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nfs文件系统
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本节导读
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本节我们简单介绍一下我们实现的nfs操作系统。本章中新增加的代码很多，但是大家如果想研读的话理解起来不太困难。很多函数只看名字也可以知道其功效，不需要再探究其实现的方式。
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文件系统布局
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导言中提到，我们的nfs文件系统十分类似ext4文件系统，下面我们可以看一下nfs文件系统的布局::
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// 基本信息：块大小 BSIZE = 1024B，总容量 FSSIZE = 1000 个 block = 1000 * 1024 B。
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// Layout:
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// 0号块留待后续拓展，可以忽略。superblock 固定为 1 号块，size 固定为一个块。
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// 其后是储存 inode 的若干个块，占用块数 = inode 上限 / 每个块上可以容纳的 inode 数量，
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// 其中 inode 上限固定为 200，每个块的容量 = BSIZE / sizeof(struct disk_inode)
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// 再之后是数据块相关内容，包含一个 储存空闲块位置的 bitmap 和 实际的数据块，bitmap 块
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// 数量固定为 NBITMAP = FSSIZE / (BSIZE * 8) + 1 = 1000 / 8 + 1 = 126 块。
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// [ boot block | sb block | inode blocks | free bit map | data blocks ]
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注意：不推荐同学们修改该布局，除非你完全看懂了 fs 的逻辑，所以最好不要改变 disk_inode 这个结构的大小，如果想要增删字段，一定使用 pad。这个布局具体定义的位置在nfs/fs.c之中。
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我们定义的inode和data blocks实际上和ext4中同名的结构功能几乎是一样的。**索引节点** (Inode, Index Node) 是文件系统中的一种重要数据结构。逻辑目录树结构中的每个文件和目录都对应一个 inode ，我们前面提到的在文件系统实现中文件/目录的底层编号实际上就是指 inode 编号。在 inode 中不仅包含了我们通过 ``stat`` 工具能够看到的文件/目录的元数据（大小/访问权限/类型等信息），还包含实际保存对应文件/目录数据的数据块（位于最后的数据块区域中）的索引信息，从而能够找到文件/目录的数据被保存在磁盘的哪些块中。从索引方式上看，同时支持直接索引和间接索引。
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下面我们看一下它们在我们C中对应的具体结构体:
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.. code-block:: c
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// 超级块位置固定，用来指示文件系统的一些元数据，这里最重要的是 inodestart 和 bmapstart
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struct superblock {
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uint magic; // Must be FSMAGIC
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uint size; // Size of file system image (blocks)
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uint nblocks; // Number of data blocks
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uint ninodes; // Number of inodes.
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uint inodestart;// Block number of first inode block
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uint bmapstart; // Block number of first free map block
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};
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// On-disk inode structure
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// 储存磁盘 inode 信息，主要是文件类型和数据块的索引，其大小影响磁盘布局，不要乱改，可以用 pad
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struct dinode {
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short type; // File type
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short pad[3];
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uint size; // Size of file (bytes)
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uint addrs[NDIRECT + 1];// Data block addresses
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};
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// in-memory copy of an inode
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// dinode 的内存缓存，为了方便，增加了 dev, inum, ref, valid 四项管理信息，大小无所谓，可以随便改。
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struct inode {
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uint dev; // Device number
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uint inum; // Inode number
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int ref; // Reference count
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int valid; // inode has been read from disk?
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short type; // copy of disk inode
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uint size;
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uint addrs[NDIRECT+1]; // data block num
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};
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// 目录对应的数据块的内容本质是 filename 到 file inode_num 的一个 map，这里为了简单，就存为一个 `dirent` 数组，查找的时候遍历对比
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struct dirent {
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ushort inum;
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char name[DIRSIZ];
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};
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// 数据块缓存结构体。
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struct buf {
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int valid; // has data been read from disk?
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int disk; // does disk "own" buf?
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uint dev;
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uint blockno;
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uint refcnt;
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struct buf *prev; // LRU cache list
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struct buf *next;
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uchar data[BSIZE];
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};
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注意几个量的概念:
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- block num: 表示某一个磁盘块的编号。我们操作数据块会把它读入内存的数据块缓存之中，其结构体见上。
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- inode num: 表示某一个 inode 在所有 inode 项里的编号。注意 inode blocks 其实就是一个 inode 的大数组。
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同时，目录本身是一个 filename 到 file对应的inode_num的map，可以完成 filename 到 inode_num 的转化。
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OS启动后是没有inode的内存缓存的。下面我们自底向上走一遍OS打开已存在在磁盘上文件的过程，让大家熟悉一下nfs的具体实现方式。
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virtio 磁盘驱动
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注意：这一部分代码不需要同学们详细了解细节，但需要知道大概的过程。
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在 uCore-Tutorial 中磁盘块的读写是通过中断处理的。在 virtio.h 和 virtio-disk.c 中我们按照 qemu 对 virtio 的定义，实现了 virtio_disk_init 和 virtio_disk_rw 两个函数，前者完成磁盘设备的初始化和对其管理的初始化。virtio_disk_rw 实际完成磁盘IO，当设定好读写信息后会通过 MMIO 的方式通知磁盘开始写。然后，os 会开启中断并开始死等磁盘读写完成。当磁盘完成 IO 后，磁盘会触发一个外部中断，在中断处理中会把死循环条件解除。内核态只会在处理磁盘读写的时候短暂开启中断，之后会马上关闭。
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.. code-block:: c
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virtio_disk_rw(struct buf *b, int write) {
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/// ... set IO config
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*R(VIRTIO_MMIO_QUEUE_NOTIFY) = 0; // notify the disk to carry out IO
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struct buf volatile * _b = b; // Make sure complier will load 'b' form memory
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intr_on();
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while(_b->disk == 1); // _b->disk == 0 means that this IO is done
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intr_off();
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}
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// 开启和关闭中断的函数。
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static inline void intr_on() { w_sstatus(r_sstatus() | SSTATUS_SIE); }
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// disable device interrupts
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static inline void intr_off() { w_sstatus(r_sstatus() & ~SSTATUS_SIE); }
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对于内核中断处理的修改在trap.c之中。之前我们的trap from kernel会直接panic，现在我们需要添加对外部中断的处理。kerneltrap也需要类似usertrap的保存上下文以及回到原处的kernelvec以及kernelret函数。进入内核之后要单独设置stvec指向kernelvec处。
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.. code-block:: riscv64
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# kernelvec.S
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kernelvec:
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// make room to save registers.
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addi sp, sp, -256
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// save the registers expect x0
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sd ra, 0(sp)
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sd sp, 8(sp)
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sd gp, 16(sp)
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// ...
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sd t4, 224(sp)
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sd t5, 232(sp)
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sd t6, 240(sp)
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call kerneltrap
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kernelret:
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// restore registers.
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// 思考：为什么直接就使用了sp？
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ld ra, 0(sp)
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ld sp, 8(sp)
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ld gp, 16(sp)
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// restore all registers expect x0
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ld t4, 224(sp)
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ld t5, 232(sp)
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ld t6, 240(sp)
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addi sp, sp, 256
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sret
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kerneltrap具体的修改如下:
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.. code-block:: c
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void kerneltrap() {
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// 老三样，不过在这里把处理放到了 C 代码中
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uint64 sepc = r_sepc();
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uint64 sstatus = r_sstatus();
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uint64 scause = r_scause();
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if ((sstatus & SSTATUS_SPP) == 0)
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panic("kerneltrap: not from supervisor mode");
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if (scause & (1ULL << 63)) {
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// 可能发生时钟中断和外部中断，我们的主要目标是处理外部中断
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devintr(scause & 0xff);
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} else {
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// kernel 发生异常就挣扎了，肯定出问题了，杀掉用户线程跑路
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error("invalid trap from kernel: %p, stval = %p sepc = %p\n", scause, r_stval(), sepc);
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exit(-1);
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}
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}
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// 外部中断处理函数
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void devintr(uint64 cause) {
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int irq;
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switch (cause) {
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case SupervisorTimer:
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set_next_timer();
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// 时钟中断如果发生在内核态，不切换进程，原因分析在下面
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// 如果发生在用户态，照常处理
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if((r_sstatus() & SSTATUS_SPP) == 0) {
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yield();
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}
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break;
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case SupervisorExternal:
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irq = plic_claim();
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if (irq == UART0_IRQ) { // UART 串口的终端不需要处理，这个 rustsbi 替我们处理好了
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// do nothing
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} else if (irq == VIRTIO0_IRQ) { // 我们等的就是这个中断
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virtio_disk_intr();
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}
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if (irq)
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plic_complete(irq); // 表明中断已经处理完毕
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break;
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}
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}
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virtio_disk_intr() 会把 buf->disk 置零，这样中断返回后死循环条件解除，程序可以继续运行。具体代码在 virtio-disk.c 中。
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这里还需要注意的一点是，为什么始终不允许内核发生进程切换呢？只是由于我们的内核并没有并发的支持，相关的数据结构没有锁或者其他机制保护。考虑这样一种情况，一个进程读写一个文件，内核处理等待磁盘相应时，发生时钟中断切换到了其他进程，然而另一个进程也要读写同一个文件，这就可能发生数据访问上的冲突，甚至导致磁盘出现错误的行为。这也是为什么内核态一直不处理时钟中断，我们必须保证每一次内核的操作都是原子的，不能被打断。大家可以想一想，如果内核可以随时切换，当前有那些数据结构可能被破坏。提示：想想 kalloc 分配到一半，进程 switch 切换到一半之类的。
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磁盘块缓存
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为了加快磁盘访问的速度，在内核中设置了磁盘缓存 struct buf，一个 buf 对应一个磁盘 block，这一部分代码也不要求同学们深入掌握。大致的作用机制是，对磁盘的读写都会被转化为对 buf 的读写，当 buf 有效时，读写 buf，buf 无效时（类似页表缺页和 TLB 缺失），就实际读写磁盘，将 buf 变得有效，然后继续读写 buf。详细的内容在 buf.h 和 bio.c 中。buf 写回的时机是 buf 池满需要替换的时候(类似内存的 swap 策略) 手动写回。如果 buf 没有写回，一但掉电就 GG 了，所以手动写回还是挺重要的。
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.. code-block:: c
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// os/bio.c
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struct buf *
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bread(uint dev, uint blockno) {
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struct buf *b;
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b = bget(dev, blockno);
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if (!b->valid) {
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virtio_disk_rw(b, R);
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b->valid = 1;
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}
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return b;
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}
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// Write b's contents to disk.
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void bwrite(struct buf *b) {
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virtio_disk_rw(b, W);
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}
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读取文件数据实际就是读取文件inode指向数据块的数据。读数据块到缓存的数据需要使用bread，而写回缓存需要用到bwrite函数。文件系统首先使用bget去查缓存中是否已有对应的block，如果没有会分配内存来缓存对应的块。之后会调用bread/bwrite进行从磁盘读数据块、写回数据块。要注意释放块缓存的brelse函数。
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.. code-block:: c
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// os/bio.c
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void brelse(struct buf *b) {
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b->refcnt--;
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if (b->refcnt == 0) {
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b->next->prev = b->prev;
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b->prev->next = b->next;
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b->next = bcache.head.next;
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b->prev = &bcache.head;
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bcache.head.next->prev = b;
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bcache.head.next = b;
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}
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}
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需要特别注意的是 brelse 不会真的如字面意思释放一个 buf。它的准确含义是暂时不操作该 buf 了并把它放置在bcache链表的首部，buf 的真正释放会被推迟到 buf 池满，无法分配的时候，就会把最近最久未使用的 buf 释放掉（释放 = 写回 + 清空）。这是为了尽可能保留内存缓存，因为读写磁盘真的太太太太慢了。
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此外，brelse 的数量必须和 bget 相同，因为 bget 会是的引用计数加一。如果没有相匹配的 brelse，就好比 new 了之后没有 delete。千万注意。
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inode的操作
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现在我们来看看nfs如何读取磁盘上的dinode到内存之中。我们通过file name对应的inode num去从磁盘读取对应的inode。为了解决共享问题（不同进程可以打开同一个磁盘文件），也有一个全局的 inode table，每当新打开一个文件的时候，会把一个空闲的 inode 绑定为对应 dinode 的缓存，这一步通过 iget 完成。
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.. code-block:: c
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// 找到 inum 号 dinode 绑定的 inode，如果不存在新绑定一个
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static struct inode *
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iget(uint dev, uint inum) {
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struct inode *ip, *empty;
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// 遍历查找 inode table
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for (ip = &itable.inode[0]; ip < &itable.inode[NINODE]; ip++) {
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// 如果有对应的，引用计数 +1并返回
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if (ip->ref > 0 && ip->dev == dev && ip->inum == inum) {
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ip->ref++;
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return ip;
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}
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}
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// 如果没有对于的，找一个空闲 inode 完成绑定
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empty = find_empty()
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// GG，inode 表满了，果断自杀.lab7正常不会出现这个情况。
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if (empty == 0)
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panic("iget: no inodes");
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// 注意这里仅仅是写了元数据，没有实际读取，实际读取推迟到后面
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ip = empty;
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ip->dev = dev;
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ip->inum = inum;
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ip->ref = 1;
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ip->valid = 0; // 没有实际读取，valid = 0
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return ip;
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}
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当已经得到一个文件对应的 inode 后，可以通过 ivalid 函数确保其是有效的。
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.. code-block:: c
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// Reads the inode from disk if necessary.
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void ivalid(struct inode *ip) {
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struct buf *bp;
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struct dinode *dip;
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if (ip->valid == 0) {
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// bread 可以完成一个块的读取，这个在将 buf 的时候说过了
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// IBLOCK 可以计算 inum 在几个 block
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bp = bread(ip->dev, IBLOCK(ip->inum, sb));
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// 得到 dinode 内容
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dip = (struct dinode *) bp->data + ip->inum % IPB;
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// 完成实际读取
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ip->type = dip->type;
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ip->size = dip->size;
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memmove(ip->addrs, dip->addrs, sizeof(ip->addrs));
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// buf 暂时没用了
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brelse(bp);
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// 现在有效了
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ip->valid = 1;
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}
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}
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在 inode 有效之后，可以通过 writei, readi 完成读写。这又是bwrite和bread的上级接口了。和其他OS支持的文件系统一样，我们首先计算出文件的偏移量，并通过bmap得到对应的block num。之后调用bwrite/bread来进行文件的读写操作。
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.. code-block:: c
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// 从 ip 对应文件读取 [off, off+n) 这一段数据到 dst
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int readi(struct inode *ip, char* dst, uint off, uint n) {
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uint tot, m;
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// 还记得 buf 吗？
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struct buf *bp;
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for (tot = 0; tot < n; tot += m, off += m, dst += m) {
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// bmap 完成 off 到 block num 的对应，见下
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bp = bread(ip->dev, bmap(ip, off / BSIZE));
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// 一次最多读一个块，实际读取长度为 m
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m = MIN(n - tot, BSIZE - off % BSIZE);
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memmove(dst, (char*)bp->data + (off % BSIZE), m);
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brelse(bp);
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}
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return tot;
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}
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// 同 readi
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int writei(struct inode *ip, char* src, uint off, uint n) {
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uint tot, m;
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struct buf *bp;
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for (tot = 0; tot < n; tot += m, off += m, src += m) {
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bp = bread(ip->dev, bmap(ip, off / BSIZE));
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m = MIN(n - tot, BSIZE - off % BSIZE);
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memmove(src, (char*)bp->data + (off % BSIZE), m);
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bwrite(bp);
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brelse(bp);
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}
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// 文件长度变长，需要更新 inode 里的 size 字段
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if (off > ip->size)
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ip->size = off;
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// 有可能 inode 信息被更新了，写回
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iupdate(ip);
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return tot;
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}
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其中bmap函数是连接inode和block的重要函数。但由于我们支持了间接索引，同时还设计到文件大小的改变，所以也拉出来看看:
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.. code-block:: c
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// bn = off / BSIZE
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uint bmap(struct inode *ip, uint bn) {
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uint addr, *a;
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struct buf *bp;
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// 如果 bn < 12，属于直接索引, block num = ip->addr[bn]
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if (bn < NDIRECT) {
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// 如果对应的 addr, 也就是 block num = 0，表明文件大小增加，需要给文件分配新的 data block
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// 这是通过 balloc 实现的，具体做法是在 bitmap 中找一个空闲 block，置位后返回其编号
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if ((addr = ip->addrs[bn]) == 0)
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ip->addrs[bn] = addr = balloc(ip->dev);
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return addr;
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}
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bn -= NDIRECT;
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// 间接索引块，那么对应的数据块就是一个大 addr 数组。
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if (bn < NINDIRECT) {
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// Load indirect block, allocating if necessary.
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if ((addr = ip->addrs[NDIRECT]) == 0)
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||
ip->addrs[NDIRECT] = addr = balloc(ip->dev);
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bp = bread(ip->dev, addr);
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a = (uint *) bp->data;
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if ((addr = a[bn]) == 0) {
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||
a[bn] = addr = balloc(ip->dev);
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bwrite(bp);
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}
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brelse(bp);
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return addr;
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}
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panic("bmap: out of range");
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return 0;
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}
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balloc(位于nfs/fs.c)会分配一个新的buf缓存。而iupdate函数则是把修改之后的inode重新写回到磁盘上。不然掉电了就凉了。
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.. code-block:: c
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// Copy a modified in-memory inode to disk.
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// Must be called after every change to an ip->xxx field
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// that lives on disk.
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void iupdate(struct inode *ip) {
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struct buf *bp;
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struct dinode *dip;
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bp = bread(ip->dev, IBLOCK(ip->inum, sb));
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dip = (struct dinode *) bp->data + ip->inum % IPB;
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dip->type = ip->type;
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dip->size = ip->size;
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||
memmove(dip->addrs, ip->addrs, sizeof(ip->addrs));
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bwrite(bp);
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brelse(bp);
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}
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获取文件对应的inode
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现在我们回到文件-inode的关系上。我们怎么获取文件对应的inode呢？上文中提到了我们是去查file name对应inode的表来实现这个过程的。这个功能由目录来提供。我们看一下代码是如何实现这个过程的。
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首先用户程序要打开指定文件名文件，发起系统调用sys_openat:
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.. code-block:: c
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#define O_RDONLY 0x000 // 只读
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#define O_WRONLY 0x001 // 只写
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#define O_RDWR 0x002 // 可读可写
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#define O_CREATE 0x200 // 如果不存在，创建
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#define O_TRUNC 0x400 // 舍弃原有内容，从头开始写
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uint64 sys_openat(uint64 va, uint64 omode, uint64 _flags) {
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// 还记得flags的定义吗？看看上面。
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struct proc *p = curr_proc();
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char path[200];
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copyinstr(p->pagetable, path, va, 200);
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return fileopen(path, omode);
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}
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int fileopen(char *path, uint64 omode) {
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int fd;
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struct file *f;
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struct inode *ip;
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if (omode & O_CREATE) {
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// 新常见一个路径为 path 的文件
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ip = create(path, T_FILE);
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} else {
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// 尝试寻找一个路径为 path 的文件
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ip = namei(path);
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ivalid(ip);
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}
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// 还记得吗？从全局文件池和进程 fd 池中找一个空闲的出来，参考 lab6
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f = filealloc();
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fd = fdalloc(f);
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// 初始化
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f->type = FD_INODE;
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f->off = 0;
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f->ip = ip;
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f->readable = !(omode & O_WRONLY);
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f->writable = (omode & O_WRONLY) || (omode & O_RDWR);
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||
if ((omode & O_TRUNC) && ip->type == T_FILE) {
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||
itrunc(ip);
|
||
}
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||
return fd;
|
||
}
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打开文件的方式根据flags有很多种。我们先来看最简单的，就是打开已经存在的文件的方法。fileopen在处理这类打开时调用了namei这个函数。
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.. code-block:: c
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// namei = 获得根目录，然后在其中遍历查找 path
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struct inode *namei(char *path) {
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struct inode *dp = root_dir();
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return dirlookup(dp, path, 0);
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}
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// root_dir 位置固定
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struct inode *root_dir() {
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struct inode* r = iget(ROOTDEV, ROOTINO);
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ivalid(r);
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return r;
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}
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// 便利根目录所有的 dirent，找到 name 一样的 inode。
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struct inode *
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dirlookup(struct inode *dp, char *name, uint *poff) {
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uint off, inum;
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struct dirent de;
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// 每次迭代处理一个 block，注意根目录可能有多个 data block
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for (off = 0; off < dp->size; off += sizeof(de)) {
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readi(dp, 0, (uint64) &de, off, sizeof(de));
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if (strncmp(name, de.name, DIRSIZ) == 0) {
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if (poff)
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*poff = off;
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inum = de.inum;
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// 找到之后，绑定一个内存 inode 然后返回
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return iget(dp->dev, inum);
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}
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}
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return 0;
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}
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由于我们是单目录结构。因此首先我们调用root_dir获取根目录对应的inode。之后就遍历这个inode索引的数据块中存储的文件信息到dirent结构体之中，比较名称和给定的文件名是否一致。dirlookup的逻辑对于我们本章的练习十分重要。
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fileopen 还可能会导致文件 truncate，也就是截断，具体做法是舍弃全部现有内容，释放inode所有 data block 并添加到 free bitmap 里。这也是目前 nfs 中唯一的文件变短方式。
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比较复杂的就是使用fileopen以创建的方式打开一个文件。fileopen函数调用了create这个函数。
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.. code-block:: c
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static struct inode *
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create(char *path, short type) {
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struct inode *ip, *dp;
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if(ip = namei(path) != 0) {
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// 已经存在，直接返回
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return ip;
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}
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// 创建一个文件,首先分配一个空闲的 disk inode, 绑定内存 inode 之后返回
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ip = ialloc(dp->dev, type);
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// 注意 ialloc 不会执行实际读取，必须有 ivalid
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ivalid(ip);
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// 在根目录创建一个 dirent 指向刚才创建的 inode
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dirlink(dp, path, ip->inum);
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// dp 不用了，iput 就是释放内存 inode，和 iget 正好相反。
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iput(dp);
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return ip;
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}
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// nfs/fs.c
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uint ialloc(ushort type) {
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uint inum = freeinode++;
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struct dinode din;
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bzero(&din, sizeof(din));
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din.type = xshort(type);
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din.size = xint(0);
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winode(inum, &din);
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return inum;
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}
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// os/fs.c
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// Write a new directory entry (name, inum) into the directory dp.
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int
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dirlink(struct inode *dp, char *name, uint inum)
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{
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int off;
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struct dirent de;
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struct inode *ip;
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// Check that name is not present.
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if((ip = dirlookup(dp, name, 0)) != 0){
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iput(ip);
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return -1;
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}
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// Look for an empty dirent.
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for(off = 0; off < dp->size; off += sizeof(de)){
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if(readi(dp, 0, (uint64)&de, off, sizeof(de)) != sizeof(de))
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panic("dirlink read");
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if(de.inum == 0)
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break;
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}
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strncpy(de.name, name, DIRSIZ);
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de.inum = inum;
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if(writei(dp, 0, (uint64)&de, off, sizeof(de)) != sizeof(de))
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panic("dirlink");
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return 0;
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}
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ialloc 干的事情：遍历 inode blocks 找到一个空闲的inode，初始化并返回。dirlink对于本章的练习也十分重要。和dirlookup不同，我们没有现成的dirent存储在磁盘上，而是要在磁盘上创建一个新的dirent。他遍历根目录数据块，找到一个空的 dirent，设置 dirent = {inum, filename} 然后返回，注意这一步可能找不到空位，这时需要找一个新的数据块，并扩大 root_dir size，这是由 bmap 自动完成的。需要注意本章创建硬链接时对应inode num的处理。
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文件关闭
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文件读写结束后需要fclose释放掉其inode，同时释放OS中对应的file结构体和fd。其实 inode 文件的关闭只需要调用 iput 就好了，iput 的实现简单到让人感觉迷惑，就是 inode 引用计数减一。诶？为什么没有计数为 0 就写回然后释放 inode 的操作？和 buf 的释放同理，这里会等 inode 池满了之后自行被替换出去，重新读磁盘实在太太太太慢了。对了，千万记得 iput 和 iget 数量相同，一定要一一对应，否则你懂的。
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.. code-block:: c
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void
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fileclose(struct file *f)
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{
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if(--f->ref > 0) {
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return;
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}
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// 暂时不支持标准输入输出文件的关闭
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if(f->type == FD_PIPE){
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pipeclose(f->pipe, f->writable);
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} else if(f->type == FD_INODE) {
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iput(f->ip);
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}
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f->off = 0;
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f->readable = 0;
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f->writable = 0;
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f->ref = 0;
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f->type = FD_NONE;
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}
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void iput(struct inode *ip) {
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ip->ref--;
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}
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