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排名好的网站关键词优化企业_什么叫域名_百度排行榜风云榜小说_网络营销策划书3000字

2025/12/22 6:06:04 来源：https://blog.csdn.net/TL2363023951/article/details/147029258  浏览:  次   关键词：排名好的网站关键词优化企业_什么叫域名_百度排行榜风云榜小说_网络营销策划书3000字
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Buffer Cache

buffer Cache 结构体

bcache 存放了 NBUF 个 buf 框，每个框对应 disk 上某一个 block。从初始化函数 binit中可以看出，bcache 是一个循环双向链表。通过双链表组织这些 buf，以近似 LRU 的策略管理，大概如下图。

struct buf {int valid;   // has data been read from disk?int disk;    // does disk "own" buf?uint dev;uint blockno;struct sleeplock lock;uint refcnt;struct buf *prev; // LRU cache liststruct buf *next;uchar data[BSIZE];
};struct {struct spinlock lock;struct buf buf[NBUF];// Linked list of all buffers, through prev/next.// Sorted by how recently the buffer was used.// head.next is most recent, head.prev is least.struct buf head;
} bcache;

void
binit(void)
{struct buf *b;initlock(&bcache.lock, "bcache");// Create linked list of buffersbcache.head.prev = &bcache.head;bcache.head.next = &bcache.head;for(b = bcache.buf; b < bcache.buf+NBUF; b++){b->next = bcache.head.next;b->prev = &bcache.head;initsleeplock(&b->lock, "buffer");bcache.head.next->prev = b;bcache.head.next = b;}
}

Buffer Cache 基本操作

只需知道 bcache 是结构是循环双向链表，那么这些操作就很容易明白，直接看代码即可。

// Look through buffer cache for block on device dev.
// If not found, allocate a buffer.
// In either case, return locked buffer.
static struct buf*
bget(uint dev, uint blockno)
{struct buf *b;acquire(&bcache.lock);// Is the block already cached?for(b = bcache.head.next; b != &bcache.head; b = b->next){if(b->dev == dev && b->blockno == blockno){b->refcnt++;release(&bcache.lock);acquiresleep(&b->lock);return b;}}// Not cached.// Recycle the least recently used (LRU) unused buffer.for(b = bcache.head.prev; b != &bcache.head; b = b->prev){if(b->refcnt == 0) {b->dev = dev;b->blockno = blockno;b->valid = 0;b->refcnt = 1;release(&bcache.lock);acquiresleep(&b->lock);return b;}}panic("bget: no buffers");
}// Return a locked buf with the contents of the indicated block.
struct buf*
bread(uint dev, uint blockno)
{struct buf *b;b = bget(dev, blockno);if(!b->valid) {virtio_disk_rw(b, 0);b->valid = 1;}return b;
}// Write b's contents to disk.  Must be locked.
void
bwrite(struct buf *b)
{if(!holdingsleep(&b->lock))panic("bwrite");virtio_disk_rw(b, 1);
}// Release a locked buffer.
// Move to the head of the most-recently-used list.
void
brelse(struct buf *b)
{if(!holdingsleep(&b->lock))panic("brelse");releasesleep(&b->lock);acquire(&bcache.lock);b->refcnt--;if (b->refcnt == 0) {// no one is waiting for it.b->next->prev = b->prev;b->prev->next = b->next;b->next = bcache.head.next;b->prev = &bcache.head;bcache.head.next->prev = b;bcache.head.next = b;}release(&bcache.lock);
}void
bpin(struct buf *b) {acquire(&bcache.lock);b->refcnt++;release(&bcache.lock);
}void
bunpin(struct buf *b) {acquire(&bcache.lock);b->refcnt--;release(&bcache.lock);
}

日志

xv6 操作系统中的日志机制，目的是为了解决系统崩溃时的崩溃一致性问题，通过物理重做日志（redo log），在崩溃后恢复文件系统状态。

该日志系统遵守 Wirte Ahead Log 原则，即系统首先将所有写操作以及写的内容记录在 log 中，然后写入到文件的实际位置。

图片来自xv6——文件系统：磁盘的LOG日志机制 - 殷大侠 - 博客园

日志存储布局

xv6 的日志模块如上图DISK中的排布，主要分为两个部分：

  1. 日志头块：日志系统的第一块是一个特殊的块，称为日志头块。它包含了一个 logheader 结构，该结构存储了本次日志事务中所有块的块号列表。

  2. 日志数据块：日志头块后面的连续块用于存储实际的日志数据。这些块紧跟在日志头块之后，形成了一个物理的日志记录。日志数据块是一个被更新的块的拷贝。

// 日志头的结构，包含了一个事务中涉及的块的数量和一个块号数组
struct logheader {int n;      //  n 字段表示当前日志事务中所包含的块的数量。int block[LOGSIZE]; // 记录修改块的最终磁盘块号，如上图中的55、56、57
};// 日志结构，包含了自旋锁、日志开始块号、日志大小、正在进行的文件系统系统调用的数量、是否正在提交的标志、设备号和日志头
struct log {struct spinlock lock;int start;       // 记录位于磁盘中的日志层起始块号int size;        // size 字段表示整个日志层（log layer）的大小int outstanding; // how many FS sys calls are executing.记录当前并发系统调用数目int committing;  // in commit(), please wait.记录是否当前处于提交状态int dev;struct logheader lh;
};
struct log log;

在上述结构体中，最不好理解的就是n、size 和 LOGSIZE 之间的关系。

在 xv6 操作系统的日志系统中，n、size 和 LOGSIZE 是三个关键的参数，它们之间的关系对于理解日志系统的工作原理至关重要。下面是这三个参数的定义和它们之间的关系：

  • log.lh.n
    log.lh.n 是 struct logheader 中的一个字段，表示当前日志事务中已经记录的块的数量。每次有新的数据块被添加到日志中时，n 的值会增加。当事务提交时，这些块会被写入磁盘。
  • log.size
    log.size 是 struct log 中的一个字段，它表示日志系统总共可以存储的块的数量。这个值通常在日志系统初始化时设置，并在整个日志系统生命周期中保持不变。它基于文件系统的超级块中的 nlog 字段确定。
  • LOGSIZE
    LOGSIZE 是一个常量，定义了 struct logheader 中 block[] 数组的大小。这个数组用于存储当前日志事务中所有涉及块的块号。LOGSIZE 必须足够大，以容纳任何单个日志事务中可能涉及的所有块号。

它们之间的关系

  1. log.lh.n 必须小于或等于 LOGSIZE。LOGSIZE 是 logheader 结构中 block[] 数组的大小，它限制了单个日志事务可以涉及的块的最大数量。

  2. log.size 是日志系统的总容量，它应该大于或等于 LOGSIZE。log.size 定义了整个日志层可以存储的块的数量，而 LOGSIZE 是单个事务可以涉及的块的数量。在实际应用中，log.size 可能会比 LOGSIZE 大得多，因为日志层需要能够处理多个并发事务。

  3. 事务大小限制：一个日志事务的大小不能超过 LOGSIZE，因为这是 logheader 中 block[] 数组可以存储的块号的最大数量。如果一个事务需要记录超过 LOGSIZE 个块的修改，那么这个事务将无法被完整地记录在日志中。

  4. 日志系统容量：log.size 定义了整个日志系统的容量，它决定了日志系统可以处理的并发事务的数量。如果 log.size 过小，可能会导致日志系统在高并发情况下的性能瓶颈。

在设计日志系统时，合理地设置这些参数对于确保系统的性能、可靠性和可扩展性至关重要。LOGSIZE 直接影响到单个事务可以涉及的数据量，而 log.size 决定了整个日志系统的容量和并发处理能力。

崩溃恢复

日志的目的就是要解决崩溃导致的不一致性问题，下面的几个函数可以在发生崩溃后，恢复崩溃前已经提交过的事务的数据，保证系统的一致性。其中关键的函数就是 recover_from_log 函数以及其调用的 install_trans 函数。

  • recover_from_log 函数首先读取已经保存的日志头，然后调用 install_trans 恢复数据，最后将日志头的 n 设为 0，表示数据已恢复，当前该没有写入新数据。最后将新的空日志头写入文件系统，防止连续崩溃导致恢复的数据不一致。
  • install_trans 函数首先会读取日志头中记录的 block 数据块（这些块里记录了已提交事务修改的内容），然后读取真实需要修改的 block 数据块，根据日志头的记录恢复真实 block 中的数据，最后将其写回到磁盘。
void
initlog(int dev, struct superblock *sb)
{if (sizeof(struct logheader) >= BSIZE)panic("initlog: too big logheader");initlock(&log.lock, "log");log.start = sb->logstart;log.size = sb->nlog;log.dev = dev;// 在 initlog 函数中调用 recover_from_log 的目的是为了在文件系统启动时从日志中恢复数据，确保文件系统能够从上次的运行状态中恢复过来，特别是在系统崩溃后重启的情况下。recover_from_log();
}static void
recover_from_log(void)
{read_head();install_trans(1); // if committed, copy from log to disklog.lh.n = 0;write_head(); // clear the log
}// Copy committed blocks from log to their home location
// 将已提交的事务中的块从日志复制到它们在磁盘上的最终位置。
static void
install_trans(int recovering)
{int tail;for (tail = 0; tail < log.lh.n; tail++) {struct buf *lbuf = bread(log.dev, log.start+tail+1); // read log blockstruct buf *dbuf = bread(log.dev, log.lh.block[tail]); // read dstmemmove(dbuf->data, lbuf->data, BSIZE);  // copy block to dstbwrite(dbuf);  // write dst to diskif(recovering == 0)bunpin(dbuf);brelse(lbuf);brelse(dbuf);}
}// Read the log header from disk into the in-memory log header
static void
read_head(void)
{struct buf *buf = bread(log.dev, log.start);struct logheader *lh = (struct logheader *) (buf->data);int i;log.lh.n = lh->n;for (i = 0; i < log.lh.n; i++) {log.lh.block[i] = lh->block[i];}brelse(buf);
}// Write in-memory log header to disk.
// This is the true point at which the
// current transaction commits.
static void
write_head(void)
{struct buf *buf = bread(log.dev, log.start);struct logheader *hb = (struct logheader *) (buf->data);int i;hb->n = log.lh.n;for (i = 0; i < log.lh.n; i++) {hb->block[i] = log.lh.block[i];}bwrite(buf);brelse(buf);
}

log 基本操作

文件系统操作：
+--------------+
| bcache       | 修改块 100
| buf          |
| blockno=100  |
| data=new data|
+--------------+|
log_write:v
log.lh: n=1, block[0]=100commit:|
write_log:v
磁盘日志:
+--------------+---------------+
| log.start    | log.start+1   |
|              | data block 0  |
| n=1          | block 100 data|
| block[0]=100 |               |
+--------------+---------------+

上述流程图展示了一个典型的文件系统操作的流程：首先，文件系统通过 bread 从缓冲区缓存（bcache）获取块 100 的缓冲区（struct buf），修改其 data 为新内容。接着，log_write 被调用，将块号 100 记录到内存中的日志头（log.lh），设置 n=1 和 block[0]=100，并通过 bpin 固定缓冲区。随后，当所有操作完成，end_op 触发 commit，其中 write_log 将块 100 的修改内容从 bcache 写入磁盘日志的数据块（log.start+1）。最终，日志头（log.start）更新为 n=1 和 block[0]=100，记录事务状态，为后续提交或恢复做准备。

下面着重分析一下该流程图涉及到的几个重要函数。

log_write

在 log 基本操作中，最值得关注的是 log_write 函数。log_write 替代了 bwrite（如果不使用日志时，修改了块后，会直接调用 bwrite 直接写入 disk）。但是为了防止崩溃一致性，先把修改后的数据块的块号记录到 log 的日志头，等进行 log commit 时后再写入 disk。

log_write 函数的整体流程如下：

  1. 检查日志空间和事务状态。
  2. 遍历 log.lh.block，若块号已存在（日志吸收），跳出。
  3. 记录 b->blockno 到 log.lh.block[i]。
  4. 若为新块（i == log.lh.n）：
    • bpin(b) 固定缓冲区。
    • 增加 log.lh.n。

最终结果：更新内存中的 log.lh，但不立即写入磁盘。

// log_write() replaces bwrite(); a typical use is:
//   bp = bread(...)
//   modify bp->data[]
//   log_write(bp)
//   brelse(bp)
// log_write替代了bwrite，是指之前修改了块后，直接写入disk。
// 但是为了防止崩溃一致性，先把修改的数据块记录到log的日志头，等log commit时后再写入disk
void
log_write(struct buf *b)
{int i;acquire(&log.lock);if (log.lh.n >= LOGSIZE || log.lh.n >= log.size - 1)panic("too big a transaction");if (log.outstanding < 1)panic("log_write outside of trans");for (i = 0; i < log.lh.n; i++) {if (log.lh.block[i] == b->blockno)   // log absorptionbreak;}log.lh.block[i] = b->blockno;if (i == log.lh.n) {  // Add new block to log?bpin(b);log.lh.n++;}release(&log.lock);
}
write_log

和 log_write 容易混淆的是 write_log 函数。write_log 的作用是将内存中所有记录的修改块写入磁盘上的日志数据块。该函数会在事务提交（commit）时调用，作为提交的第一步。

// Copy modified blocks from cache to log.
static void
write_log(void)
{int tail;for (tail = 0; tail < log.lh.n; tail++) {struct buf *to = bread(log.dev, log.start+tail+1); // log blockstruct buf *from = bread(log.dev, log.lh.block[tail]); // cache blockmemmove(to->data, from->data, BSIZE);bwrite(to);  // write the logbrelse(from);brelse(to);}
}

步骤：

  1. 遍历 log.lh.n 个记录的块。
  2. 获取日志数据块（log.start+tail+1）的缓冲区 to。
  3. 获取原始修改块（log.lh.block[tail]）的缓冲区 from。
  4. 复制 from->data 到 to->data。
  5. 写入日志数据块，释放缓冲区。

输出：将修改内容写入磁盘上的日志数据块。

log_write 和 write_log 的区别
特性log_writewrite_log
作用记录修改块的块号到日志头将修改内容写入日志数据块
调用时机文件系统调用修改缓冲区后事务提交（commit）时
操作对象内存中的 log.lh 和缓冲区磁盘上的日志数据块
磁盘操作无，直接更新内存有，写入日志数据块
频率每个修改块调用一次每个事务提交时调用一次
锁使用 log.lock 保护 log.lh无显式锁（由 commit 控制）
缓冲区管理bpin 固定缓冲区不修改 refcnt，仅读写
begin_op 和 end_op — 协调并发文件系统调用

begin_op 和 end_op 共同协调并发文件系统调用，确保日志空间充足，并在适当时候提交事务。

// called at the start of each FS system call.
void
begin_op(void)
{acquire(&log.lock);while(1){if(log.committing){sleep(&log, &log.lock);} else if(log.lh.n + (log.outstanding+1)*MAXOPBLOCKS > LOGSIZE){// this op might exhaust log space; wait for commit.sleep(&log, &log.lock);} else {log.outstanding += 1;release(&log.lock);break;}}
}

  1. 获取锁：acquire(&log.lock) 保护日志结构。

  2. 无限循环检查：

    • if(log.committing)：
      • 若正在提交（committing == 1），调用 sleep 等待。
    • else if(log.lh.n + (log.outstanding+1)*MAXOPBLOCKS > LOGSIZE)：
      • 检查日志空间是否足够：
        • log.lh.n：当前事务已记录的块数。
        • log.outstanding+1：包括新操作的并发调用数。
        • MAXOPBLOCKS：每个操作可能修改的最大块数（通常为 10）。
        • LOGSIZE：日志最大块数（通常为 30）。
      • 若空间不足，sleep 等待提交。
    • else：
      • 增加 outstanding，释放锁，退出。
// called at the end of each FS system call.
// commits if this was the last outstanding operation.
void
end_op(void)
{int do_commit = 0;acquire(&log.lock);log.outstanding -= 1;if(log.committing)panic("log.committing");// 本次事务所有进程操作都完成，可以提交，设置状态if(log.outstanding == 0){do_commit = 1;log.committing = 1;} else {// begin_op() may be waiting for log space,// and decrementing log.outstanding has decreased// the amount of reserved space.// outstanding不为0，此时还可能有别的进程加入事务的可能，唤醒可能在等待的进程wakeup(&log);}release(&log.lock);if(do_commit){// call commit w/o holding locks, since not allowed// to sleep with locks.commit();acquire(&log.lock);log.committing = 0;wakeup(&log);release(&log.lock);}
}

  1. 获取锁并减少计数：log.outstanding -= 1：标记一个操作结束。

  2. 检查状态：

    • if(log.committing)：若正在提交，panic，因为不应在提交时调用。
    • if(log.outstanding == 0)：若所有操作完成，设置 do_commit = 1 和 committing = 1。
    • else：唤醒等待的 begin_op，因为空间需求减少。

  3. 释放锁：release(&log.lock)。

  4. 提交（若需要）：

    • 若 do_commit，调用 commit()。
    • 完成后清除 committing，唤醒等待者。
static void
commit()
{if (log.lh.n > 0) {write_log();     // Write modified blocks from cache to logwrite_head();    // Write header to disk -- the real commitinstall_trans(0); // Now install writes to home locationslog.lh.n = 0;write_head();    // Erase the transaction from the log}
}

Inode

Inode 结构

磁盘中的 inode

#define NDIRECT 12
// On-disk inode structure
struct dinode {short type;           // 文件类型--文件或目录short major;          // 主设备号 (T_DEVICE only)short minor;          // 从设备号 (T_DEVICE only)short nlink;          // 文件系统中inode的link数目uint size;            // 文件的大小 (bytes)uint addrs[NDIRECT+1];   // 数据块号组成的数组。Data block addresses
};
  • type 表示该 𝑖𝑛𝑜𝑑𝑒 指向的文件的类型，在 𝑥𝑣6 里面就只有三种类型：普通文件、目录文件以及设备文件。type 为 0，则此 Inode 未被使用。
  • nlink 记录多少个文件指向这个 Inode 节点。nlink 表示该文件的链接数，链接分为硬链接和软连接，这里与链接数目直接相关的是硬链接，后面实现文件系统调用的时候我们会看到，sys_link() 系统调用会创建一个新目录项并且增加一个链接数。sys_unlink() 系统调用将链接数减 1，如果该文件在内存中的引用数和链接数都为 0 的话，则会删除该文件。
  • addrs 是一个数组，用于存储该 Inode 所表示的文件的数据存储在哪些块中。在文件系统中，数据被分成固定大小的块进行存储，各个文件的数据存储于位于 bitmap 块之后的数据块区域。这些块通过数据块号进行索引。xv6 的 Inode 中 addrs 前 NDIRECT(12) 个块号为直接索引，指向本文件的内容所在的数据块号。addrs 数组多出的一个最后一个元素为一个一级间接索引，即它指向的数据块中存储的才是直接索引，一个 uint 大小为 4B，一块大小为 1024B，故而这个一级间接索引可以为文件索引共 1024/4=256 个数据块。总的来说，xv6 文件系统最大支持文件大小为 (12 + 256) * BLOCKSIZE = 268KB。
内存中的 inode

由于程序操作的所有数据都必须位于内存，xv6 对 dinode 在内存中的抽象为结构体 inode。文件系统中所有对 Inode 的操作都是操作内存中 Inode，它是硬盘中的 dinode 的内存镜像/副本。当然，一个硬盘 dinode 在内存中有且仅有一个副本。

// kernel/file.h
// in-memory copy of an inode
struct inode {uint dev;           // Device numberuint inum;          // Inode numberint ref;            // Reference countstruct sleeplock lock; // protects everything below hereint valid;          // inode has been read from disk?short type;         // copy of disk inodeshort major;short minor;short nlink;uint size;uint addrs[NDIRECT+2];  // NDIRECT+1 -> NDIRECT+2
};

额外字段：

  • dev：文件系统所在设备号。
  • inum：i节点号，标识磁盘上的 dinode。
  • ref：引用计数，表示打开该 i节点的进程数。
  • lock：睡眠锁，保护以下字段的并发访问。
  • valid：标记是否已从磁盘读取（0 表示未初始化）。
特性ref (struct inode)nlink (struct dinode)
位置内存（icache）磁盘（i节点块）
含义内存中 i节点的引用数磁盘上 i节点的硬链接数
作用管理 inode 的缓存生命周期管理文件在文件系统中的存在性
范围运行时，动态变化文件系统生命周期，持久存储
操作iget 增加，iput 减少link 增加，unlink 减少
归零后果inode 可被重用i节点和数据块被释放
关联进程/文件描述符目录条目（struct dirent）

Inode 相关

inode 用于描述单个未命名的文件，并在磁盘上存储文件的元数据，如文件类型、大小、链接数和块列表。

  1. inode 磁盘结构：包含文件的类型、大小、链接数和存储文件内容的块列表。如上小节磁盘中的 inode 结构。

  2. inode 表：内核在内存中维护一个使用中的 inode 表，以同步多个进程对 inode 的访问。内存中的 inode 包括不在磁盘上存储的额外信息，如 ip->ref（引用计数）和 ip->valid（有效标志）。

struct {struct spinlock lock;struct inode inode[NINODE];
} itable;

  1. inode 状态序列：

    • 分配：当 inode 的类型非零时，表示它已被分配。ialloc() 用于分配，iput() 用于释放。
    • 引用表中的条目：如果 ip->ref 为零，则表条目是空闲的。iget() 用于查找或创建表条目，并增加引用计数。iput() 用于减少引用计数。
    • 有效：当 ip->valid 为 1 时，inode 表条目中的信息（类型、大小等）才是正确的。ilock() 从磁盘读取 inode 并设置 ip->valid，而 iput() 在引用计数为零时清除 ip->valid。
    • 锁定：文件系统代码必须先锁定 inode，然后才能检查和修改 inode 及其内容的信息。

  2. 典型序列：

    • 使用 iget() 获取 inode 条目。
    • 使用 ilock() 锁定 inode。
    • 检查和修改 ip->xxx。
    • 使用 iunlock() 解锁 inode。
    • 使用 iput() 释放 inode。

  3. ilock() 和 iget() 的分离：允许系统调用对 inode 持有长期引用（如打开的文件），并且只在短时间内（如读取操作）锁定它。分离还有助于在路径名查找期间避免死锁和竞争。

  4. itable.lock 保护：itable.lock 用于保护 itable 条目的分配。在使用条目的 ref、dev 和 inum 字段时，必须持有 itable.lock。

  5. ip->lock 睡眠锁：保护除了 ref、dev 和 inum 之外的所有 ip-> 字段。要读取或写入 inode 的 ip->valid、ip->size、ip->type 等字段，必须持有 ip->lock。

inode 分配和释放
iget 和 ialloc

ialloc 函数负责在指定的设备上分配一个新的 inode。它首先遍历 inode 表，寻找一个未被分配的 inode（即 type 字段为 0）。一旦找到，该函数会将该 inode 的所有字段清零，设置其 type 字段为传入的 type 参数，并通过日志系统记录这次分配，以确保分配操作的持久性。然后，它释放读取的缓冲区，并调用 iget 函数来获取指向新分配 inode 的指针，最后返回这个指针。如果在 inode 表中找不到空闲的 inode，则函数会调用 panic 函数，打印错误信息并终止程序。

static struct inode*
iget(uint dev, uint inum)
{struct inode *ip, *empty;acquire(&itable.lock);// Is the inode already in the table?empty = 0;for(ip = &itable.inode[0]; ip < &itable.inode[NINODE]; ip++){if(ip->ref > 0 && ip->dev == dev && ip->inum == inum){ip->ref++;release(&itable.lock);return ip;}if(empty == 0 && ip->ref == 0)    // Remember empty slot.empty = ip;}// Recycle an inode entry.if(empty == 0)panic("iget: no inodes");ip = empty;ip->dev = dev;ip->inum = inum;ip->ref = 1;ip->valid = 0;release(&itable.lock);return ip;
}

// Allocate an inode on device dev.
// Mark it as allocated by  giving it type type.
// Returns an unlocked but allocated and referenced inode.
struct inode*
ialloc(uint dev, short type)
{int inum;struct buf *bp;struct dinode *dip;for(inum = 1; inum < sb.ninodes; inum++){bp = bread(dev, IBLOCK(inum, sb));dip = (struct dinode*)bp->data + inum%IPB;if(dip->type == 0){  // a free inodememset(dip, 0, sizeof(*dip));dip->type = type;log_write(bp);   // mark it allocated on the diskbrelse(bp);return iget(dev, inum);}brelse(bp);}panic("ialloc: no inodes");
}
iput

iput 函数用于减少一个已在内存中的 inode 的引用计数，并在适当的时候释放它。首先，它获取 inode 表的锁，检查传入的 inode 是否是最后一个引用（即 ref 字段为 1）且没有链接指向它（即 nlink 字段为 0）。如果是，它进一步锁定该 inode，截断与该 inode 关联的文件内容，清除其类型，更新 inode 信息到磁盘，并标记该 inode 为无效。完成这些操作后，它释放 inode 锁，再次获取 inode 表的锁，减少 inode 的引用计数，然后释放 inode 表的锁。如果引用计数不为 1 或者 inode 有链接指向它，则直接减少引用计数并释放锁。这个过程确保了当一个 inode 不再被使用时，能够安全地回收其资源。

// Drop a reference to an in-memory inode.
// If that was the last reference, the inode table entry can
// be recycled.
// If that was the last reference and the inode has no links
// to it, free the inode (and its content) on disk.
// All calls to iput() must be inside a transaction in
// case it has to free the inode.
void
iput(struct inode *ip)
{acquire(&itable.lock);if(ip->ref == 1 && ip->valid && ip->nlink == 0){// inode has no links and no other references: truncate and free.// ip->ref == 1 means no other process can have ip locked,// so this acquiresleep() won't block (or deadlock).acquiresleep(&ip->lock);release(&itable.lock);itrunc(ip);ip->type = 0;iupdate(ip);ip->valid = 0;releasesleep(&ip->lock);acquire(&itable.lock);}ip->ref--;release(&itable.lock);
}
inode 加锁解锁
// Lock the given inode.
// Reads the inode from disk if necessary.
void
ilock(struct inode *ip)
{struct buf *bp;struct dinode *dip;if(ip == 0 || ip->ref < 1)panic("ilock");acquiresleep(&ip->lock);if(ip->valid == 0){bp = bread(ip->dev, IBLOCK(ip->inum, sb));dip = (struct dinode*)bp->data + ip->inum%IPB;ip->type = dip->type;ip->major = dip->major;ip->minor = dip->minor;ip->nlink = dip->nlink;ip->size = dip->size;memmove(ip->addrs, dip->addrs, sizeof(ip->addrs));brelse(bp);ip->valid = 1;if(ip->type == 0)panic("ilock: no type");}
}
  • 步骤：
    1. 参数检查：
      • if(ip == 0 || ip->ref < 1)：
        • 确保 ip 非空且被引用（ref >= 1），否则 panic。
    2. 加锁：
      • acquiresleep(&ip->lock)：
        • 使用睡眠锁锁定 inode，若已被锁定，当前进程睡眠。
    3. 加载数据：
      • if(ip->valid == 0)：
        • bread 读取 i节点所在块（IBLOCK(ip->inum, sb)）。
        • 计算 dinode 偏移（inum % IPB）。
        • 从 dinode 复制字段到 inode（type, major, minor, nlink, size, addrs）。
        • 释放缓冲区，置 valid = 1。
      • if(ip->type == 0)：
        • 检查加载的类型，若为 0（未分配），panic。
  • 结果：
    • inode 被锁定，数据已加载。
// Unlock the given inode.
void
iunlock(struct inode *ip)
{if(ip == 0 || !holdingsleep(&ip->lock) || ip->ref < 1)panic("iunlock");releasesleep(&ip->lock);
}
  • 步骤：
    1. 参数检查：
      • if(ip == 0 || !holdingsleep(&ip->lock) || ip->ref < 1)：
        • 确保 ip 非空、当前持有锁、被引用，否则 panic。
    2. 解锁：
      • releasesleep(&ip->lock)：
        • 释放睡眠锁，唤醒等待者。
  • 结果：
    • inode 解锁，可被其他进程访问。
通过inode获取数据块
// Inode content
//
// The content (data) associated with each inode is stored
// in blocks on the disk. The first NDIRECT block numbers
// are listed in ip->addrs[].  The next NINDIRECT blocks are
// listed in block ip->addrs[NDIRECT].// Return the disk block address of the nth block in inode ip.
// If there is no such block, bmap allocates one.
// bmap 函数是文件系统的核心部分，它负责管理文件数据块的分配和查找
// bmap 函数的目的是找到与 inode（磁盘索引节点）关联的特定数据块的磁盘地址。
// 如果请求的数据块尚不存在，bmap 会分配一个新的数据块并将地址返回给调用者。
static uint
bmap(struct inode *ip, uint bn)
{uint addr, *a;struct buf *bp;// 如果请求的块索引bn小于NDIRECT（直接块的数量），函数检查ip->addrs[bn]是否已经有一个块地址。// 如果没有，它使用 balloc 函数为该块分配一个新的磁盘地址，并将该地址存入ip->addrs[bn]。if(bn < NDIRECT){if((addr = ip->addrs[bn]) == 0)ip->addrs[bn] = addr = balloc(ip->dev);return addr;}// 如果bn大于或等于NDIRECT，函数处理间接块。它首先计算间接块的索引（bn - NDIRECT）。bn -= NDIRECT;if(bn < NINDIRECT){// Load indirect block, allocating if necessary.// 函数检查 ip->addrs[NDIRECT] 是否有一个块地址。如果没有，它为间接块分配一个新的磁盘地址。if((addr = ip->addrs[NDIRECT]) == 0)ip->addrs[NDIRECT] = addr = balloc(ip->dev);// 使用 bread 函数读取间接块到缓冲区 bpbp = bread(ip->dev, addr);// 函数获取指向间接块数据的指针 a，并检查 a[bn] 是否有一个块地址。// 如果没有，它使用 balloc 函数为该间接块分配一个新的磁盘地址，并将该地址存入a[bn]a = (uint*)bp->data;if((addr = a[bn]) == 0){a[bn] = addr = balloc(ip->dev);// 如果间接块的内容被修改（即分配了新的块），函数使用 log_write 函数将缓冲区 bp 写入日志。log_write(bp);}// 使用 brelse 函数释放间接块的缓冲区 bpbrelse(bp);return addr;}bn -= NINDIRECT;if(bn < NINDIRECT * NINDIRECT){// Load indirect block, allocating if necessary.if((addr = ip->addrs[NDIRECT + 1]) == 0)ip->addrs[NDIRECT + 1] = addr = balloc(ip->dev);bp = bread(ip->dev, addr);a = (uint*)bp->data;if((addr = a[bn/NINDIRECT]) == 0){a[bn/NINDIRECT] = addr = balloc(ip->dev);log_write(bp);}brelse(bp);bn %= NINDIRECT;bp = bread(ip->dev, addr);a = (uint*)bp->data;if((addr = a[bn]) == 0){a[bn] = addr = balloc(ip->dev);log_write(bp);}brelse(bp);return addr;}panic("bmap: out of range");
}
步骤分解

  1. 直接块（bn < NDIRECT）：

    • 检查 ip->addrs[bn]：
      • 若为 0，调用 balloc 分配新块，记录地址。
      • 返回已有或新分配的地址。
    • 范围：bn = 0 到 10。

  2. 一级间接块（bn < NINDIRECT）：

    • 计算偏移：bn -= NDIRECT（bn = 0 到 255）。
    • 检查一级间接块地址 ip->addrs[NDIRECT]：
      • 若为 0，分配新块。
    • 读取间接块（bread），获取地址数组 a。
    • 检查 a[bn]：
      • 若为 0，分配新块，记录并写日志（log_write）。
    • 释放缓冲区，返回地址。

  3. 二级间接块（bn < NINDIRECT * NINDIRECT）：

    • 计算偏移：bn -= NINDIRECT（bn = 0 到 65535）。
    • 检查二级间接块地址 ip->addrs[NDIRECT+1]：
      • 若为 0，分配新块。
    • 第一级查找：
      • 读取二级间接块，获取 a。
      • 计算一级间接块索引：bn / NINDIRECT（0 到 255）。
      • 检查 a[bn/NINDIRECT]，若为 0，分配并更新。
    • 第二级查找：
      • 计算剩余偏移：bn %= NINDIRECT（0 到 255）。
      • 读取一级间接块，检查 a[bn]，若为 0，分配并更新。
    • 返回地址。

  4. 超出范围：

    • 若 bn >= 65803，panic。
通过 inode 读写数据
readi

从 inode 的指定偏移（off）读取 n 字节数据到目标地址（dst）。

// Read data from inode.
// Caller must hold ip->lock.
// If user_dst==1, then dst is a user virtual address;
// otherwise, dst is a kernel address.
int
readi(struct inode *ip, int user_dst, uint64 dst, uint off, uint n)
{uint tot, m;struct buf *bp;if(off > ip->size || off + n < off)return 0;if(off + n > ip->size)n = ip->size - off;for(tot=0; tot<n; tot+=m, off+=m, dst+=m){bp = bread(ip->dev, bmap(ip, off/BSIZE));//  m为请求剩余长度 n - tot 和当前块剩余空间 BSIZE - off % BSIZE 中的较小值。m = min(n - tot, BSIZE - off%BSIZE);if(either_copyout(user_dst, dst, bp->data + (off % BSIZE), m) == -1) {brelse(bp);tot = -1;break;}brelse(bp);}return tot;
}

  • 参数：

    • user_dst：1 表示用户态地址，0 表示内核态地址。
    • dst：目标地址。
    • off：文件偏移。
    • n：读取字节数。

  • 返回：

    • 成功读取的字节数，错误返回 -1。

  • 步骤：

    1. 参数检查：
      • off > ip->size：偏移超出文件大小，返回 0。
      • off + n < off：溢出检查，返回 0。
      • off + n > ip->size：调整 n 为剩余字节数。
    2. 循环读取：
      • tot：已读取字节数。
      • bp = bread(ip->dev, bmap(ip, off/BSIZE))：
        • bmap 获取块号，bread 读取块。
      • m = min(n - tot, BSIZE - off%BSIZE)：
        • 计算本次读取字节数（剩余请求 vs 块内剩余）。
      • either_copyout：
        • 从块内偏移（off % BSIZE）复制 m 字节到 dst。
        • 若失败（-1），设置 tot = -1，退出。
      • brelse(bp)：释放缓冲区。
    3. 返回：
      • 返回 tot（成功字节数或 -1）。
writei

将 n 字节数据从源地址（src）写入 inode 的指定偏移（off）。

int writei(struct inode *ip, int user_src, uint64 src, uint off, uint n)
{uint tot, m;struct buf *bp;if(off > ip->size || off + n < off)return -1;if(off + n > MAXFILE*BSIZE)return -1;for(tot=0; tot<n; tot+=m, off+=m, src+=m){bp = bread(ip->dev, bmap(ip, off/BSIZE));m = min(n - tot, BSIZE - off%BSIZE);if(either_copyin(bp->data + (off % BSIZE), user_src, src, m) == -1) {brelse(bp);break;}log_write(bp);brelse(bp);}if(off > ip->size)ip->size = off;iupdate(ip);return tot;
}

  • 参数：

    • user_src：1 表示用户态地址，0 表示内核态地址。
    • src：源地址。
    • off：文件偏移。
    • n：写入字节数。

  • 返回：

    • 成功写入的字节数，错误返回小于 n 的值。

  • 步骤：

    1. 参数检查：
      • off > ip->size：偏移超出当前大小，返回 -1。
      • off + n < off：溢出检查，返回 -1。
      • off + n > MAXFILE*BSIZE：超出最大文件大小（67.4 MB），返回 -1。
    2. 循环写入：
      • tot：已写入字节数。
      • bp = bread(ip->dev, bmap(ip, off/BSIZE))：
        • bmap 获取或分配块。
      • m = min(n - tot, BSIZE - off%BSIZE)：
        • 计算本次写入字节数。
      • either_copyin：
        • 从 src 复制 m 字节到块内偏移。
        • 若失败（-1），退出循环。
      • log_write(bp)：记录修改。
      • brelse(bp)：释放缓冲区。
    3. 更新大小：
      • 若 off > ip->size，更新 ip->size。
    4. 同步：
      • iupdate(ip)：将 inode 写回磁盘。
    5. 返回：
      • 返回 tot（成功字节数）。

目录

目录结构体

struct dirent {ushort inum;char name[DIRSIZ];
};

xv6 中目录项只由两项组成，文件名和 𝑖𝑛𝑜𝑑𝑒 编号。’

查找目录项

这个函数用来在 inode dp 指向的目录文件下寻找名为 name 的目录项，将该目录项的偏移量记录在 poff 中，最后返回名字为 name 的文件的 inode。

因此根据文件名查找文件的是指就是在目录文件中查找目录项的过程，具体的查找方式就是一个个的比对目录项的名称和要查找的文件名是否相同，如果相同，则找到，反之说明该目录下并没有要查找的文件。

// Look for a directory entry in a directory.
// If found, set *poff to byte offset of entry.
struct inode*
dirlookup(struct inode *dp, char *name, uint *poff)
{uint off, inum;struct dirent de;if(dp->type != T_DIR)panic("dirlookup not DIR");for(off = 0; off < dp->size; off += sizeof(de)){if(readi(dp, 0, (uint64)&de, off, sizeof(de)) != sizeof(de))panic("dirlookup read");if(de.inum == 0)continue;if(namecmp(name, de.name) == 0){// entry matches path elementif(poff)*poff = off;inum = de.inum;return iget(dp->dev, inum);}}return 0;
}

添加目录项

此函数用来在 inode dp 指向的目录文件中添加一个目录项，通常是创建了一个新文件，需要在该目录下添加这个新文件的信息。

首先查找该目录项是否存在，如果不存在则找一个空闲目录项位置，将新文件的 inode 和文件名写进去。

// Write a new directory entry (name, inum) into the directory dp.
int
dirlink(struct inode *dp, char *name, uint inum)
{int off;struct dirent de;struct inode *ip;// Check that name is not present.// 检查目录 dp 中是否已存在文件名 name。如果存在，说明不能创建新的目录项，调用 iput 释放查找到的 inode 并返回 -1if((ip = dirlookup(dp, name, 0)) != 0){iput(ip);return -1;}// Look for an empty dirent.for(off = 0; off < dp->size; off += sizeof(de)){if(readi(dp, 0, (uint64)&de, off, sizeof(de)) != sizeof(de))panic("dirlink read");if(de.inum == 0)break;}strncpy(de.name, name, DIRSIZ);de.inum = inum;// 调用 writei 函数将新目录项 de 写入到目录 inode dp 中的偏移量 off 处。if(writei(dp, 0, (uint64)&de, off, sizeof(de)) != sizeof(de))panic("dirlink");return 0;
}

路径

skipelem() 调用一次解析一个头部的文件名放在 𝑛𝑎𝑚𝑒 中，返回剩下的路径：

skipelem("a/bb/c", name) = "bb/c", setting name = "a"
skipelem("///a//bb", name) = "bb", setting name = "a"
skipelem("a", name) = "", setting name = "a"
skipelem("", name) = skipelem("", name) = 0

static char*
skipelem(char *path, char *name)
{char *s;int len;while(*path == '/')path++;if(*path == 0)return 0;s = path;while(*path != '/' && *path != 0)path++;len = path - s;if(len >= DIRSIZ)memmove(name, s, DIRSIZ);else {memmove(name, s, len);name[len] = 0;}while(*path == '/')path++;return path;
}

// Look up and return the inode for a path name.
// If parent != 0, return the inode for the parent and copy the final
// path element into name, which must have room for DIRSIZ bytes.
// Must be called inside a transaction since it calls iput().
static struct inode*
namex(char *path, int nameiparent, char *name)
{struct inode *ip, *next;if(*path == '/')ip = iget(ROOTDEV, ROOTINO);elseip = idup(myproc()->cwd);while((path = skipelem(path, name)) != 0){ilock(ip);if(ip->type != T_DIR){iunlockput(ip);return 0;}if(nameiparent && *path == '\0'){// Stop one level early.iunlock(ip);return ip;}if((next = dirlookup(ip, name, 0)) == 0){iunlockput(ip);return 0;}iunlockput(ip);ip = next;}if(nameiparent){iput(ip);return 0;}return ip;
}

若 nameiparent 为 1，返回父目录 inode 节点并填充最后一个元素到 name。

struct inode*
namei(char *path)
{char name[DIRSIZ];return namex(path, 0, name);
}struct inode*
nameiparent(char *path, char *name)
{return namex(path, 1, name);
}
逻辑流程示例
namei("/usr/file")
  • 输入：path = "/usr/file"。
  • 执行：
    • ip = iget(ROOTDEV, 1)（根目录）。
    • skipelem("/usr/file", name) → name = "usr", path = "file"。
      • ilock(ip)，dirlookup(ip, "usr") → next = inum=2。
      • iunlockput(ip)，ip = next。
    • skipelem("file", name) → name = "file", path = ""。
      • ilock(ip)，dirlookup(ip, "file") → next = inum=3。
      • iunlockput(ip)，ip = next。
    • path = 0，返回 ip（inum=3）。
  • 输出：文件 /usr/file 的 i节点。
nameiparent("/usr/file", name)
  • 输入：path = "/usr/file"。
  • 执行：
    • ip = iget(ROOTDEV, 1)。
    • skipelem("/usr/file", name) → name = "usr", path = "file"。
      • ilock(ip)，dirlookup(ip, "usr") → next = inum=2。
      • iunlockput(ip)，ip = next。
    • skipelem("file", name) → name = "file", path = ""。
      • nameiparent && *path == '\0'，iunlock(ip)，返回 ip（inum=2）。
  • 输出：目录 /usr 的 i节点，name = "file"。

文件描述符

struct file {enum { FD_NONE, FD_PIPE, FD_INODE, FD_DEVICE } type;int ref; // reference countchar readable;char writable;struct pipe *pipe; // FD_PIPEstruct inode *ip;  // FD_INODE and FD_DEVICEuint off;          // FD_INODEshort major;       // FD_DEVICE
};

字段解析

  1. type：

    • 类型：枚举类型，表示文件描述符的种类。
    • 值：
      • FD_NONE：未使用。
      • FD_PIPE：管道。
      • FD_INODE：普通文件或目录。
      • FD_DEVICE：设备文件。
    • 作用：区分底层资源类型，决定如何操作。

  2. ref：

    • 类型：整数。
    • 作用：引用计数，记录有多少文件描述符引用此结构。
    • 用途：支持文件描述符的共享（如 dup）。

  3. readable：

    • 类型：字符（布尔值，0 或 1）。
    • 作用：标记文件是否可读。

  4. writable：

    • 类型：字符（布尔值，0 或 1）。
    • 作用：标记文件是否可写。

  5. pipe：

    • 类型：指向 struct pipe 的指针。
    • 条件：type == FD_PIPE 时有效。
    • 作用：关联管道结构，用于管道读写。

  6. ip：

    • 类型：指向 struct inode 的指针。
    • 条件：type == FD_INODE 或 FD_DEVICE 时有效。
    • 作用：关联文件或设备的 i节点。

  7. off：

    • 类型：无符号整数。
    • 条件：type == FD_INODE 时有效。
    • 作用：记录文件的当前读写偏移量（字节）。

  8. major：

    • 类型：短整数。
    • 条件：type == FD_DEVICE 时有效。
    • 作用：设备的主设备号，用于区分设备类型。
  • struct file 是文件系统的抽象层：
    • 统一管理不同类型的文件对象（普通文件、管道、设备）。
    • 提供标准接口（如 read、write），隐藏底层实现。
  • 存储位置：
    • 全局文件表 ftable（kernel/file.c）中分配。
  • 生命周期：
    • 通过 filealloc 创建，fileclose 释放。

使用场景

普通文件（FD_INODE）
  • 字段：type = FD_INODE, ip, off, readable, writable。
  • 例子：
    • 打开文件 /usr/file：
      • ip 指向 inum=3 的 i节点。
      • off = 0（初始偏移）。
      • readable = 1, writable = 0（只读）。
  • 操作：
    • read：从 ip 的 off 读取，更新 off。
    • write：写入 ip 的 off，更新 off 和 ip->size。
管道（FD_PIPE）
  • 字段：type = FD_PIPE, pipe, readable, writable。
  • 例子：
    • 创建管道 pipe(fd)：
      • pipe 指向管道结构。
      • 读端：readable = 1, writable = 0。
      • 写端：readable = 0, writable = 1。
  • 操作：
    • read：从 pipe 读取。
    • write：写入 pipe。
设备（FD_DEVICE）
  • 字段：type = FD_DEVICE, ip, major。
  • 例子：
    • 打开 /dev/console：
      • ip 指向设备 i节点（type = T_DEV）。
      • major 指定设备类型（如 1 表示控制台）。
  • 操作：
    • read/write：调用设备驱动程序。

参考

  • xv6——文件系统：磁盘的LOG日志机制 - 殷大侠 - 博客园
  • xv6 文件系统详解 - 掘金
  • xv6 book risc-v 第八章 文件系统 - yudoge - 博客园 (cnblogs.com)
  • xv6文件系统终章：性能分析以及改进策略_xv6 文件系统 大小限制-CSDN博客

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