操作系统-xv6-文件系统2

创建写入文件例子
有待复习

例子

• 分为3个阶段

  • 1. 创建文件
  • 2. 将”hi”写入文件
  • 3. 将”\n”写入文件

• echo “hi” > x
  

• createfile

  • 
  • 
  • write 33 : 将filex inode标记为将要被使用
    • sys_open -> create -> ialloc分配inode -> dip->type = type -> log_write保存修改
  • write 33 : 修改filex inode的link等属性
    • sys_open -> create -> ip->nlink = 1; ->iupdate -> log_write保存修改
  • write 70 : 写父目录的data block，也即新增的一个entry：包含了filex name以及inode编号。
    • sys_open -> create -> dirlink(parent_inode,name,node->inum) 写根目录的data block -> logwrite保存修改
  • write 32 : 写父目录的inode。因为大小改变
    • sys_open -> create -> dirlink 写根目录的inode -> logwrite保存
  • write 33 : 再次更新了文件x的inode
    • 新文件的inode所引用的block大小置为0

• write “hi” to file

  • 
  • write 45 : 寻找free的datablock 并更新bitmap
    • sys_write -> filewrite -> writei -> bmap -> balloc分配block，修改bitmap的相应标志位 -> log_write保存
  • write 595 : 上一步在bitmap中找到的datablock的free data block是595
    • sys_write -> filewrite -> writei -> copyin -> log_write保存修改
  • write 595 : 同上一步
  • write 33 : 更新inode.size；direct block number 1st = 595
    • 这两个信息都会通过write 33一次更新到磁盘上的inode中

• write “\n” to file

  • 
  • write 595 : 上一步在bitmap中找到的datablock的free data block是595
    • sys_write -> filewrite -> writei -> copyin -> log_write保存修改
  • write 33 : 更新inode.size；

并发举例:bget并发

• 关于多个process同时create，其并发的正确性在bread->bget得到保证。

  • 情况举例：有多个进程同时调用bget的话，其中一个可以获取bcache.lock并扫描buffer cache list。此时，其他进程是没有办法修改buffer cache list的。之后，进程会查找block numberX是否被缓存在buffer cache list中。如果在的话将block cache的ref_cnt加1，表明当前进程对block cache有引用，之后再释放bcache的锁。如果有第二个进程也想扫描buffer cache list，那么这时它就可以获取bcache.lock。假设第二个进程也要获取block numberX的cache，那么它也会对相应的block cache的引用计数加1。最后这两个进程都会尝试对block 33的block cache调用acquiresleep函数。

  • struct bcache和buf 详情见后文。
  • bcache.lock : 保护buf list
    • 如果要修改buf list的结构 及其上的 buf meta信息，必须先acquire(&bcache.lock)
  • buf.lock : 保护block cache自身
    • 也即在保护struct buf.data[BSIZE]。要访问data[BSIZE],必须先acquiresleep(&b->lock);

      // 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");
      }

sleeplock

• acquiresleep

    
  void acquiresleep(struct sleeplock *lk)
  {
      acquire(&lk->lk);
      while (lk->locked) {
          sleep(lk, &lk->lk);
      }
      lk->locked = 1;
      lk->pid = myproc()->pid;
      release(&lk->lk);
  }

• 由上可知，sleeplock就是比spinlock多了个切换线程，那么为什么block cache 也即 struct buf 使用 sleeplock ?

  • 在持有spinlock的过程中会关闭中断，而磁盘读取完成会发起中断。如果buf使用spinlock，那么就我们就永远收不到来自磁盘的中断，也就无法从磁盘读取数据。（至少对单核cpu是这样）
  • 所以buf使用sleep lock，持有锁的时候不关闭中断。且当在阻塞在acquiresleep的时候，cpu并没有空转，而是将cpu让出。
  • (当中断发生时，另一个process（记当前正在cpu上运行的process）会进入 对于读取cpu完成的中断处理函数，该handler会通过wakeup唤醒刚才在sleeplock上等待读取数据的process。 )