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分层的文件系统
在最底层是磁盘也就是一些实际保存数据的存储设备正是这些设备提供了持久化存储。在这之上是buffer cache或者说block cache这些cache可以避免频繁的读写磁盘。这里我们将磁盘中的数据保存在了内存中。为了保证持久性再往上通常会有一个logging层。许多文件系统都有某种形式的logging在logging层之上XV6有inode cache这主要是为了同步synchronization再往上就是inode本身了。它实现了read/write。再往上就是文件名和文件描述符操作。 存储设备层
存储设备连接到了电脑总线之上总线也连接了CPU和内存。一个文件系统运行在CPU上将内部的数据存储在内存同时也会以读写block的形式存储在SSD或者HDD block布局
从文件系统的角度来看磁盘还是很直观的。因为对于磁盘就是读写block我们可以将磁盘看作是一个巨大的block的数组数组从0开始一直增长到磁盘的最后。 block0要么没有用要么被用作boot sector来启动操作系统。block1通常被称为super block它描述了文件系统。它可能包含磁盘上有多少个block共同构成了文件系统这样的信息。我们之后会看到XV6在里面会存更多的信息你可以通过block1构造出大部分的文件系统信息。在XV6中log从block2开始到block32结束。实际上log的大小可能不同这里在super block中会定义log就是30个block。接下来在block32到block45之间XV6存储了inode。我之前说过多个inode会打包存在一个block中一个inode是64字节。之后是bitmap block这是我们构建文件系统的默认方法它只占据一个block。它记录了数据block是否空闲。之后就全是数据block了数据block存储了文件的内容和目录的内容。
inode
这是一个64字节的数据结构。
type字段表明inode是文件还是目录。nlink字段也就是link计数器用来跟踪究竟有多少文件名指向了当前的inode。size字段表明了文件数据有多少个字节。12个block编号这12个block编号指向了构成文件的前12个blockindirect block number,它对应了磁盘上一个block这个block包含了256个block number这256个block number包含了文件的数据 目录directory
每个entry是16个字节
前2个字节包含了目录中文件或者子目录的inode编号接下来的14个字节包含了文件或者子目录名。 File system工作流程
启动XV6的过程中调用了makefs指令来创建一个文件系统。makefs创建了一个全新的磁盘镜像在这个磁盘镜像中包含了我们在指令中传入的一些文件XV6会打印出文件系统的一些相关信息其中包括了 boot block super block 30个log block 13个inode block 1个bitmap block 954个data block
echo “hi” x的文件系统调用过程
输出对哪些block做了写操作
第一阶段是创建文件
write 33type字段从空闲改成了文件并写入磁盘表示这个inode已经被使用了 write 33写入inode的内容包含linkcount为1以及其他内容。 write 46 向第一个属于根目录的data block写数据增加了一个新的entry其中包含了文件名x以及我们刚刚分配的inode编号。 write 32 修改标识根目录的大小的数据 write 33 更新了文件x的inode
第二阶段将“hi”写入文件
write 45更新bitmap文件系统首先会扫描bitmap来找到一个还没有使用的data block未被使用的data block对应bit 0。找到之后文件系统需要将该bit设置为1 两次write 595 文件系统挑选了data block 595因为写入了两个字符所以write 595被调用了两次 write 33 更新文件x对应的inode中的size字段第一个direct block number会更新
第三阶段将“\n”换行符写入到文件
和第二阶段类似仔细阅读第二阶段。
block cache代码
首先在内存中对于一个block只能有一份缓存。这是block cache必须维护的特性。其次这里使用了与之前的spinlock略微不同的sleep lock。与spinlock不同的是可以在I/O操作的过程中持有sleep lock。第三它采用了LRU作为cache替换策略。第四它有两层锁。第一层锁用来保护buffer cache的内部数据第二层锁也就是sleep lock用来保护单个block的cache。
