os-lab5

本文最后更新于 2024年9月6日下午

思考题

5.1

引发的问题

当通过 kseg0 对设备进行写操作时，如果写入操作被缓存，那么实际的数据并没有直接写入设备寄存器，而是暂存在缓存中，如果发生断电等情况，缓存中的数据可能会丢失，这可能会导致数据写入失败。
设备物理内存处的数据不只由 CPU 决定，还和对应的外设的行为有关。而缓存只能记录CPU 的读写结果，无法在外设对数据进行改时及时调整。

设备操作的差异

对于串口设备来说，读写频繁，信号多，在相同的时间内发生错误的概论远高于IDE磁盘。
对于磁盘而言，磁盘一次读写的数据量较大。

5.2

根据定义


#define FILE_STRUCT_SIZE 256

#define BLOCK_SIZE PAGE_SIZE

这代表1个文件控制块大小为256B,而一个磁盘块大小为4096B,一个磁盘块最多可以存的文件控制块：$4096/256=16$
一个目录包含1024个指向磁盘块的指针，即最多有1024 * 16 = 16384个文件。

1
2
3

#define NINDIRECT (BLOCK_SIZE / 4)

#define MAXFILESIZE (NINDIRECT * BLOCK_SIZE)

一个文件控制块有直接指针 + 间接指针共1024个，每个指针指向一个磁盘块，存储着该文件的一部分文件数据。文件系统支持的单个文件最大，则表示1024个指针全部有效，一共指向了1024个磁盘块存着文件数据，又一个磁盘块4KB,则单个文件最大为4KB*1024=4MB

5.3

1 2	`/* Maximum disk size we can handle (1GB) */ #define DISKMAX 0x40000000`

我们实验使用的内核支持的最大磁盘大小为1GB

5.4


/*serv.h*/

#define PTE_DIRTY 0x0004 // 文件系统块缓存是脏的
#define SECT_SIZE 512  /* 每个磁盘扇区的字节数 */
#define SECT2BLK (BLOCK_SIZE / SECT_SIZE) /* 扇区转换成块的比率 */

/* 磁盘块n，在内存中，映射到文件系统服务器的地址空间在DISKMAP+(n*BLOCK_SIZE)。*/
#define DISKMAP 0x10000000

/* 我们能处理的最大磁盘大小（1GB） */
#define DISKMAX 0x40000000

/*fs.h*/
#define FILE2BLK (BLOCK_SIZE / sizeof(struct File)) // 文件到块的转换率（一个文件描述符占据的块数）

// 文件描述符中直接块指针的数量

#define NDIRECT 10
#define NINDIRECT (BLOCK_SIZE / 4) // 间接块的数量
#define MAXFILESIZE (NINDIRECT * BLOCK_SIZE) // 文件的最大大小

5.5

fork 前后的父子进程共享文件描述符和定位指针。

验证程序

#include <lib.h>

int main() {
    int fd = open("test.txt", O_RDWR); // 打开（如果需要则创建）一个测试文件
    if (fd < 0) {
        user_panic("Failed to open file");
        return 1;
    }

    const char *text = "Hello, world!\n";
    write(fd, text, strlen(text));  // 向文件写入数据

    int pid = fork();  // 创建子进程
    if (pid < 0) {
        user_panic("fork failed");
        close(fd);
        return 1;
    }
    char  buf[256];
    if (pid == 0) { // 子进程
        if (read(fd, buf, 256)<0) {
            user_panic("child read : %d", fd);
        }
        writef("child read is good && child_fd == %d\n",fd);
        struct Fd *fdd;
        fd_lookup(fd,&fdd);
        writef("child_fd's offset == %d\n",fdd->fd_offset);
    } else { // 父进程
        if(read(fdnum, buf, 511)<0) {
            user_panic("father read: %d", fd);
        }
        writef("father read is good && father_fd == %d\n",r);
        struct Fd *fdd;
        fd_lookup(fd,&fdd);
        writef("father_fd's offset == %d\n",fdd->fd_offset);
    }
    close(fd);
    return 0;
}

5.6

struct File {
    char f_name[MAXNAMELEN]; // 文件名，长度由MAXNAMELEN定义
    uint32_t f_size;         // 文件的大小，以字节为单位
    uint32_t f_type;         // 文件类型，例如常规文件、目录等
    uint32_t f_direct[NDIRECT]; // 直接指针数组，用于直接指向文件数据块
    uint32_t f_indirect;     // 间接指针，指向一个间接数据块，该块包含更多数据块的指针

    struct File *f_dir;      // 指向此文件所在目录的文件结构体指针，仅在内存中有效
    char f_pad[FILE_STRUCT_SIZE - MAXNAMELEN - (3 + NDIRECT) * 4 - sizeof(void *)];
                             // 填充字段，用于确保结构体的总大小和对齐
} __attribute__((aligned(4), packed)); // 确保结构体按4字节对齐且打包，无额外空间


struct Fd {
    u_int fd_dev_id;       // 设备ID，用于标识文件所在的设备
    u_int fd_offset;       // 文件在设备上的偏移量，用于数据读写位置标识
    u_int fd_omode;        // 文件或设备的操作模式，例如只读、只写或读写
};

struct Filefd {
    struct Fd f_fd;        // 包含设备信息和操作模式的文件描述符结构
    u_int f_fileid;        // 文件ID，用于唯一标识文件
    struct File f_file;    // 文件的元数据结构体，包含文件名、大小、类型等信息
};

5.7

ENV_CREATE(user_env) 和 ENV_CREATE(fs_serv) 由初始化进程 init() 执行以创建用户和文件系统服务环境。init() 启动时创建这些环境，其中 fs 和 user 环境执行它们的初始化工作。
fs 环境初始化后，serv_init() 和 fs_init() 函数运行，进入 serv() 循环，监听 ipc_receive() 的请求并将环境标记为 ENV_NOT_RUNNABLE，直到接收到 user 环境的 ipc_send(fsreq) 请求再变为可运行。
user 环境向 fs 环境发送 ipc_send(fsreq) 请求来请求文件访问服务，请求后自身进入 ENV_NOT_RUNNABLE 状态等待响应。响应文件访问请求后，ipc_send(dst_va) 将请求结果发送回 user 环境，此时 fs 环境再次进入 ENV_NOT_RUNNABLE 状态等待下次请求处理。

难点分析

部分代码文件的主要功能（协调理解文件系统的核心框架）：

tools 目录中的文件是构建时的辅助工具的代码： fsformat 工具 —— 创建磁盘镜像
fs 目录中存放的是文件系统处理相关的代码：通过 IPC 通信与用户进程 user/lib/fsipc.c 内的通信函数进行交互
- fs.c：实现文件系统的基本功能函数
- ide.c：通过系统调用与磁盘镜像交互
- serv.c：进程的主干函数
user/lib 目录下存放了用户程序的库函数：
- 系统用户程序库的一部分，抽象操作系统文件系统的文件，以及这些文件和信号源控制的文件。
- fsipc.c：实现与文件系统服务进程的交互
- file.c：实现文件系统的用户接口
- fd.c：实现文件描述符

IDE磁盘驱动（外设控制）：

在 MIPS 体系结构下，我们使用 MMIO（内存映射 IO）机制访问设备寄存器。MMIO 使用不同的物理内存地址为设备寄存器编址，将一部分对物理内存的访问 “重定向” 到设备地址空间中。CPU 对这部分物理内存的访问等同于对相应设备的访问。
外设是通过读写寄存器来进行数据通信，设备寄存器通常包括控制寄存器、状态寄存器和数据寄存器，这些寄存器被映射到指定的物理地址空间。

文件系统：

磁盘布局：
MOS 以磁盘最开始的一个磁盘块当作引导扇区和分区表使用。接下来的一个磁盘块作为超级块（Super Block），用来描述文件系统的基本信息。

struct Super {
 uint32_t s_magic;   // Magic number: FS_MAGIC
 uint32_t s_nblocks; // Total number of blocks on disk
 struct File s_root; // Root directory node
 };

文件系统结构：

磁盘抽象成由磁盘块组成，每个磁盘块由8个连续的扇区组成，扇区是物理上的结构，而磁盘块是逻辑上存在的。


struct Block { //tools/fsformat.c
	uint8_t data[BY2BLK];
	uint32_t type;
} disk[NBLOCK];

struct File {
char f_name[MAXNAMELEN]; // filename
uint32_t f_size;	 // file size in bytes
uint32_t f_type;	 // file type
uint32_t f_direct[NDIRECT];
uint32_t f_indirect;

struct File *f_dir; // the pointer to the dir where this file is in, valid only in memory.
char f_pad[FILE_STRUCT_SIZE - MAXNAMELEN - (3 + NDIRECT) * 4 - sizeof(void *)];
} __attribute__((aligned(4), packed));

上述定义了文件控制块，是整个文件系统需要理解的最关键的结构体，其中指明了文件的索引方式，文件控制块的大小，文件控制块的名称

文件系统的用户接口：

用户程序在发出文件系统操作请求时，将请求的内容放在对应的结构体中进行消息的传递，fs_serv 进程收到其他进行的 IPC 请求后，IPC 传递的消息包含了请求的类型和其他必要的参数，根据请求的类型执行相应的文件操作（文件的增、删、改、查等），将结果重新通过IPC反馈给用户程序。用户程序在发出文件系统操作请求时，将请求的内容放在对应的结构体中进行消息的传递，fs_serv 进程收到其他进行的 IPC 请求后，IPC 传递的消息包含了请求的类型和其他必要的参数，根据请求的类型执行相应的文件操作（文件的增、删、改、查等），将结果重新通过IPC馈给用户程序。

实验体会

lab5课下总体实验难度较大，涉及较多的结构体。同时综合了lab4的进程ipc问题。
我们首先需要弄明白每个结构体的作用，弄清楚文件系统抽象出来的结构体对应到哪一部分，结构体中的每个属性的作用。
其次，我们需要再次结合lab4的内容，搞清楚文件系统服务的函数调用过程，文件系统服务是一个单独的文件服务进程进行管理的，其他进程需要通过ipc与之通信，才能在进程中对文件进行操作。

操作系统

#os #文件系统

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