6.S081 lab9 file system

#Large files

第一个实验还算比较简单的，不过 测试样例好像不是很严格，刚开始我做完后拿去跑测试样例，过了，但其实代码是有点小问题的，然后这些问题就导致了我第二个实验symlink的部分样例过不了，我花了大量时间debug第二个实验的代码，结果最后发现是第一个实验的代码有问题。

• bmap函数有两个形参（ip和bn），ip是一个inode指针，而bn是逻辑块号。bmap函数的作用是根据逻辑块号，返回在磁盘中物理块号的地址。inode中有一个成员addrs，这个成员记录了NDIRECT个直接块的地址(addrs[0]~addrs[NDIRECT-1])和1个一级索引块的地址(addrs[NDIRECT])

• 先把思路捋清楚，实验是要求我们增加一个二级索引块，我们要做的就是改bmap函数和itrunc函数。减少一个直接数据块的数目为二级索引块腾出空间，修改宏定义如下图：

  

  修改inode和dinode中addrs的定义，修改后的addrs[NIDRECT+1]为二级索引块

  

• 修改bmap函数，增加对于二级索引块的处理代码，注意：bn是逻辑块号，核心代码：

  // 需要分配二级索引块的情况
    bn -= NINDIRECT;
    if (bn < N2INDIRECT){
      // 进行两次查找块的操作（二级索引块->中间块->最终块）
      // level2是中间块的逻辑块号，level1是最终块的逻辑块号
      int level2 = bn / NINDIRECT, level1 = bn % NINDIRECT;
      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[level2]) == 0){
        a[level2] = addr = balloc(ip->dev);
        /* printf("第一次分配 %p\n", addr); */
        log_write(bp);
      }
      brelse(bp);
      
      bp = bread(ip->dev, addr);
      a = (uint*)bp->data;
      if ((addr = a[level1]) == 0){
        a[level1] = addr = balloc(ip->dev);
        /* printf("第二次分配 %p\n", addr); */
        log_write(bp);
      }
      brelse(bp);
      return addr;
    }
  

• 修改itrunc函数，增加对于二级索引块的回收代码。一定要注意：必须回收所有有效块，包括中间块！，核心代码：

    // 清除二级间接块
    if (ip->addrs[NDIRECT + 1]){
      bp = bread(ip->dev, ip->addrs[NDIRECT + 1]);
      a = (uint*)bp->data;
      for (i = 0; i < NINDIRECT; i++){
        // 中间块是否有效？
        if (a[i]){
          bp2 = bread(ip->dev, a[i]);
          a2 = (uint*)bp2->data;
          for (j = 0; j < NINDIRECT; j++){
            // 最终块是否有效？
            if (a2[j])
              bfree(ip->dev, a2[j]);
          }
          // 一定记得回收中间块
          brelse(bp2);
          bfree(ip->dev, a[i]);
        }
      }
      brelse(bp);
      bfree(ip->dev, ip->addrs[NDIRECT + 1]);
      ip->addrs[NDIRECT + 1] = 0;
    }
  

#Symlink

做这个实验之前，建议看一下与目录相关的代码，这里贴一个链接：https://juejin.cn/post/7002183734178873357

• 软链接是一种特殊的文件，可以把软链接看成windows中的快捷方式，这个文件的内容是一个路径。

• 加入系统调用号，添加函数原型等操作不再赘述。直接阐述sys_symlink函数的实现方法，这个函数有两个参数：第一个参数是target，表示链接的目标路径，简单来说就是快捷方式指向的文件，第二个参数是path，这个参数指定了链接的存储路径。举个例子，target="/a/b", path="/a/c"就代表在目录a下存在软链接c，此软链接指向了文件b。实现代码如下：

  uint64
  sys_symlink(void){
    char target[MAXPATH], path[MAXPATH];
    struct inode *ip;
  
    if (argstr(0, target, MAXPATH) < 0 || argstr(1, path, MAXPATH) < 0)
      return -1;
  
    begin_op();
    ip = create(path, T_SYMLINK, 0, 0);
    if (ip == 0){
      end_op();
      return -1;
    }
    if (writei(ip, 0, (uint64)target, 0, MAXPATH) != MAXPATH)
      panic("error writei!");
  
    iunlockput(ip);
    end_op();
    return 0;
  }
  

  介绍一下所用的xv6 API，第10行的create函数以文件类型T_SYMLINK在路径path处分配了一个inode，如果分配失败则返回0，否则返回一个inode指针。分配了一个新inode之后，应该把target写入这个inode中，writei的工作就是在于此，具体writei的使用方法可以参看详细代码，这里就不过多说明了。需要注意的一点是：create函数返回的是一个上锁的inode，所以最后需要iunlockput函数解锁inode。

• 之后需要修改sys_open函数来处理路径指向软链接的情况。核心代码如下：

    // 处理软链接文件
    int cnt = 0; // 迭代次数
    while(ip->type == T_SYMLINK && !(omode & O_NOFOLLOW) && cnt < 10){
      if (readi(ip, 0, (uint64)path, 0, MAXPATH) != MAXPATH)
        panic("readi error");
      cnt++;
      iunlockput(ip);
      ip = namei(path);
      if (ip == 0){
        end_op();
        return -1;
      }
      ilock(ip);
    }
    // 若迭代次数已达到10次，就认为软链接形成了环状
    if (cnt == 10){
      iunlockput(ip);
      end_op();
      return -1;
    }
  

  当O_NOFOLLOW标记为0并且文件类型为T_SYMLINK时，应该迭代进行查找。查找逻辑比较简单：第4行的readi函数与writei函数类似，只不过readi函数是从一个inode读数据到path中。读到软链接所指向的文件后，应该查找此文件所在的inode，第8行的namei函数的目的即在于此，给出路径名path，查找path所在的inode，若查找失败则返回0，此时说明软链接指向的文件不存在，应该返回错误。在迭代过程要特别注意：第7行和第13行，由于第8行需要更新ip，则旧的inode不会再用到了，需要释放。每次读写inode之前，一定要获取inode的锁。

  代码的16~20行通过判断迭代次数，来判断软链接是否成环，如果软链接成环，也应返回错误。