Large files (moderate)
要求
在此作业中，您将增加 xv6 文件的最大大小。目前 xv6 文件限制为 268 个块，或 268*BSIZE 字节（在 xv6 中 BSIZE 为 1024）。此限制来自这样一个事实，即 xv6 inode 包含 12 个“直接”块号和一个“单间接”块号，它指的是最多可容纳 256 个块号的块，总共 12+256=268 个块。
bigfile 命令创建它所能创建的最长文件，并报告该大小：
$ bigfile
..
wrote 268 blocks
bigfile: file is too small
$测试失败，因为 bigfile 希望能够创建包含 65803 个块的文件，但未修改的 xv6 将文件限制为 268 个块。您将更改 xv6 文件系统代码以支持每个 inode 中的“双间接”块，其中包含 256 个单间接块地址，每个地址最多可以包含 256 个数据块地址。结果将是文件将能够包含多达 65803 个块，或 256*256+256+11 块（11 而不是 12，因为我们将牺牲一个直接块号来换取双间接块）。
准备工作
mkfs 程序创建 xv6 文件系统磁盘映像，并确定文件系统总共有多少块; 此大小由kernel/param.h中的 FSSIZE 控制。你将看到此实验存储库中的 FSSIZE 设置为 200,000 个块。您应该在 make 输出中看到以下来自 mkfs/mkfs 的输出：nmeta 70 (boot, super, log blocks 30 inode blocks 13, bitmap blocks 25) blocks 199930 total 200000
这一行描述了 mkfs/mkfs 构建的文件系统：它有 70 个元数据块（用于描述文件系统的块）和 199,930 个数据块，总计 200,000 个块。
如果在实验期间的任何时候，您发现自己必须从头开始重建文件系统，则可以运行 make clean，哪些强制重建 fs.img。
磁盘索引节点的格式由 fs.h 中的 struct dinode 定义。你应该对 NDIRECT、NINDIRECT、MAXFILE 和 struct dinode 的 addrs[] 元素特别感兴趣。查看 xv6 文本中的图 8.3，了解标准 xv6 索引节点的示意图。
在磁盘上查找文件数据的代码位于 fs.c 的 bmap() 中。看看它，确保你明白它在做什么。bmap() 在读取和写入文件时都会被调用。写入时，bmap() 根据需要分配新块来保存文件内容，如果需要保存块地址，还会分配间接块。
bmap() 处理两种块号。bn 参数是一个“逻辑块号”——文件中相对于文件开头的块号。ip->addrs[] 中的块号和 bread() 的参数是磁盘块号。您可以将 bmap() 视为将文件的逻辑块号映射到磁盘块号。
你的工作
修改bmap()，使其实现一个双间接块，以及直接块和一个单间接块。您只有 11 个直接块，而不是 12 个，因为需要为您的新双间接块腾出空间; 不允许更改磁盘上 inode 的大小。ip->addrs[]的前 11 个元素应该是直接块;第 12 个应该是一个单间接块（就像当前的块一样）;第 13 个应该是您的新双间接块。当bigfile写入 65803 个块并且usertests -q成功运行时，您就完成了本练习：
$ bigfile
..................................
wrote 65803 blocks
done; ok
$ usertests -q
...
ALL TESTS PASSED
$ bigfile至少需要运行一分半钟才能。
提示
- 确保您了解
bmap()。画出ip->addrs[]、间接块、双间接块和它指向的单间接块与数据块之间的关系图。确保您了解为什么添加双间接块会使最大文件大小增加 256*256 个块（实际上是 -1，因为您必须将直接块的数量减少 1）。 - 考虑如何使用逻辑块号为双间接块及其指向的间接块编制索引。
- 如果你更改了
NDIRECT的定义，你可能不得不在file.h的struct inode中更改addrs[]的声明。确保struct inode和struct dinode在其addrs[]数组中具有相同数量的元素。 - 如果更改
NDIRECT的定义，请确保创建一个新的fs.img，因为mkfs使用NDIRECT来构建文件系统。 - 如果您的文件系统进入错误状态，可能是崩溃，请删除
fs.img（从 Unix 而不是 xv6 执行此操作）。make将为您构建一个新的干净文件系统映像。 - 不要忘记
brelse()你bread()的每个块。 - 您应该仅根据需要分配间接块和双重间接块，就像原始的
bmap()一样。 - 确保
itrunc释放文件的所有块，包括双间接块。 usertests的运行时间比以前的实验更长，因为对于此实验，FSSIZE更大，文件更大。
实现
思路
- 关系图
bmap()原本的逻辑：- 判读索引是否小于
NDIRECT。若小于说明是直接索引，因此可直接返回addrs[]中的地址（若该地址为0则需要先分配balloc()） - 若大于则说明是间接索引。将原本的索引减去直接索引数量后得到在间接索引表中的索引。然后通过
addrs[]获取间接索引表地址（若地址为0则需要分配），该地址需要bread()读取后存入struct buf b中。通过读取到的内容和之前得到的间接表索引可以得到真正的地址（若该地址为0则需要分配）。最后不要忘记brelse()释放读取的缓存。
- 判读索引是否小于
bigfile后应当增加的逻辑：- 若索引比一级间接索引的范围（256）还要大，说明到了二级索引的范围中。然后需要仿照一级索引读取方式通过
bread()读取二级索引表，进而读取真正地址。
- 若索引比一级间接索引的范围（256）还要大，说明到了二级索引的范围中。然后需要仿照一级索引读取方式通过
itrunc()释放函数需要增加对二级间接索引的释放逻辑：仿照一级索引释放，但在释放真正地址之前再通过bread()读取释放....
实现
由于直接索引数量和最大数量变了，更改一下原来定义的宏：
#define NDIRECT 11 // 原本12 #define NINDIRECT (BSIZE / sizeof(uint)) #define MAXFILE (NDIRECT + NINDIRECT + NINDIRECT * NINDIRECT) // 原本没第三项改变索引后需要改变一些声明和定义：
struct dinode中addrs[]大小由NDIRECT + 1变为NDIRECT + 2struct inode中addrs[]大小由NDIRECT + 1变为NDIRECT + 2
bmap()添加二级索引映射：static uint bmap(struct inode* ip, uint bn) { uint addr, *a; struct buf* bp; // 直接索引不变 if (bn < NDIRECT) { ... } bn -= NDIRECT; // 一级间接索引也不变 if (bn < NINDIRECT) { ... } // 若超出一级索引范围则需要减去一级索引数量才得到二级索引 bn -= NINDIRECT; // 二级索引逻辑 if (bn < NINDIRECT * NINDIRECT) { // 获取索引表地址，若没有则分配 if ((addr = ip->addrs[NDIRECT + 1]) == 0) { addr = balloc(ip->dev); if (addr == 0) return 0; ip->addrs[NDIRECT + 1] = addr; } // 通过地址读取索引表 bp = bread(ip->dev, addr); a = (uint*)bp->data; // bn/NINDIRECT得到在第一个索引表中的索引，若没有则分配 if ((addr = a[bn / NINDIRECT]) == 0) { addr = balloc(ip->dev); if (addr) { // 分配成功后将地址写入该缓存中 a[bn / NINDIRECT] = addr; log_write(bp); } else { // 失败后释放，然后返回0地址 brelse(bp); return 0; } } brelse(bp); // 得到第二个索引表地址后可以释放第一个索引表了 // 通过第二个索引表获取真正的地址 bp = bread(ip->dev, addr); a = (uint*)bp->data; // 可通过bn%NINDIRECT获取在第二个索引表中的索引 if ((addr = a[bn % NINDIRECT]) == 0) { // 若没有则分配。分配成功就写入缓存，不成功之后返回0地址 addr = balloc(ip->dev); if (addr) { a[bn % NINDIRECT] = addr; log_write(bp); } } brelse(bp); return addr; } panic("bmap: out of range"); }itrunc()添加释放二级间接索引的逻辑代码：void itrunc(struct inode* ip) { int i, j; // 添加定义用于释放二级间接索引 struct buf *bp, *bpp; uint *a, *aa; // 释放直接索引 for (i = 0; i < NDIRECT; i++) { if (ip->addrs[i]) { bfree(ip->dev, ip->addrs[i]); ip->addrs[i] = 0; } } // 释放一级间接索引 if (ip->addrs[NDIRECT]) { bp = bread(ip->dev, ip->addrs[NDIRECT]); a = (uint*)bp->data; for (j = 0; j < NINDIRECT; j++) { if (a[j]) bfree(ip->dev, a[j]); } brelse(bp); bfree(ip->dev, ip->addrs[NDIRECT]); ip->addrs[NDIRECT] = 0; } // 释放二间接级索引 if (ip->addrs[NDIRECT + 1]) { bp = bread(ip->dev, ip->addrs[NDIRECT + 1]); a = (uint*)bp->data; for (i = 0; i < NINDIRECT; ++i) { if (a[i]) { // 原本直接释放的一级间接索引， // 此时需要再次读取、判断并释放 bpp = bread(ip->dev, a[i]); aa = (uint*)bpp->data; for (j = 0; j < NINDIRECT; ++j) { if (aa[j]) bfree(ip->dev, aa[j]); } brelse(bpp); bfree(ip->dev, a[i]); } } brelse(bp); bfree(ip->dev, ip->addrs[NDIRECT + 1]); } ip->size = 0; iupdate(ip); }
结果
- 运行结果
- 测试结果
Symbolic links (moderate)
在本练习中，您将向 xv6 添加符号链接。符号链接（或软链接）按路径名引用链接的文件; 打开符号链接时，内核会跟随指向引用文件的链接。符号链接类似于硬链接，但硬链接仅限于指向同一磁盘上的文件，而符号链接可以跨磁盘设备。尽管 xv6 不支持多个设备，但实现此系统调用是了解路径名查找工作原理的好练习。
要求
您将实现符号symlink(char *target， char *path)系统调用，该调用在path处创建一个新的符号链接，该链接引用target文件。有关更多信息，请参见手册页symlink。要进行测试，请将符号链接测试添加到Makefile并运行它。当测试生成以下输出（包括用户测试成功）时，您的解决方案就完成了。
$ symlinktest
Start: test symlinks
test symlinks: ok
Start: test concurrent symlinks
test concurrent symlinks: ok
$ usertests -q
...
ALL TESTS PASSED
$ 提示
- 首先，为
symlink创建一个新的系统调用序号，在user/usys.pl，user/user.h中添加一个条目，并在kernel/sysfile.c中实现一个空sys_symlink。 - 将新的文件类型 （
T_SYMLINK） 添加到kernel/stat.h以表示符号链接。 - 向
kernel/fcntl.h添加一个新标志 （O_NOFOLLOW），该标志可用于open系统调用。请注意，传递给open的标志是使用按位或运算符组合的，因此新标志不应与任何现有标志重叠。这将允许您在将user/symlinktest.c添加到Makefile后对其进行编译。 - 实现
symlink(target, path)系统调用，以在path处创建目标为target的新符号链接。请注意，target不需要存在，系统调用就会成功。您需要选择某个位置来存储符号链接的目标路径，例如，在 inode 的数据块中。symlink应返回一个整数，表示成功（0）或失败（-1），类似于link和unlink。 - 修改
open系统调用以处理路径引用符号链接的情况。如果该文件不存在，则open必须失败。当进程在标志中指定要openO_NOFOLLOW时，open应打开符号链接（而不是遵循符号链接）。 - 如果链接的文件也是符号链接，则必须递归地跟随它，直到到达非链接文件。如果链接形成循环，则必须返回错误代码。如果链接深度达到某个阈值（例如10），您可以通过返回错误代码来近似这一点。
- 其他系统调用（例如，
link和unlink）不得遵循符号链接; 这些系统调用在符号链接本身上运行。 - 本实验中您不必处理指向目录的符号链接。
实现
定义
symlink系统调用- 在
user.h中声明 - 在
usys.pl中添加条目 - 在
syscall.h中定义系统调用序号 - 在
syscall.c中声明sys_symlink()并将其指针放入数组 - 最后在
sysfile.c中完成sys_symlink()的定义
- 在
sys_symlink()的定义。该系统调用的功能是在path生成一个类型为T_SYMLINK的文件，并在文件内容中写上target目标路径。由此可分为三步：（1）获取参数；（2）生成文件；（3）写入内容。uint64 sys_symlink(void) { char target[MAXPATH], path[MAXPATH]; struct inode *ip; int len; // (1) 获取字符参数 if ((len = argstr(0, target, MAXPATH)) < 0 || argstr(1, path, MAXPATH) < 0) { return -1; } // (2) 创建symlink文件 begin_op(); if ((ip = create(path, T_SYMLINK, 0, 0)) == 0) { end_op(); return -1; } // (3) 写入目标路径 // ilock(ip); 加上就会死锁，因为create中已经获取🔒 len = writei(ip, 0, (uint64)target, 0, len); iunlockput(ip); end_op(); return len > 0 ? 0 : -1; }在
sys_open()中添加对symlink文件的处理逻辑：sys_open()原本的处理是：如果是O_CREATE模式就创建在path处的inode，否则就获取path处inode。一个symlink文件一定是在后者的选择分支中，因此可在获取inode后添加对symlink文件处理的代码。uint64 sys_open() { ... if (omode & O_CREATE) { // 创建inode ... } else { // 打开inode if((ip = namei(path)) == 0) { end_op(); return -1; } ilock(ip); // 添加迭代读取symlink文件的逻辑代码 if (ip->type == T_SYMLINK && (omode & O_NOFOLLOW) == 0) { // opensymlink函数迭代读取直到获取真实inode或获取失败 if ((ip = opensymlink(ip)) == 0) { end_op(); return -1; } } if(ip->type == T_DIR && omode != O_RDONLY) { iunlockput(ip); end_op(); return -1; } } }通过迭代获取真实inode的函数
struct inode* opensymlink(struct inode*)struct inode* opensymlink(struct inode* ip) { char target[MAXPATH]; const int max_times = 10; // 最大链接次数 int i, times, nums[max_times]; // 通过循环max_times次来控制最大链接次数 for (times = 0; times < max_times; ++times) { nums[times] = ip->inum; // 保存inode num用于判断是否已经迭代过 // 读取target的路径，若失败释放🔒后返回0 if (readi(ip, 0, (uint64)target, 0, MAXPATH) < 0) { iunlockput(ip); return 0; } iunlockput(ip); // 若成功读取，就可以释放该inode。且下一步要切换ip // 打开target路径文件，若失败则返回0 if ((ip = namei(target)) == 0) { return 0; } // 通过inode num判断是否已经被迭代过，若有则说明构成环要及时返回 for (i = 0; i < times; ++i) { if (nums[i] == nums[times]) { printf("links form a cycle!\n"); return 0; } } // 函数进来和循环开始时是上🔒状态，因此这里也需要上锁后再退出函数或下一轮循环 ilock(ip); // 若新打开的inode非T_SYMLINK类型说明获取了真正的inode，返回 if (ip->type != T_SYMLINK) { return ip; } } printf("open: too deep!\n"); return 0; }
结果
- 运行结果
- 测试结果
总结
make grade
个人收获
- xv6的文件系统包括七层，从底层的磁盘层到顶层的描述符层，分别负责不同的功能
- 文件系统通过
struct inode组织每个文件（在磁盘中为struct dinode）。该结构体包括文件种类、大小、链接数量以及文件保存数据的数据块地址。具体结构如图 - Unix一切皆文件。无论是设备、目录、链接还是真正的文件，都可以表示为
inode，只是在访问和读写时操作有所区别。
**粗体** _斜体_ [链接](http://example.com) `代码` - 列表 > 引用。你还可以使用@来通知其他用户。