操作系统: 03 2011存档
前几次开发中，研究了一下硬盘的layout，看到ext2下的目录都是把自己的子文件的信息——更准确的说是ext2_dir_entry结构——放在自己的data block里（当然，可能是多个data block），存放顺序就是创建这些子文件的顺序。
前天李勇同学点拨，才知道从ext3开始，还多了一个"dir_index"特征（默认的），启用后，ext3_dir_entry（目录下的文件名信息）将以类似btree的形式存放在目录的data block里，其中用于排序的是子文件信息的hash值。
如上图。目录inode的第一个data block（标注为index_block）里是由一堆dx_dentry结构组成的，这个data block还有个struct dx_root作为头部。
在我的实验里，一个目录里创建了1000个文件，且文件系统的block size是1024字节，此时目录的index_block里有22个dx_entry结构，这22个dx_entry是按照其第一个成员变量——hash来排序的，而第二个成员变量——block分别指向22个磁盘块，这些被指的磁盘块里才放着ext3_dir_entry结构。这个index_block就相当与btree里的索引节点，而被指向的磁盘块就相当于btree里的叶子节点
对于非dir_index的ext3文件系统，在目录里寻找某个文件名只能是顺序遍历，一旦文件数多了速度就会很慢；而在使用了dir_index后，就能迅速定位到在哪一个磁盘块了。可惜，在定位到某个磁盘块以后，只能是遍历这个磁盘块里的所有ext3_dir_entry了。
====== 2011.3.21 ======
1. 一个目录刚创建或目录里文件数很少的时候，并不采用dir_index（从inode的i_flags字段也可以看出这一点），当目录下的文件数越来越多，其ext2_dir_entry结构占用超过一个block后，才会将该目录变为dir_index
2. 即使是dir_index，一个目录下可放的文件数也不是无限的，从我们的实验来看，对于一个block size为4K的文件系统，如果用户的文件名很大（我们的实验是100个字节），一个目录下也就最多放500万个文件，超过这一限制，内核就会狂报"dir index full“的错误。因为dir_index在设计上就最多只允许两层索引节点加一层叶子节点。
====== 2011.5.19 ======
1. 不管在ext3还是在ext4,dir_index都只允许两层索引，也就是说，inode指向一个存满了dx_entry的block，其中某个dx_entry指向另一个存满了dx_entry的block，这第二层的dx_entry就只能指向一个存ext3_dir_entry的block，不能再指向一个存dx_entry的block ...... 但愿我说明白了。
2. 从coly同学那里新学到的：随着目录下文件的增加，这个dir_index的tree会保持平衡，但是如果删除目录下的文件，这个tree不会再作 rebalance 操作（也许是怕代码太复杂），tree有可能会慢慢变得“歪”起来。
重装rhel5后，忘记了root密码，于是想进入single user模式，文章 http://titanictom.blog.163.com/blog/static/1329184420105134027785/介绍的最清楚（还有截图），但是，我直接在kernel那一行后面加入“ single”，却无法成功。
反反复复试了几次，终于知道了：要删除 “console=tty0 console=ttyS1,57600“ 这些rhel5自带的启动项，直接在root=xxx后面跟上single，就像这样：
kernel /vmlinuz-2.6.18-238.el5 ro root=LABEL=/ single
便可以顺利进入single user mode，改root密码了。
