个inode。由于数据块占了整个块组的绝大部分，也可以近似认为数据块有多少个8KB 就分配多少个inode，换句话说，如果平均每个文件的大小是8KB，当分区存满的时候inode表会得到比较充分的利用，数据块也不浪费。如果这个分区存的都是很大的文件（比如电影），则数据块用完的时候inode 会有一些浪费，如果这个分区存的都是很小的文件（比如源代码），则有可能数据块还没用完inode 就已经用完了，数据块可能有很大的浪费。如果用户在格式化时能够对这个分区以后要存储的文件大小做一个预测，也可以用mke2fs 的-i 参数手动指定每多少个字节分配一个inode。

####数据块（Data Block）（n 个块）

根据不同的文件类型有以下几种情况

对于常规文件，文件的数据存储在数据块中。

对于目录，该目录下的所有文件名和目录名存储在数据块中，注意文件名保存在它所在目录的数据块中，除文件名之外，ls -l 命令看到的其它信息都

保存在该文件的inode 中。注意这个概念：目录也是一种文件，是一种特殊

类型的文件。

对于符号链接，如果目标路径名较短则直接保存在inode 中以便更快地查找，如果目标路径名较长则分配一个数据块来保存。

###2.1.4我们总结一下

一个格式好的文件系统，分成固定大小的块，块组成块组，块的大小相

同，每个块组的块数也相同；每个块组由超级快（记录块大小，有多少块，每个块组由多少块组成等），块组描述符表（由连贯的块组描述符组成，描述块位图，inode 位图和

inode 表的地址等），块位图（哪个块使用了，哪个块空闲），inode位图（那个inode 占用了，那没有占用），inode 表（文件类型，权限，文件大小，创建/修改/访问时间和文件内容所在的块的地址）和数据块（文件的数据）组成。

一个文件由文件内容和描述信息组成，文件内容保存在数据块中，文件描述信息保存在inode 中。

知道了inode 的数值(ls –i),可以读出文件内容，如何，见下面.前面都准备好了以后，我们现在终于可以开始读取文件了。首先要读的，当然是文件系统的根目录。注意，这里所谓的根目录，是相对于这一个文件系统或者说硬盘分区而言的，它并不一定是整个 Linux 操作系统上的根目录。这里的这个 root 目录存放在一个固定的 inode 中，这就是文件系统上的 inode 2。需要提到 inode 计数同 block 计数一样，也是全局性质的。这里需要特别注意的是，inode 计数是从 1 开始的，而前面我们提到过 block 计数是从 0 开始，这个不同在开发程序的时候要特别留心。__

那么，我们先来看一下得到一个 inode 号数以后，怎样读取这个 inode 中的用户数据。在 super block 中有一个字段 s_inodes_per_group 记载了每个block group 中有多少个 inode 。用我们得到的 inode 号数除以s_inodes_per_group，我们就知道了我们要的这个 inode 是在哪一个 block group 里面，这个除法的余数也告诉我们，我们要的这个 inode 是这个 block group 里面的第几个 inode；然后，我们可以先找到这个 block group 的 group descriptor，从这个 descriptor，我们找到这个 group 的 inode table，再从inode table 找到我们要的第几个 inode，再以后，我们就可以开始读取 inode中的用户数据了。

这个公式是这样的：block_group = (ino - 1) / s_inodes_per_group。这里 ino 就是我们的 inode 号数。而 offset = (ino - 1) % s_inodes_per_group，这个 offset 就指出了我们要的 inode 是这个 block group 里面的第几个inode。找到这个 inode 之后，我们来具体的看看 inode 是什么样的。