文件系统是运行在操作系统中的软件模块，是操作系统提供的一套管理磁盘文件读写的方法和数据组织、存储形式，因此，文件系统＝数据结构＋算法，哈哈，所以它是程序。它的管理对象是文件，管辖范围是分区，因此它建立在分区的基础上，每个分区都可以有不同的文件系统。但咱们刚创建了磁盘而己，磁盘还是裸盘，即传说中的 raw disk 。
- 盘片：类似光盘中的一个圆盘，上面布满了磁性介质。
- 扇区：扇区是硬盘读写的基本单位，它在磁道上均匀分布，与磁头和磁道不同，扇区从 1 开始编号。扇区的大小字节数=256 × N. -N为自然数。通常取N 为 2，因此扇区大小为 512 字节。也许有读者会说，我怎么听说的文件存储都是以簇或块为单位的？“簇”或“块”这些是操作系统中读写数据的单位，并不是磁盘原生支持的，一个簇或块等于 1 个以上的扇区。因为磁盘本身就是整个机器的瓶颈，它是速度较低的设备，若操作系统总去访问这些低速设备就太浪费时间了，因此操作系统不可能一次只写一个扇区，为了优化 1/0，操作系统把数据积攒到“多个扇区”时再一次性写入磁盘，这里的“多个扇区”就是指操作系统的簇或块。通常标准库函数还进行了二次优化，数据可以积攒到多个族或块时才写入，不过标准库中还提供了控制选项，可以立即把数据刷进硬盘。
- 磁道：盘片上的一个个同心圈就是磁道，它是扇区的载体，每一个磁道由外向里从 0 开始编号。同一盘片上的每一个磁道上都由扇区组成，即磁道其实是一圈扇区。磁盘上的磁道数取决于制作工艺。有的同学又说了，离圆心近的磁道与最外圄的磁道周长肯定不一致，那这两种磁道上的扇区数一样吗？答案是：老硬盘是一样的，新式硬盘中已经改进了，外圈磁道会容纳更多的扇区，在新硬盘中有个地址转换器来兼容老硬盘的扇区寻址，因此咱们依然可以认为硬盘中每个磁道上的扇区数一样多。
- 磁头：就是磁头，哈哈，可以粗略理解为磁带中的磁头。毕竟需要某个设备来读盘片上的数据，这个设备就是磁头。 一个盘片分为上下两个面，各面都有一个磁头，因此一个盘片包括两个磁头，磁头号就表示盘面，平时所说的盘面号就是磁头号。虽然单个盘片的容量不断在增长，但其潜力毕竟是有限的。为了实现大容量，硬盘中必须由多个盘片来组成。既然有多个盘片，两个磁头就自然不够用了，肯定要有盘片×2 个磁头，磁头编号由上到下从 0 开始。
- 柱面：硬盘是整个计算机系统中很大的瓶颈了，如何才能让硬盘的读写更快，工程师们想到了并行写入的方式。这个并行就是指多个磁头同时写入。也就是通常我们在写一个文件时，是由多个磁头同时写入到不同的盘面中编号位置相同的磁道上，采用并行的方式，读写速度是单盘的（磁头数）倍。这些由不同盘面上的编号相同的磁道（这些编号相同的同心圆大小一致）从上到下所组成的圆柱体的回转面就称为柱面，因此柱面的大小等于盘面数（磁头数〉乘以每磁道扇区数。既然一组编号相同的磁道是柱面，而且柱面上的所有磁道号都相同，所以磁道号就称为柱面号。
- 分区：是由多个编号连续的柱面组成的，因此分区在物理上的表现是由某段范围内的所有柱面组成的通心环，并不是像“饼图”那种逻辑表示，当然若整个硬盘只有 1 个分区，那这个分区就是个所有柱面组成的圆柱体 。 分区不能跨柱面，也就是同一个柱面不能包含两个分区，一个柱面只属于一个分区，分区的起始和终止都落在完整的柱面上，并不会出现多个分区共享同一柱面的情况，这就是所谓的“分区粒度”。因此，分区大小等于“每柱面上的扇区数”乘以“柱面数”，这就是我们实际分区时，键入的大小往往与实际大小不同的原因，分区大小总会是“每柱面上的扇区数”的整数倍，也就是会以柱面向上取整。假如硬盘上有 n 个柱面， l～ 10 柱面是 a 分区， 11 ～23 是 b 分区，这两个分区不共享 11 号柱面。
硬盘容量＝单片容量×磁头数。
单片容量＝每磁道扇区数×磁道数× 512 字节。
磁道数又等于柱面数
硬盘容量＝每磁道扇区数×柱面数× 512 字节×磁头数
一般情况下，每磁道扇区数都是 63 ，扇区大小都是 512，柱面数和磁头数取决于实际配置的。因此，在硬盘容量己知的情况下： 柱面数×磁头数＝硬盘容量/63/512，我们只要凑出合适的柱面数和磁头数就行了。
分区是逻辑上划分磁盘空间的方式，归根结底是人为地将硬盘上的柱面扇区划分成不同的分组，每个分组都是单独的分区。各分区都有“描述符”来描述分区本身所在硬盘上的起止界限等信息，在硬盘的MBR 中有个 64 字节“固定大小”的数据结构，这就是著名的分区表，分区表中的每个表项就是一个分区的“描述符”，表项大小是 16 字节，因此 64 字节的分区表总共可容纳 4 个表项，这就是为什么硬盘仅支持 4 个分区的原因。
为了拓展更多分区，硬盘厂商准备在分区“描述符”动动手脚。在这个“描述符”中有个属性是文件系统 id，它表示文件系统的类型，为支持更多的分区，专门增加一种 id 属性值（ id 为 5 ），用来表示该分区可被再次划分出更多的子分区，这就是逻辑分区。因为只是在分区表项中通过属性来判断分区类型，所以这 4 个分区中的任意一个都可以作为扩展分区 。 扩展分区是可选项，有没有都行，但最多只有 1 个， 1 个扩展分区在理论上可被划分出任意多的子扩展分区，因此 1 个扩展分区足够了。注意了，这里所说的是理论上支持无限多的划分，由于硬件上的限制，分区数量也变得有限，比如 ide 硬盘只支持的个分区， scsi 硬盘只支持 15 个分区 。 硬盘本来没有扩展分区的概念，为了突破 4 个分区的限制才提出了扩展分区，为了区别这一概念，将剩下的 3 个区称为主分区 。
发明扩展分区的目的是为了支持任意数量的分区，但具体划分出 多少分区，完全是由用户决定的，所以，扩展分区是种抽象、不具实体的分区，它类似于一种“ 宣告”， 告诉大家此分区 需要再被划分出子分区，也就是所谓的逻辑分区，逻辑分区才可以像其他主分区那样使用 。 因此，逻辑分区只存在于扩展分区，它属于扩展分区的子集。
分区表中共 4 个分区，哪个做扩展分区都可以，扩展分区是可选的，但最多只有 1 个，其余的都是主分区。在过去没有扩展分区时，这 4 个分区都是主分区 i 为了兼容 4 个主分区的情况，扩展分区中的第 1 个逻辑分区的编号从 5 开始。
磁盘分区表浅析
磁盘分区表（ Disk Partition Table ）简称 DPT，是由多个分区元信息汇成的表，表中每一个表项都对应一个分区，主要记录各分区的起始扇区地址，大小界限等 。
磁盘分区表就是个数组，此数组长度固定为 4，数组元素是分区元信息的结构。
最初的磁盘分区表位于 MBR 引导扇区中，咱们先看看原计原昧的 MBR 引导扇区的逻辑结构。早在加载loader 时就和大伙儿介绍过MBR, MBR (Main Boot Record ）即主引导记录，它是一段引导程序，其所在的扇区称为主引导扇区，该扇区位于 0 盘道 1 扇区（物理扇区编号从 1 开始，逻辑扇区地址 LBA 从 0 开始），也就是硬盘最开始的扇区，扇区大小为 512 宇节，这 512 字节内容由三部分组成。
(1） 主引导记录 MBR 。
(2）磁盘分区表 DPT 。
(3）结束魔数 55AA ，表示此扇区为主引导扇区，里面包含控制程序。
MBR 引导程序位于主引导扇区中偏移 0～0x1BD 的空间，共计 446 字节大小，这其中包括硬盘参数及部分指令（由 BIOS 跳入执行），它是由分区工具产生的，独立于任何操作系统。
磁盘分区表位于主引导扇区中偏移 0x1BE ~ 0x1FD 的空间，总共 64 字节大小，每个分区表项是 16 字节，因此磁盘分区表最大支持 4 个分区 。
魔数 55AA 作为主引导扇区的有效标志，位于扇区偏移 0x1FE～0x1FF，也就是最后 2 个字节。
以上这三部分便是 主引导扇区 的主要结构。
在硬盘中，最开始的扇区是 MBR 引导扇区，接着是空闲的多个扇区，随后是具体的分区 。
对于不够一个柱面的剩余的空间一般不再利用，并不参与分区。除去 MBR 引导扇区占用的 1 扇区，这部分剩余空间是 62 个扇区。这个空间按理说不属于操作系统的范围，但操作系统确实是有能力支配它。由于仅仅是 62 个扇区的空间，能用它做的事情有限，因为空间太小会使扩展性很差，比如文件系统中的块位图大小是与分区大小成正比的，若将块位图存放在此处，受到这 62 个扇区的限制，能管理的分区范围也将大大缩水，因此很少有操作系统会用到这个磁道，我们也不用它 。
随着磁盘容量越来越大，对于磁盘管理来说， 4 个分区显然不够用了，因此发明了扩展分区，寄望以此来解决原来所支持的分区数太少的问题。大伙儿知道，“分区表的长度固定”才是问题的症结所在 。 按理来说，扩展分区中包含多少个逻辑分区，扩展分区的分区表中就该有多少表项，可是任何时候新事物的发展都要把“向上兼容”当成头等大事，它既要兼容此固定长度为 4 个分区的分区表，又要突破固定分区数的限制，这似乎有点为难，该怎样设计扩展分区的分区表呢？ 一个两全其美的方案是视这个扩展分区为总扩展分区，将它划分成多个子扩展分区，每个子扩展分区“在逻辑上”相当于硬盘，因此每个子扩展分区都可以有 1 个分区表。这样一来，各个分区表的长度依然固定为 4，但是允许有无限多个分区表，分区表项多了，自然支持的分区数就多了。如何将这些分区表组织到一起呢？扩展分区表采用链式结构，将所有子扩展分区的分区表串在一起，形成可容纳无限个分区表的单向链表。链表是要有结点的，这里的每个分区表就是结点，一般的链表结点除了包括数据外，还必须要包括下一个结点的地址，分区表也采用了这种结构，其表项就分为两部分， 一部分是描述逻辑分区的信息，另一部分是描述下一个子扩展分区的地址 。
一个磁盘最多支持4个主分区，就是简单的CDEF分盘，但是当主分区无法覆盖硬盘大小时，多余出来的叫扩展分区，扩展分区只能有一个，但在其上可以创建多个逻辑分区，从而实现更多的分盘（分区）。当有多个硬盘时，为了将多个硬盘的空间统一利用，就出现了卷，卷可以跨越多个物理硬盘进行工作，换句话说，卷把硬盘间的边界打通了，同一个分盘的数据可以存在多块硬盘上
要想使用分区，就离不开分区表，逻辑分区也是分区，为了使用它，也需要有元信息来描述它的范围、边界、类型等信息，因此在子扩展分区中也要有分区表来描述这些逻辑分区。分区表本身也要在子扩展分区中占磁盘空间，因此实际情况是每个子扩展分区的空间并不是只有逻辑分区，在每个子扩展分区中最开始的扇区（剧透一下，此扇区称为 EBR 引导扇区，马上要介绍它）用于存储此子扩展分区中的分区表，此扇区中的内容也是前 446 字节是引导程序，中间 64 字节是分区表，后 2 字节是 0x55 和 0xAA，您看，它同 MBR 引导扇区的结构相同。紧随其后的是空闲的一部分扇区，其余剩下的大部分扇区才被用作存储数据的分区，即逻辑分区。因此，子扩展分区包含逻辑分区，
有了扩展分区后，出于兼容性考虑，这种“观念”依然被传承下来：扩展分区被划分出多个子扩展分区，每个子扩展分区都有自己的分区表，所以子扩展分区在逻辑上相当于单独的硬盘，各分区表在各个子扩展分区最开始的扇区中，该扇区同MBR 引导扇区结构相同，由于是经扩展分区划分出来的，所以它们称为 EBR，即扩展引导记录 。 MBR 只有 1 个， EBR理论上有无限个， MBR 和 EBR 所在的扇区统称为引导扇区，它们的结构是相同的， MBR 中有的 E岛1R 中也有。我想这下您清楚了我为什么要把子扩展分区视为硬盘，因为各子扩展分区的结构也同整个硬盘结构一样，最开始的扇区都是引导扇区，中间都是空闲一小部分扇区，最后的大片扇区空间作为数据存储的分区 。
由于扩展分区采用了链式分区表，理论上可以存在无限个分区表，支持无限个逻辑分区。每一个逻辑分区所在的子扩展分区都有一个与 MBR 结构相同的 EBR, EBR 中分区表的第一分区表项用来描述所包含的逻辑分区的元信息，第二分区表项用来描述下一个子扩展分区的地址，第三、四表项未用到。
值得一提的是这两个分区表项都是指向一个分区的起始，起始地址都是个扇区地址，只不过第一个分
区表项指向的是该逻辑分区最开始的扇区，此扇区称为操作系统引导扇区，即 OBR 引导扇区 。第二个分
区表项指向下一个子扩展分区的 EBR 引导扇区。
OBR 引导扇区不是 EBR 引导扇区。 EBR 不属于分区之内，不属于操作系统管理的范围。而 OBR 引导扇区位于分区（主分区和逻辑分区）最开始的扇区，属于操作系统管理的范围 。
活动分区是指引导程序所在的分区，活动分区标记是给 MBR 或其他需要移交 CPU 使用权的程序看的，它们通过此位来判断该分区的引导扇区中是否有可执行的程序，也就是引导程序，这个引导程序通常是操作系统内核加载器，故此引导程序通常被称为操作系统引导记录，即 OBR (OS Boot Record ） 。 如果MBR 发现该分区表项的活动分区标记为 0x80，这就表示该分区的引导扇区中有引导程序（这是 MBR 与分区工具或操作系统约定好的）， MBR 就将 CPU 使用权交给此引导程序， 如果此引导程序是操作系统或其加载器，此时操作系统便掌握了 CPU 使用权，也就是大家平时所说的加载内核。这里一直说的“分区引导扇区”是位于分区最开始的扇区，是分区引导程序所在的扇区，由于此引导程序通常都是操作系统内核加载器，故此扇区被称为操作系统引导扇区，也就是 OBR 所在的扇区，即 OBR 引导扇区。
注意啦， OBR引导扇区并不是 EBR 或 MBR 引导扇区，它们虽然都包含引导程序，并且都以 0x55 和 0xAA 结束，但它们最大的区别是分区表只包含在 MBR 和 EBR 中， OBR 中可没有分区表。 MBR 和 EBR 所在的扇区不属于分区范围之内，它们是由分区工具创建并管理的，因此不归操作系统管理，操作系统不可以随意往里面写数据，尽管操作系统有能力这样做。而 OBR 引导扇区是分区中最开始的扇区，归操作系统的文件系统管理，因此操作系统通常往 OBR 引导扇区中添加内核加载器的代码，供 MBR 调用以实现操作系统自举，总之 OBR 引导扇区中绝对不包括分区表。
“分区起始偏移扇区”是个相对量，它表示各分区的起始扇区地址是相对于某“基准”的偏移扇区数，各分区的绝对扇区 LBA 地址＝“基准”的绝对扇区起始 LBA 地址＋各分区的起始偏移扇区。这个“基准”是指分区所依赖的上层对象，或者说是创建该分区的父对象。我知道这么还是说太抽象了，有必要再深入讨论。
先梳理下分区层次关系，前面己述，总扩展分区被直接拆分成多个子扩展分区，子扩展分区又被拆分成 EBR 引导扇区、空闲扇区和逻辑分区三部分。“基准”也因分区类型而异。
对于逻辑分区而言，逻辑分区是在子扩展分区中拆分出来的，其具体地址依赖于子扩展分区自身的起始地址，因此逻辑分区的基准是子扩展分区的起始扇区 LBA 地址。
对于子扩展分区而言，子扩展分区是在总扩展分区中拆分出来的，其具体地址依赖于总扩展分区自身的起始地址，因此子扩展分区的基准是总扩展分区的起始扇区 LBA 地址。
对于主分区或总扩展分区而言，这两类分区本身是独立、无依赖的分区，因此基准为 0。此概念咱们在实践中去理解。
“分区容量扇区数”意义比较明确，就是表示分区的容量扇区数。
子扩展分区是在总扩展分区中创建的，子扩展分区的偏移扇区理应以总扩展分区的绝对扇区 LBA 地址为基准，因此，＂子扩展分区的绝对扇区 LBA 地址＝总扩展分区绝对扇区 LBA 地址＋子扩展分区的偏移扇区”。
逻辑分区是在子扩展分区中创建的，逻辑分区的偏移扇区理应以子扩展分区的绝对扇区 LBA 地址为基准，因此，“逻辑分区的绝对扇区 LBA 地址＝子扩展分区绝对扇区 LBA 地址＋逻辑分区偏移扇区飞这里的子扩展分区就是当前子扩展分区。
硬件是独立的个体，它提供一套方法作为操作接口给外界调用，但此接口往往是最原始、最简陋、最繁琐的，相对咱们习惯的高级语言来说，这些接口使用起来非常麻烦，很多指令要提前设置好各种参数，基本上都是要用汇编语言来操作寄存器。基于此描述，对于驱动程序我个人的理解是驱动程序是对硬件接口的封装，它把参数设置等重复、枯燥、复杂的过程封装成一个过程，避免每次执行命令时都重复做这些工作，根据需要也可以提供相关的策略，如缓存等，让硬件操作更加容易、省事、方便，无需再显式做一些底层设置。因此没有驱动程序的话，操作系统也是可以同硬件交流的，无非是直接操作 IO 端口
硬盘初始化
为了支持硬盘操作，咱们还有几件事要做。硬盘上有两个 ata 通道，也称为 IDE 通道。第 1 个 ata 通道上的两个硬盘（主和从）的中断信号挂在 8259A 从片的 IRQ14 上，没错，是两个硬盘共享同一个 IRQ接口，也许您在想，硬件发生中断时，如何区分中断是来自哪个硬盘的？是这样的，硬盘发生中断的条件是咱们对硬件执行了某些命令，然后硬盘完成任务后才发中断，咱们在对硬盘发命令时，需要提前指定是对主盘，还是从盘操作，这是在硬盘控制器的 device 寄存器中第 4 位的 dev 位指定的 ，因此自然就知道是哪个硬盘来了中断信号，具体的作法咱们在后面实现的部分再说。
顺便说一下，第 2 个 ata 通道接在 8259A 从片的 IRQ15 上，该 ata 通道上可支持两个硬盘 。 来自 8259A 从片的中断是由 8259A 主片帮忙向处理器传达的， 8259A 从片是级联在 8259A 主片的 IRQ2 接口的，因此为了让处理器也响应来自 8259A 从片的中断，屏蔽中断寄存器必须也把 IRQ2 打开
/* 初始化可编程中断控制器8259A */
static void pic_init(void) {/* 初始化主片 */outb (PIC_M_CTRL, 0x11); // ICW1: 边沿触发,级联8259, 需要ICW4.outb (PIC_M_DATA, 0x20); // ICW2: 起始中断向量号为0x20,也就是IR[0-7] 为 0x20 ~ 0x27.outb (PIC_M_DATA, 0x04); // ICW3: IR2接从片. outb (PIC_M_DATA, 0x01); // ICW4: 8086模式, 正常EOI/* 初始化从片 */outb (PIC_S_CTRL, 0x11); // ICW1: 边沿触发,级联8259, 需要ICW4.outb (PIC_S_DATA, 0x28); // ICW2: 起始中断向量号为0x28,也就是IR[8-15] 为 0x28 ~ 0x2F.outb (PIC_S_DATA, 0x02); // ICW3: 设置从片连接到主片的IR2引脚outb (PIC_S_DATA, 0x01); // ICW4: 8086模式, 正常EOI/* IRQ2用于级联从片,必须打开,否则无法响应从片上的中断主片上打开的中断有IRQ0的时钟,IRQ1的键盘和级联从片的IRQ2,其它全部关闭 */outb (PIC_M_DATA, 0xf8);/* 打开从片上的IRQ14,此引脚接收硬盘控制器的中断 */outb (PIC_S_DATA, 0xbf);put_str(" pic_init done\n");
}
在中断处理程序中，如果中断源是来自从片 8259A 的话，在发送中断结束信号 EOI 的时候，主片和从片都要发送。否则，将无法继续响应新的中断。不过咱们的中断处理程序一直都是向主从两片 8259A 同时发送 EOI 。
还有一件小事要做，完全是为了让咱们自己方便。目前咱们在内核中打印输出时，都是用 console_put_xxx 之类的函数，可是自从咱们为用户进程实现了 printf 函数后，越来越觉得 console_put_xxx 系列的函数不方便，为此咱们也心疼下自己，在内核中实现格式化输出函数 printk。 printk 和 printf 原理是一样的，只是 printk 是专门用在内核态的格式化输出函数，它是 printf 的孪生兄弟。由于是在内核态下实现，因此不需要系统调用啦，所以实现起来更简单了
#define va_start(args, first_fix) args = (va_list)&first_fix
#define va_end(args) args = NULL/* 供内核使用的格式化输出函数 */
void printk(const char* format, ...) {va_list args;va_start(args, format);char buf[1024] = {0};vsprintf(buf, format, args);va_end(args);console_put_str(buf);
}
//硬盘相关数据结构
/* 分区表结构 */
struct partition {uint32_t start_lba; // 起始扇区uint32_t sec_cnt; // 分区的容量扇区数struct disk* my_disk; // 分区所属的硬盘struct list_elem part_tag; // 用于队列中的标记char name[8]; // 分区名称struct super_block* sb; // 本分区的超级块struct bitmap block_bitmap; // 块位图struct bitmap inode_bitmap; // i结点位图struct list open_inodes; // 本分区打开的i结点队列
};/* 硬盘结构 */
struct disk {char name[8]; // 本硬盘的名称，如sda等struct ide_channel* my_channel; // 此块硬盘归属于哪个ide通道uint8_t dev_no; // 本硬盘是主0还是从1struct partition prim_parts[4]; // 主分区顶多是4个struct partition logic_parts[8]; // 逻辑分区数量无限,但总得有个支持的上限,那就支持8个
};/* ata通道结构 */
struct ide_channel {char name[8]; // 本ata通道名称 uint16_t port_base; // 本通道的起始端口号uint8_t irq_no; // 本通道所用的中断号struct lock lock; // 通道锁bool expecting_intr; // 表示等待硬盘的中断struct semaphore disk_done; // 信号量，用于阻塞、唤醒驱动程序struct disk devices[2]; // 一个通道上连接两个硬盘，一主一从
};
宏定义硬盘寄存器端口号
/* 针对两个ata通道，定义硬盘各寄存器的端口号 */
#define reg_data(channel) (channel->port_base + 0)
#define reg_error(channel) (channel->port_base + 1)
#define reg_sect_cnt(channel) (channel->port_base + 2)
#define reg_lba_l(channel) (channel->port_base + 3)
#define reg_lba_m(channel) (channel->port_base + 4)
#define reg_lba_h(channel) (channel->port_base + 5)
#define reg_dev(channel) (channel->port_base + 6)
#define reg_status(channel) (channel->port_base + 7)
#define reg_cmd(channel) (reg_status(channel))
#define reg_alt_status(channel) (channel->port_base + 0x206)
#define reg_ctl(channel) reg_alt_status(channel)/* reg_alt_status寄存器的一些关键位 */
#define BIT_STAT_BSY 0x80 // 硬盘忙
#define BIT_STAT_DRDY 0x40 // 驱动器准备好
#define BIT_STAT_DRQ 0x8 // 数据传输准备好了/* device寄存器的一些关键位 */
#define BIT_DEV_MBS 0xa0 // 第7位和第5位固定为1
#define BIT_DEV_LBA 0x40
#define BIT_DEV_DEV 0x10/* 一些硬盘操作的指令 */
#define CMD_IDENTIFY 0xec // identify指令
#define CMD_READ_SECTOR 0x20 // 读扇区指令
#define CMD_WRITE_SECTOR 0x30 // 写扇区指令/* 定义可读写的最大扇区数,调试用的 */
#define max_lba ((80*1024*1024/512) - 1) // 80MB硬盘uint8_t channel_cnt; // 按硬盘数计算的通道数
struct ide_channel channels[2]; // 有两个ide通道/* 硬盘数据结构初始化 */
void ide_init() {printk("ide_init start\n");uint8_t hd_cnt = *((uint8_t*)(0x475)); // 获取硬盘的数量ASSERT(hd_cnt > 0);channel_cnt = DIV_ROUND_UP(hd_cnt, 2); // 一个ide通道上有两个硬盘,根据硬盘数量反推有几个ide通道struct ide_channel* channel;uint8_t channel_no = 0;/* 处理每个通道上的硬盘 */while (channel_no < channel_cnt) {channel = &channels[channel_no];sprintf(channel->name, "ide%d", channel_no);/* 为每个ide通道初始化端口基址及中断向量 */switch (channel_no) {case 0:channel->port_base = 0x1f0; // ide0通道的起始端口号是0x1f0channel->irq_no = 0x20 + 14; // 从片8259a上倒数第二的中断引脚,温盘,也就是ide0通道的的中断向量号break;case 1:channel->port_base = 0x170; // ide1通道的起始端口号是0x170channel->irq_no = 0x20 + 15; // 从8259A上的最后一个中断引脚,我们用来响应ide1通道上的硬盘中断break;}channel->expecting_intr = false; // 未向硬盘写入指令时不期待硬盘的中断lock_init(&channel->lock);/* 初始化为0,目的是向硬盘控制器请求数据后,硬盘驱动sema_down此信号量会阻塞线程,直到硬盘完成后通过发中断,由中断处理程序将此信号量sema_up,唤醒线程. */sema_init(&channel->disk_done, 0);channel_no++; // 下一个channel}printk("ide_init done\n");
}
thread_yield 功能是主动把 CPU 使用权让出来，它与 thread_block 的区别是 thread_yield 执行后任务的状态是 TASK＿READY，即让出 CPU 后，它会被加入到就绪队列中，下次还能继续被调度器调度执行
struct task_struct* idle_thread; // idle线程，用于系统空闲时，在就绪队列没有任务时运行/* 系统空闲时运行的线程 */
static void idle(void* arg UNUSED) {while(1) {thread_block(TASK_BLOCKED);//阻塞自己//被唤醒后，执行hlt，必须要保证目前处在开中断的情况下asm volatile ("sti; hlt" : : : "memory");}
}/* 实现任务调度 */
void schedule() {.../* 如果就绪队列中没有可运行的任务,就唤醒idle */if (list_empty(&thread_ready_list)) {thread_unblock(idle_thread);}ASSERT(!list_empty(&thread_ready_list));thread_tag = NULL; // thread_tag清空/* 将thread_ready_list队列中的第一个就绪线程弹出,准备将其调度上cpu. */thread_tag = list_pop(&thread_ready_list); struct task_struct* next = elem2entry(struct task_struct, general_tag, thread_tag);next->status = TASK_RUNNING;/* 激活任务页表等 */process_activate(next);switch_to(cur, next);
}/* 主动让出cpu,换其它线程运行 */
void thread_yield(void) {struct task_struct* cur = running_thread(); enum intr_status old_status = intr_disable();ASSERT(!elem_find(&thread_ready_list, &cur->general_tag));list_append(&thread_ready_list, &cur->general_tag);//将当前任务重新加入到就绪队列cur->status = TASK_READY;//将当前任务的status置为TASK_READYschedule();intr_set_status(old_status);
}/* 初始化线程环境 */
void thread_init(void) {put_str("thread_init start\n");list_init(&thread_ready_list);list_init(&thread_all_list);lock_init(&pid_lock);/* 将当前main函数创建为线程 */make_main_thread();/* 创建idle线程 */idle_thread = thread_start("idle", 10, idle, NULL);put_str("thread_init done\n");
}
实现简单的休眠函数
为避免浪费 CPU 资源，在等待硬盘操作的过程中最好把 CPU 主动让出来，让 CPU 去执行其他任务
#define IRQ0_FREQUENCY 100 //时钟中断频率
#define mil_seconds_per_intr (1000 / IRQ0_FREQUENCY) //每多少毫秒发生一次中断
uint32_t ticks; // ticks是内核自中断开启以来总共的嘀嗒数/* 以tick为单位的sleep,任何时间形式的sleep会转换此ticks形式 */
static void ticks_to_sleep(uint32_t sleep_ticks) {//让任务休眠 sleep_ticks 个 ticks uint32_t start_tick = ticks;/* 若间隔的ticks数不够便让出cpu */while (ticks - start_tick < sleep_ticks) {thread_yield();}
}/* 以毫秒为单位的sleep 1秒=1000毫秒 */
void mtime_sleep(uint32_t m_seconds) {uint32_t sleep_ticks = DIV_ROUND_UP(m_seconds, mil_seconds_per_intr);ASSERT(sleep_ticks > 0);ticks_to_sleep(sleep_ticks);
}
完善硬盘驱动程序
/* 选择读写的硬盘,主盘OR从盘 */
static void select_disk(struct disk* hd) {uint8_t reg_device = BIT_DEV_MBS | BIT_DEV_LBA;//device寄存器关键位if (hd->dev_no == 1) { // 若是从盘就置DEV位为1reg_device |= BIT_DEV_DEV;}outb(reg_dev(hd->my_channel), reg_device);//将变量 reg_device 写入硬盘所在通道的 device 寄存器
}/* 向硬盘控制器写入起始扇区地址及要读写的扇区数 */
//硬盘指针 hd、扇区起始地址 lba、扇区数 sec_cnt
static void select_sector(struct disk* hd, uint32_t lba, uint8_t sec_cnt) {ASSERT(lba <= max_lba);struct ide_channel* channel = hd->my_channel;/* 写入要读写的扇区数*/outb(reg_sect_cnt(channel), sec_cnt); // 如果sec_cnt为0,则表示写入256个扇区/* 写入lba地址(即扇区号) */outb(reg_lba_l(channel), lba); // lba地址的低8位,不用单独取出低8位.outb函数中的汇编指令outb %b0, %w1会只用al。outb(reg_lba_m(channel), lba >> 8); // lba地址的8~15位outb(reg_lba_h(channel), lba >> 16); // lba地址的16~23位/* 因为lba地址的24~27位要存储在device寄存器的0～3位,* 无法单独写入这4位,所以在此处把device寄存器再重新写入一次*/outb(reg_dev(channel), BIT_DEV_MBS | BIT_DEV_LBA | (hd->dev_no == 1 ? BIT_DEV_DEV : 0) | lba >> 24);
}/* 向通道channel发命令cmd */
static void cmd_out(struct ide_channel* channel, uint8_t cmd) {/* 只要向硬盘发出了命令便将此标记置为true,硬盘中断处理程序需要根据它来判断 */channel->expecting_intr = true;outb(reg_cmd(channel), cmd);
}/* 硬盘读sec_cnt个扇区的数据到buf */
static void read_from_sector(struct disk* hd, void* buf, uint8_t sec_cnt) {uint32_t size_in_byte;if (sec_cnt == 0) {/* 因为sec_cnt是8位变量,由主调函数将其赋值时,若为256则会将最高位的1丢掉变为0 */size_in_byte = 256 * 512;} else { size_in_byte = sec_cnt * 512; }insw(reg_data(hd->my_channel), buf, size_in_byte / 2);
}/* 将buf中sec_cnt扇区的数据写入硬盘 */
static void write2sector(struct disk* hd, void* buf, uint8_t sec_cnt) {uint32_t size_in_byte;if (sec_cnt == 0) {/* 因为sec_cnt是8位变量,由主调函数将其赋值时,若为256则会将最高位的1丢掉变为0 */size_in_byte = 256 * 512;} else { size_in_byte = sec_cnt * 512; }outsw(reg_data(hd->my_channel), buf, size_in_byte / 2);
}/* 等待30秒 */
//硬盘是个低速设备，因此在其响应过程中，驱动程序可以让出 CPU 使用权使其他任务得到调度，这就是 busy_wait 的作用。
static bool busy_wait(struct disk* hd) {struct ide_channel* channel = hd->my_channel;uint16_t time_limit = 30 * 1000; // 可以等待30000毫秒while (time_limit -= 10 >= 0) {if (!(inb(reg_status(channel)) & BIT_STAT_BSY)) {//判断硬盘是否繁忙return (inb(reg_status(channel)) & BIT_STAT_DRQ);} else {mtime_sleep(10); // 睡眠10毫秒（其实是让出CPU，其由ticks_to_sleep实现）}}return false;
}/* 从硬盘 hd 的扇区地址 lba 处读取 sec_cnt 个扇区到 buf */
void ide_read(struct disk* hd, uint32_t lba, void* buf, uint32_t sec_cnt) {ASSERT(lba <= max_lba);ASSERT(sec_cnt > 0);lock_acquire (&hd->my_channel->lock);/* 1 先选择操作的硬盘 */select_disk(hd);uint32_t secs_op; // 每次操作的扇区数uint32_t secs_done = 0; // 已完成的扇区数while(secs_done < sec_cnt) {//读写扇区数端口时8位寄存器，所以当读写的端口数超过 256 时，必须拆分成多次读写操作if ((secs_done + 256) <= sec_cnt) {//未读取的扇区数超过256secs_op = 256;} else {secs_op = sec_cnt - secs_done;}/* 2 写入待读入的扇区数和起始扇区号 */select_sector(hd, lba + secs_done, secs_op);/* 3 执行的命令写入reg_cmd寄存器 */cmd_out(hd->my_channel, CMD_READ_SECTOR); // 准备开始读数据/********************* 阻塞自己的时机 ***********************在硬盘已经开始工作(开始在内部读数据或写数据)后才能阻塞自己,现在硬盘已经开始忙了,将自己阻塞,等待硬盘完成读操作后通过中断处理程序唤醒自己*/sema_down(&hd->my_channel->disk_done);/*************************************************************//* 4 检测硬盘状态是否可读 *//* 醒来后开始执行下面代码*/if (!busy_wait(hd)) { // 若失败char error[64];sprintf(error, "%s read sector %d failed!!!!!!\n", hd->name, lba);PANIC(error);}/* 5 把数据从硬盘的缓冲区中读出 */read_from_sector(hd, (void*)((uint32_t)buf + secs_done * 512), secs_op);secs_done += secs_op;}lock_release(&hd->my_channel->lock);
}/* 将buf中sec_cnt扇区数据写入硬盘hd的lba扇区 */
void ide_write(struct disk* hd, uint32_t lba, void* buf, uint32_t sec_cnt) {ASSERT(lba <= max_lba);ASSERT(sec_cnt > 0);lock_acquire (&hd->my_channel->lock);/* 1 先选择操作的硬盘 */select_disk(hd);uint32_t secs_op; // 每次操作的扇区数uint32_t secs_done = 0; // 已完成的扇区数while(secs_done < sec_cnt) {if ((secs_done + 256) <= sec_cnt) {secs_op = 256;} else {secs_op = sec_cnt - secs_done;}/* 2 写入待写入的扇区数和起始扇区号 */select_sector(hd, lba + secs_done, secs_op);/* 3 执行的命令写入reg_cmd寄存器 */cmd_out(hd->my_channel, CMD_WRITE_SECTOR); // 准备开始写数据/* 4 检测硬盘状态是否可读 */if (!busy_wait(hd)) { // 若失败char error[64];sprintf(error, "%s write sector %d failed!!!!!!\n", hd->name, lba);PANIC(error);}/* 5 将数据写入硬盘 */write2sector(hd, (void*)((uint32_t)buf + secs_done * 512), secs_op);/* 在硬盘响应期间阻塞自己 */sema_down(&hd->my_channel->disk_done);secs_done += secs_op;}/* 醒来后开始释放锁*/lock_release(&hd->my_channel->lock);
}/* 硬盘中断处理程序 */
//irq_no 要么等于0x2e，要么等于0x2f，它们分别是从片 8259A 的 IRQ14 接口和 IRQ15接口
void intr_hd_handler(uint8_t irq_no) {ASSERT(irq_no == 0x2e || irq_no == 0x2f);uint8_t ch_no = irq_no - 0x2e;struct ide_channel* channel = &channels[ch_no];ASSERT(channel->irq_no == irq_no);/* 不必担心此中断是否对应的是这一次的expecting_intr,* 每次读写硬盘时会申请锁,从而保证了同步一致性 */if (channel->expecting_intr) {channel->expecting_intr = false;sema_up(&channel->disk_done);//唤醒阻塞在disk_done上的驱动程序/* 读取状态寄存器使硬盘控制器认为此次的中断已被处理,从而硬盘可以继续执行新的读写 */inb(reg_status(channel));//读一次 status 寄存器，清除硬盘控制器的中断}
}/* 硬盘数据结构初始化 */
void ide_init() {printk("ide_init start\n");.../* 处理每个通道上的硬盘 */while (channel_no < channel_cnt) {channel = &channels[channel_no];sprintf(channel->name, "ide%d", channel_no);/* 为每个ide通道初始化端口基址及中断向量 */switch (channel_no) {case 0:channel->port_base = 0x1f0; // ide0通道的起始端口号是0x1f0channel->irq_no = 0x20 + 14; // 从片8259a上倒数第二的中断引脚,温盘,也就是ide0通道的的中断向量号break;case 1:channel->port_base = 0x170; // ide1通道的起始端口号是0x170channel->irq_no = 0x20 + 15; // 从8259A上的最后一个中断引脚,我们用来响应ide1通道上的硬盘中断break;}channel->expecting_intr = false; // 未向硬盘写入指令时不期待硬盘的中断lock_init(&channel->lock); /* 初始化为0,目的是向硬盘控制器请求数据后,硬盘驱动sema_down此信号量会阻塞线程,直到硬盘完成后通过发中断,由中断处理程序将此信号量sema_up,唤醒线程. */sema_init(&channel->disk_done, 0);register_handler(channel->irq_no, intr_hd_handler);channel_no++; // 下一个channel}printk("ide_init done\n");
}
获取硬盘信息，扫描分区表
identify 命令是 0xec，它用于获取硬盘的参数，不过奇怪的是此命令返回的结果都是以字为单位，并不是字节
分区表扫描的工作稍微复杂一些，咱们需要以 MBR 引导扇区为入口，遍历所有主分区，然后找到总扩展分区，在其中递归遍历每一个子扩展分区，找出逻辑分区。由于涉及到分区的管理，因此我们得给每个分区起个名字，简单起见，最好咱们借鉴现成的 Linux 设备命名方案。 Linux 中所有的设备都在／dev／目录下，硬盘命名规则是[x]d[y][n]，其中只有字母 d 是固定的，其他带中括号的字符都是多选值，下面从左到右介绍各个字符。
- x 表示硬盘分类，硬盘有两大类， IDE 磁盘和 SCSI 磁盘。 h 代表 IDE 磁盘， s 代表 SCSI 磁盘，故 x 取值为 h 和 s
- d 表示 disk，即磁盘
- y 表示设备号，以区分第几个设备，取值范围是小写字符，其中 a 是第 1 个硬盘， b 是第 2 个硬盘，依次类推
- n 表示分区号，也就是一个硬盘上的第几个分区。分区以数字 1 开始，依次类推
综上所述， sda 表示第 1 个 SCSI 硬盘， hdc 表示第 3 个 IDE 硬盘， sda1 表示第 1 个 SCSI 硬盘的第 1 个分区， hdc3 表示第 3 个 IDE 硬盘的第 3 个分区。
/* 用于记录总扩展分区的起始lba,初始为0,partition_scan时以此为标记 */
int32_t ext_lba_base = 0;
//此变量有两个作用，一是作为扫描分区表的标记， partition_scan 若发现 ext_lba_base 为 0 便知道这是第一次扫描，因此初始为 0。另外就是用于记录总扩展分区地址，那时肯定就不为 0 了。 uint8_t p_no = 0, l_no = 0; // 用来记录硬盘主分区和逻辑分区的下标struct list partition_list; // 所有分区的列表/* 构建一个16字节大小的结构体,用来存分区表项 */
struct partition_table_entry {uint8_t bootable; // 是否可引导 uint8_t start_head; // 起始磁头号uint8_t start_sec; // 起始扇区号uint8_t start_chs; // 起始柱面号uint8_t fs_type; // 分区类型uint8_t end_head; // 结束磁头号uint8_t end_sec; // 结束扇区号uint8_t end_chs; // 结束柱面号/* 更需要关注的是下面这两项 */uint32_t start_lba; // 本分区起始扇区的lba地址uint32_t sec_cnt; // 本分区的扇区数目
} __attribute__ ((packed)); // gcc特有关键字，paeked 就是“特殊处理”，意为压缩的，即不允许编译器为对齐而在此结构中填充空隙，保证此结构是16字节大小/* 引导扇区,mbr或ebr所在的扇区 */
struct boot_sector {uint8_t other[446]; // 引导代码，占位，在引导扇区中偏移 446 字节的地方才是分区表struct partition_table_entry partition_table[4]; // 分区表中有4项,共64字节uint16_t signature; // 启动扇区的结束标志是0x55,0xaa,
} __attribute__ ((packed));/* 将dst中len个相邻字节交换位置后存入buf */
/*用来处理 identify 命令的返回信息，硬盘参数信息是以字为单位的，包括偏移、长度的单位都是字，在这 16 位的字中，相邻字符的位置是互换的，所以通过此函数做转换。*/
static void swap_pairs_bytes(const char* dst, char* buf, uint32_t len) {uint8_t idx;for (idx = 0; idx < len; idx += 2) {/* buf中存储dst中两相邻元素交换位置后的字符串*/buf[idx + 1] = *dst++; buf[idx] = *dst++; }buf[idx] = '\0';
}/* 向硬盘发送 identify 命令以获得硬盘参数信息 */
static void identify_disk(struct disk* hd) {char id_info[512];//存储向硬盘发送 identify 命令后返回的硬盘参数select_disk(hd);cmd_out(hd->my_channel, CMD_IDENTIFY);/* 向硬盘发送指令后便通过信号量阻塞自己,* 待硬盘处理完成后,通过中断处理程序将自己唤醒 */sema_down(&hd->my_channel->disk_done);/* 醒来后开始执行下面代码*/if (!busy_wait(hd)) { // 若失败char error[64];sprintf(error, "%s identify failed!!!!!!\n", hd->name);PANIC(error);}read_from_sector(hd, id_info, 1);//从硬盘获取信息到id_infochar buf[64];uint8_t sn_start = 10 * 2, /*序列号起始字节地址，10是字偏移量*/sn_len = 20,md_start = 27 * 2, /*型号起始地址，27是字偏移量*/md_len = 40;swap_pairs_bytes(&id_info[sn_start], buf, sn_len);printk(" disk %s info:\n SN: %s\n", hd->name, buf);memset(buf, 0, sizeof(buf));swap_pairs_bytes(&id_info[md_start], buf, md_len);printk(" MODULE: %s\n", buf);uint32_t sectors = *(uint32_t*)&id_info[60 * 2];printk(" SECTORS: %d\n", sectors);printk(" CAPACITY: %dMB\n", sectors * 512 / 1024 / 1024);
}/* 扫描硬盘hd中地址为ext_lba的扇区中的所有分区 */
/*每个子扩展分区中都有 1 个分区表，因此需要针对每一个子扩展分区递归调用，每调用一次，都要用 1 扇区大小的内存来存储子扩展分区所在的扇区，即 MBR 引导扇区或 EBR 引导扇区。注意，由于是递归调用，每次函数未退出时又进行了函数调用，这会导致栈中原函数的局部数据不释放，并且会在栈中生成新的局部变量，尤其是局部变量很大时，这种递归调用会使栈的内存空间消耗量很大，因此用于存储分区表扇区的内存绝对不能用局部变量。*/
static void partition_scan(struct disk* hd, uint32_t ext_lba/*扩展扇区地址*/) {struct boot_sector* bs = sys_malloc(sizeof(struct boot_sector));//动态申请内存来存储分区表所在扇区ide_read(hd, ext_lba, bs, 1);//读入一扇区数据uint8_t part_idx = 0;struct partition_table_entry* p = bs->partition_table;//分区表数组/* 遍历分区表4个分区表项 */while (part_idx++ < 4) {if (p->fs_type == 0x5) { // 若为扩展分区if (ext_lba_base != 0) { /* 子扩展分区的start_lba是相对于主引导扇区中的总扩展分区地址 */partition_scan(hd, p->start_lba + ext_lba_base);} else { // ext_lba_base为0表示是第一次读取引导块,也就是MBR主引导记录所在的扇区/* 记录下扩展分区的起始lba地址,后面所有的扩展分区地址都相对于此 */ext_lba_base = p->start_lba;partition_scan(hd, p->start_lba);}} else if (p->fs_type != 0) { // 若是有效的分区类型if (ext_lba == 0) { // 此时全是主分区//将主分区的信息收录到硬盘 hd 的 prim_parts 数组中hd->prim_parts[p_no].start_lba = ext_lba + p->start_lba;hd->prim_parts[p_no].sec_cnt = p->sec_cnt;hd->prim_parts[p_no].my_disk = hd;list_append(&partition_list, &hd->prim_parts[p_no].part_tag);//分区加入分区列表中sprintf(hd->prim_parts[p_no].name, "%s%d", hd->name, p_no + 1);p_no++;ASSERT(p_no < 4); // 0,1,2,3} else {hd->logic_parts[l_no].start_lba = ext_lba + p->start_lba;hd->logic_parts[l_no].sec_cnt = p->sec_cnt;hd->logic_parts[l_no].my_disk = hd;list_append(&partition_list, &hd->logic_parts[l_no].part_tag);sprintf(hd->logic_parts[l_no].name, "%s%d", hd->name, l_no + 5); // 逻辑分区数字是从5开始,主分区是1～4.l_no++;if (l_no >= 8) // 只支持8个逻辑分区,避免数组越界return;}} p++;}sys_free(bs);
}/* 打印分区信息 */
static bool partition_info(struct list_elem* pelem, int arg UNUSED) {struct partition* part = elem2entry(struct partition, part_tag, pelem);printk(" %s start_lba:0x%x, sec_cnt:0x%x\n",part->name, part->start_lba, part->sec_cnt);/* 在此处return false与函数本身功能无关,* 只是为了让主调函数list_traversal继续向下遍历元素 */return false;
}/* 硬盘数据结构初始化 */
void ide_init() {printk("ide_init start\n");.../* 处理每个通道上的硬盘 */while (channel_no < channel_cnt) {.../* 分别获取两个硬盘的参数及分区信息 */while (dev_no < 2) {struct disk* hd = &channel->devices[dev_no];hd->my_channel = channel;hd->dev_no = dev_no;sprintf(hd->name, "sd%c", 'a' + channel_no * 2 + dev_no);identify_disk(hd); // 获取硬盘参数if (dev_no != 0) { // 内核本身的裸硬盘(hd60M.img)不处理partition_scan(hd, 0); // 扫描该硬盘上的分区 }p_no = 0, l_no = 0;dev_no++; }dev_no = 0; // 将硬盘驱动器号置0,为下一个channel的两个硬盘初始化。channel_no++; // 下一个channel}printk("\n all partition info\n");/* 打印所有分区信息 */list_traversal(&partition_list, partition_info, (int)NULL);printk("ide_init done\n");
}
