文件系統(tǒng)

本文繼續(xù)來看 的文件系統(tǒng)部分， 將文件系統(tǒng)的設(shè)計(jì)分為 7 層： ，磁盤、緩存區(qū)、日志三個部分在前文已經(jīng)說了，本文接著講述 ，目錄，路徑三個層次。

這部分的理論知識可以參考文章：捋一捋文件系統(tǒng)。本文直接來看 xv6 的文件系統(tǒng)這部分是如何實(shí)現(xiàn)的。

文件系統(tǒng)布局

再來系統(tǒng)的看看 xv6 文件系統(tǒng)的布局圖：

這個圖與 文檔給出的布局圖有些不一樣，主要是日志區(qū)的位置變化了。 文檔給出的布局圖日志區(qū)位于文件系統(tǒng)的末尾，但是根據(jù)源碼來看日志區(qū)應(yīng)該是位于超級塊后面的。前文直接用的 文檔中的圖，應(yīng)該是有誤的，實(shí)在抱歉。我看了幾個版本的 源碼和文檔，源碼是日志區(qū)都是安排在超級塊后面，而文檔的布局圖描述的是將日志區(qū)放在末尾。不過這不是重點(diǎn)，不影響咱們理解，不管位于哪兒，在超級塊中做相應(yīng)修改就行。

引導(dǎo)塊、超級塊

第 0 塊是引導(dǎo)塊，里面存放的啟動程序也就是 ，詳見前文：實(shí)例講解多處理器下的計(jì)算機(jī)啟動

第 1 塊是超級塊，存有文件系統(tǒng)的元信息，相關(guān)結(jié)構(gòu)體定義如下：

structsuperblock{
uintsize;//Sizeoffilesystemimage(blocks)文件系統(tǒng)大小，也就是一共多少塊
uintnblocks;//Numberofdatablocks數(shù)據(jù)塊數(shù)量
uintninodes;//Numberofinodes.//i結(jié)點(diǎn)數(shù)量
uintnlog;//Numberoflogblocks//日志塊數(shù)量
uintlogstart;//Blocknumberoffirstlogblock//第一個日志塊塊號
uintinodestart;//Blocknumberoffirstinodeblock//第一個i結(jié)點(diǎn)所在塊號
uintbmapstart;//Blocknumberoffirstfreemapblock//第一個位圖塊塊號
};

可以看出超級塊實(shí)則就是文件系統(tǒng)布局的信息集合。在 中我們可以知道：

#defineNINODES200
#defineMAXOPBLOCKS10
#defineLOGSIZE(MAXOPBLOCKS*3)
#defineFSSIZE1000
#defineIPB(BSIZE/sizeof(structdinode))


intnbitmap=FSSIZE/(BSIZE*8)+1;
intninodeblocks=NINODES/IPB+1;
intnlog=LOGSIZE;

intnmeta=2+nlog+ninodeblocks+nbitmap;
intnblocks=FSSIZE-nmeta;

intlogstart=2;
intinodestart=2+nlog;
intbmapstart=2+nlog+ninodeblocks;

從上述代碼可以看出，文件系統(tǒng)的各個部分從哪開始，到哪結(jié)束都是可以明確計(jì)算出來的，所以其實(shí)不管將日志區(qū)安排在哪，我們都可以從超級塊中獲取相應(yīng)的位置大小信息。

數(shù)據(jù)區(qū)

緊接著超級塊的區(qū)域應(yīng)該是 ，但是 的內(nèi)容有些多有些復(fù)雜，我們放在后面講，先來看看數(shù)據(jù)區(qū)中數(shù)據(jù)塊的組織與管理。

數(shù)據(jù)塊的分配和釋放由位圖來管理，但位圖管理的區(qū)域不止數(shù)據(jù)區(qū)，而是整個文件系統(tǒng)。有關(guān)位圖的宏定義如下：

//Bitmapbitsperblock每個塊能有多少個bit
#defineBPB(BSIZE*8)
//Blockoffreemapcontainingbitforblockb塊b在哪個位圖塊上
#defineBBLOCK(b,sb)(b/BPB+sb.bmapstart)

分配回收

staticuintballoc(uintdev)
{
intb,bi,m;
structbuf*bp;

bp=0;
for(b=0;b//讀取位圖信息
for(bi=0;bi1<8);
if((bp->data[bi/8]&m)==0){//Isblockfree?如果該塊空閑
bp->data[bi/8]|=m;//Markblockinuse.標(biāo)記該塊使用
log_write(bp);
brelse(bp);//釋放鎖
bzero(dev,b+bi);//將該塊置0
returnb+bi;//返回塊號
}
}
brelse(bp);//釋放鎖
}
panic("balloc:outofblocks");
}

staticvoidbfree(intdev,uintb)//釋放一個數(shù)據(jù)塊，相應(yīng)位圖清零
{
structbuf*bp;
intbi,m;

bp=bread(dev,BBLOCK(b,sb));
bi=b%BPB;
m=1<8);
if((bp->data[bi/8]&m)==0)
panic("freeingfreeblock");
bp->data[bi/8]&=~m;
log_write(bp);
brelse(bp);
}

位圖塊中每一位都代表著一塊，該位置 1 表示相應(yīng)的塊正在使用，該位置 0 表示相應(yīng)的塊空閑。分配數(shù)據(jù)塊就是在位圖中尋找空閑位，然后將其置 1 就代表分配出去了。

上述代碼涉及的都是比較簡單的位運(yùn)算，有詳細(xì)的注釋，就不說明了，釋放一個數(shù)據(jù)塊的操作就是分配的逆操作，也不再贅述。

inode

磁盤上的 dinode

緊接著超級塊后面的區(qū)域是 區(qū)域， 定義的 共有 200 個，每個磁盤上的 定義如下：

structdinode{
shorttype;//Filetype
shortmajor;//Majordevicenumber(T_DEVonly)
shortminor;//Minordevicenumber(T_DEVonly)
shortnlink;//Numberoflinkstoinodeinfilesystem
uintsize;//Sizeoffile(bytes)
uintaddrs[NDIRECT+1];//Datablockaddresses
};
#defineNDIRECT12

表示該 指向的文件的類型，在 里面就只有三種類型，普通文件，目錄文件，設(shè)備文件

表示該文件的鏈接數(shù)，鏈接分為硬鏈接和軟連接，這里與鏈接數(shù)目直接相關(guān)的是硬鏈接，后面實(shí)現(xiàn)文件系統(tǒng)調(diào)用的時候我們會看到， 系統(tǒng)調(diào)用會創(chuàng)建一個新目錄項(xiàng)并且增加一個鏈接數(shù)。 系統(tǒng)調(diào)用將鏈接數(shù)減 1，如果該文件在內(nèi)存中的引用數(shù)和鏈接數(shù)都為 0 的話，則會刪除該文件。這部分咱們后面再慢慢聊，本文只捎帶提一下。

表示文件的大小，這里是以字節(jié)為單位。

在 里面使用 和 來區(qū)分設(shè)備，同一類設(shè)備有著相同的 ， 又表示該類設(shè)備中具體的某設(shè)備。后面我們會看到如果文件類型為設(shè)備，則讀寫的時候會根據(jù) 調(diào)用相應(yīng)設(shè)備的讀寫程序。

每個 有 11 個一級指針，一個間接指針，用來指向數(shù)據(jù)塊。這些都是可以改變的， 有個關(guān)于支持大文件的實(shí)現(xiàn)就是要增加一個間接索引來實(shí)現(xiàn)。

inode 緩存

磁盤上的 在內(nèi)存中也有相應(yīng)的緩存：

struct{
structspinlocklock;
structinodeinode[NINODE];
}icache;//磁盤上i結(jié)點(diǎn)在內(nèi)存中的緩存

內(nèi)存中的 定義如下：

structinode{
uintdev;//Devicenumber設(shè)備號
uintinum;//Inodenumberinode號
intref;//Referencecount引用數(shù)
structsleeplocklock;//protectseverythingbelowhere
intvalid;//inodehasbeenreadfromdisk?是否有效

shorttype;//copyofdiskinode
shortmajor;
shortminor;
shortnlink;
uintsize;
uintaddrs[NDIRECT+1];
};

內(nèi)存中的 比磁盤上的 多了幾個屬性，首先是設(shè)備號， 里面一切皆文件，設(shè)備也是文件，所以設(shè)備號來表示什么設(shè)備。但是 xv6 沒這么復(fù)雜，這里主要就是來區(qū)分磁盤的主盤和從盤。時為從盤， 時為主盤，這個值在讀寫磁盤的時候用到，用它來設(shè)置磁盤的 device 寄存器來指定主盤從盤。詳見：帶你了解磁盤驅(qū)動程序

表示引用數(shù)，這個要與 鏈接數(shù)作區(qū)別，目前可以暫且理解為 為磁盤上文件之間的關(guān)系，而 主要用于內(nèi)存中引用該文件的次數(shù)，比如 關(guān)閉文件使引用數(shù)減 1。這部分在文件系統(tǒng)調(diào)用的時候再作詳細(xì)講解。

表示是否有效，跟磁盤那里緩存塊中的數(shù)據(jù)是否有效一個意思，如果緩存中的數(shù)據(jù)是從磁盤中讀取過來的，則有效。通常無效是因?yàn)?剛分配，所以里面的數(shù)據(jù)無效。

整個 緩存區(qū)有一把自旋鎖，每個 緩存有把休眠鎖，為什么如此，道理還是同磁盤和緩存塊。首先它們都是公共資源，需要鎖來避免競爭條件。再者 的作用就是組織管理 ，像是一個分配器，訪問 的臨界區(qū)的時間是很短的，使用自旋鎖就行。而一個進(jìn)程對某個 的使用時間可能很長，最好使用休眠鎖，其他進(jìn)程也想要獲取該 的使用權(quán)時就休眠讓出 提高性能。

分配 inode

對于磁盤上的 ， 并沒有什么組織管理結(jié)構(gòu)，分配空閑 的方法就是簡單粗暴地從頭至尾循環(huán)查找空閑 。

structinode*
ialloc(uintdev,shorttype)
{
intinum;
structbuf*bp;
structdinode*dip;

for(inum=1;inum//讀取第inum個i結(jié)點(diǎn)所在的位置
dip=(structdinode*)bp->data+inum%IPB;//該i結(jié)點(diǎn)地址
if(dip->type==0){//afreeinode找到空閑i結(jié)點(diǎn)
memset(dip,0,sizeof(*dip));
dip->type=type;
log_write(bp);//markitallocatedonthedisk
brelse(bp);
returniget(dev,inum);//以內(nèi)存中的i結(jié)點(diǎn)形式返回
}
brelse(bp);
}
panic("ialloc:noinodes");
}

#defineIBLOCK(i,sb)((i)/IPB+sb.inodestart)
#defineIPB(BSIZE/sizeof(structdinode))

先來看看下面兩個宏定義， 表示一個塊中能有幾個 ， 表示第 個 在第幾塊。

分配數(shù)據(jù)塊的時候有位圖來組織管理，所以分配數(shù)據(jù)塊的時候就“從頭至尾”的查詢空閑位，而 沒有組織管理的機(jī)制，所以就直接從頭至尾的查詢 的使用情況。如果該 的 屬性為 0 表示該 空閑，可以分配，反之正是用當(dāng)中不可分配。

分配了之后將該 初始化，將其數(shù)據(jù)全部置 0，然后賦其 屬性，表示該 指向一個 類型的文件。

分配了該 需要在磁盤上也將其標(biāo)記為已分配，因?yàn)槟壳笆窃趦?nèi)存中操作的，得同步到磁盤上去，所以直接調(diào)用 將該 所在的緩存塊同步到磁盤。當(dāng)然并未真正地直接寫到磁盤了，只是在將該緩存數(shù)據(jù)標(biāo)記為臟，關(guān)于日志，讀寫磁盤的操作本文不贅述了，可以參考前文：如何實(shí)現(xiàn)一個簡單的日志系統(tǒng)

回到分配 的函數(shù)上來，磁盤上的 已分配，得到了 號，但是文件系統(tǒng)實(shí)際工作的時候使用的是內(nèi)存中的 緩存，所以調(diào)用 來分配(獲取)一個內(nèi)存中的 來緩存 數(shù)據(jù)：

staticstructinode*iget(uintdev,uintinum)
{
structinode*ip,*empty;

acquire(&icache.lock);

//Istheinodealreadycached?如果該dinode在內(nèi)存中已緩存
empty=0;
for(ip=&icache.inode[0];ipif(ip->ref>0&&ip->dev==dev&&ip->inum==inum){//在緩存中找到該i結(jié)點(diǎn)
ip->ref++;//引用加1
release(&icache.lock);
returnip;
}
if(empty==0&&ip->ref==0)//Rememberemptyslot.記錄icache中空閑的inode
empty=ip;
}

//Recycleaninodecacheentry.
if(empty==0)
panic("iget:noinodes");
//該dinode在內(nèi)存中沒有緩存，分配一個空閑inodeempty
//根據(jù)參數(shù)，初始化該空閑inode，還沒讀入數(shù)據(jù)，valid設(shè)為0
ip=empty;
ip->dev=dev;
ip->inum=inum;
ip->ref=1;
ip->valid=0;
release(&icache.lock);

returnip;
}

如果磁盤上的 在 中已有緩存，那么直接將該 的引用數(shù)加 1，再返回該 就行。如果沒有緩存則分配一個空閑的 ，根據(jù)參數(shù)初始化 ，因?yàn)闆]有實(shí)際讀入 的數(shù)據(jù)，所以 的 屬性置 0 表示無效。

使用修改 inode

使用 之前需要加鎖：

voidilock(structinode*ip)
{
structbuf*bp;
structdinode*dip;

if(ip==0||ip->ref1)//空指針引用小于1都是錯誤的
panic("ilock");

acquiresleep(&ip->lock);//上鎖

if(ip->valid==0){//有效位為0，從磁盤讀入數(shù)據(jù)
bp=bread(ip->dev,IBLOCK(ip->inum,sb));
dip=(structdinode*)bp->data+ip->inum%IPB;
ip->type=dip->type;
ip->major=dip->major;
ip->minor=dip->minor;
ip->nlink=dip->nlink;
ip->size=dip->size;
memmove(ip->addrs,dip->addrs,sizeof(ip->addrs));
brelse(bp);
ip->valid=1;
if(ip->type==0)
panic("ilock:notype");
}
}

分配 的時候并未從磁盤中 讀入數(shù)據(jù)，只是將 的 置 0 表示數(shù)據(jù)無效，正式讀入 數(shù)據(jù)在這加鎖的時候進(jìn)行。

對緩存中 的修改需要同步到磁盤上的 ：

voidiupdate(structinode*ip)
{
structbuf*bp;
structdinode*dip;

bp=bread(ip->dev,IBLOCK(ip->inum,sb));//讀取磁盤上的i結(jié)點(diǎn)
dip=(structdinode*)bp->data+ip->inum%IPB;
dip->type=ip->type;//update
dip->major=ip->major;
dip->minor=ip->minor;
dip->nlink=ip->nlink;
dip->size=ip->size;
memmove(dip->addrs,ip->addrs,sizeof(ip->addrs));
log_write(bp);
brelse(bp);
}

用完 需要 “放下” 它：

voidiput(structinode*ip)
{
acquiresleep(&ip->lock);//取鎖
if(ip->valid&&ip->nlink==0){
//獲取該i結(jié)點(diǎn)的引用數(shù)
acquire(&icache.lock);
intr=ip->ref;
release(&icache.lock);

if(r==1){
//inodehasnolinksandnootherreferences:truncateandfree.
itrunc(ip);
ip->type=0;
iupdate(ip);
ip->valid=0;
}
}
releasesleep(&ip->lock);

acquire(&icache.lock);
ip->ref--;
release(&icache.lock);
}

該函數(shù)將 的引用數(shù)減 1，如果本身就是該 的最后一個引用，且鏈接數(shù)也為 0，那么調(diào)用 將該 指向的所有數(shù)據(jù)塊全部釋放，也就相當(dāng)于刪除了 指向的文件。

表示該 已釋放，被回收到了 。將 信息更新到磁盤上的 之后將 置 0 表數(shù)據(jù)不再有效。

索引

的索引部分用來指向數(shù)據(jù)塊

staticuintbmap(structinode*ip,uintbn)//給i結(jié)點(diǎn)第bn個索引指向的地方分配塊
{
uintaddr,*a;
structbuf*bp;

//bn為直接索引
if(bn//如果第bn個索引指向的塊還未分配，則分配，否則返回塊號
if((addr=ip->addrs[bn])==0)
ip->addrs[bn]=addr=balloc(ip->dev);
returnaddr;
}

bn-=NDIRECT;//bn為間接索引

if(bn//Loadindirectblock,allocatingifnecessary.
if((addr=ip->addrs[NDIRECT])==0)//如果間接索引所在的塊還未分配，分配
ip->addrs[NDIRECT]=addr=balloc(ip->dev);
bp=bread(ip->dev,addr);//讀取一級索引塊
a=(uint*)bp->data;
if((addr=a[bn])==0){//如果該索引指向的塊還未分配，分配
a[bn]=addr=balloc(ip->dev);
log_write(bp);
}
brelse(bp);
returnaddr;//返回索引bn指向的塊的塊號
}

panic("bmap:outofrange");
}

返回索引 指向的數(shù)據(jù)塊塊號，如果該數(shù)據(jù)塊未分配，則分配之后再返回該塊塊號。

staticvoiditrunc(structinode*ip)
{
inti,j;
structbuf*bp;
uint*a;

for(i=0;i//釋放直接索引指向的數(shù)據(jù)塊
if(ip->addrs[i]){
bfree(ip->dev,ip->addrs[i]);
ip->addrs[i]=0;
}
}

if(ip->addrs[NDIRECT]){
bp=bread(ip->dev,ip->addrs[NDIRECT]);//讀取一級索引塊
a=(uint*)bp->data;
for(j=0;j//釋放一級索引指向的塊
if(a[j])
bfree(ip->dev,a[j]);
}
brelse(bp);
bfree(ip->dev,ip->addrs[NDIRECT]);//釋放一級索引塊
ip->addrs[NDIRECT]=0;
}

ip->size=0;
iupdate(ip);
}

，截斷 ，不知怎樣翻譯，但這個函數(shù)的實(shí)際工作就是將 所指向的數(shù)據(jù)塊全部釋放，也就相當(dāng)于刪除文件了。具體的工作方式就是一個個的判斷索引是否有效，如果有效就調(diào)用 釋放，然后將該索引置為無效?；旧暇团c 做相反的工作。

讀寫數(shù)據(jù)

intreadi(structinode*ip,char*dst,uintoff,uintn)//從inode讀取數(shù)據(jù)
{
uinttot,m;
structbuf*bp;

if(ip->type==T_DEV){//如果該inode指向的是設(shè)備文件
if(ip->major0||ip->major>=NDEV||!devsw[ip->major].read)
return-1;
returndevsw[ip->major].read(ip,dst,n);//使用設(shè)備特有的讀取方式
}

if(off>ip->size||off+n//如果開始讀取的位置超過文件末尾，如果讀取的字節(jié)數(shù)是負(fù)數(shù)
return-1;
if(off+n>ip->size)//如果從偏移量開始的n字節(jié)超過文件末尾
n=ip->size-off;//則只能夠再讀取這么多字節(jié)

for(tot=0;tot//tol:目前總共已讀的字節(jié)數(shù)，n:需要讀取的字節(jié)數(shù),off:從這開始讀,dst:目的地
bp=bread(ip->dev,bmap(ip,off/BSIZE));//讀取off所在的數(shù)據(jù)塊到緩存塊
m=min(n-tot,BSIZE-off%BSIZE);//一次性最多讀取m字節(jié)
memmove(dst,bp->data+off%BSIZE,m);//賦值數(shù)據(jù)到dst
brelse(bp);//釋放緩存塊
}
returnn;
}

intwritei(structinode*ip,char*src,uintoff,uintn)
{
uinttot,m;
structbuf*bp;

if(ip->type==T_DEV){
if(ip->major0||ip->major>=NDEV||!devsw[ip->major].write)
return-1;
returndevsw[ip->major].write(ip,src,n);
}

if(off>ip->size||off+nreturn-1;
if(off+n>MAXFILE*BSIZE)
return-1;

for(tot=0;totdev,bmap(ip,off/BSIZE));
m=min(n-tot,BSIZE-off%BSIZE);
memmove(bp->data+off%BSIZE,src,m);
log_write(bp);
brelse(bp);
}

函數(shù)用來讀取數(shù)據(jù)，從 ip 指向的文件中，從 開始讀，讀取 字節(jié)到 中去。

如果 指向的文件類型是設(shè)備，那么讀取數(shù)據(jù)要使用專門的讀取方式，比如說控制臺有著自己專門的讀入數(shù)據(jù)方式，這些設(shè)備的讀取方法集合在 數(shù)組當(dāng)中。關(guān)于這部分我們后面的文章再詳述，這里只說磁盤上的文件的讀寫。

緊接著判斷了一下參數(shù)的合理性，比如 不應(yīng)超過文件末尾，讀取的字節(jié)數(shù) 不應(yīng)該是負(fù)數(shù)，如果 超過了文件末尾，那么最多只能讀取 個字節(jié)數(shù)，要修改 的值。

文件數(shù)據(jù)可能有多塊， 表示 所在的塊數(shù)，這個塊數(shù)是相對于該文件開頭的塊號，調(diào)用 獲取 所在的絕對塊號。拿到 所在數(shù)據(jù)塊的絕對塊號之后調(diào)用 讀取該數(shù)據(jù)塊的數(shù)據(jù)到緩存塊 。

數(shù)據(jù)在內(nèi)存中已經(jīng)準(zhǔn)備完畢，可以賦值移動數(shù)據(jù)了。但是每次讀取的數(shù)據(jù)有上限，不能超過 ，這是還需要讀取的字節(jié)數(shù)，不能超過 ，這是每次最多能夠讀取的字節(jié)數(shù)。不能超過這兩者，所以兩者之中取較小值。

，將數(shù)據(jù)源 中的數(shù)據(jù)寫 字節(jié)到 指向的文件中，從偏移量為 的地方開始寫。

基本上是與 相反的操作，只是最后需要更新 信息，因?yàn)橄裎募袑憯?shù)據(jù)，該文件會變大， 是文件的代表與文件一一對應(yīng)，需要更新 的 size 屬性，然后再調(diào)用 將 同步到磁盤上的 。

目錄

目錄也是文件，只是它的數(shù)據(jù)有些特殊，其數(shù)據(jù)是一個個目錄項(xiàng)，其主要屬性有文件名， 編號。

是一個文件的代言人，一個文件與一個 一一對應(yīng)，但是 的屬性里面并沒有文件名。文件名這個屬性在目錄項(xiàng)這指出，目錄項(xiàng)的主要作用就是將 和文件名聯(lián)系起來。

結(jié)構(gòu)定義

structdirent{//目錄項(xiàng)結(jié)構(gòu)
ushortinum;
charname[DIRSIZ];
};

#defineDIRSIZ14

中目錄項(xiàng)只由兩項(xiàng)組成，文件名和 編號。

查找目錄項(xiàng)

structinode*dirlookup(structinode*dp,char*name,uint*poff)
{
uintoff,inum;
structdirentde;

if(dp->type!=T_DIR)//如果該文件不是目錄文件
panic("dirlookupnotDIR");

for(off=0;offsize;off+=sizeof(de)){
if(readi(dp,(char*)&de,off,sizeof(de))!=sizeof(de))//讀取dp指向的目錄文件，每次讀一個目錄項(xiàng)
panic("dirlookupread");
if(de.inum==0)//如果是根目錄??????????????
continue;
if(namecmp(name,de.name)==0){//根據(jù)名字找文件
//entrymatchespathelement
if(poff)//記錄該目錄項(xiàng)在目錄中的偏移
*poff=off;
inum=de.inum;//name文件的inode編號
returniget(dp->dev,inum);//或取該inode
}
}

return0;
}

這個函數(shù)用來在 指向的目錄文件下尋找名為 的目錄項(xiàng)，將該目錄項(xiàng)的偏移量記錄在 中，最后返回名字為 的文件的 。

因此根據(jù)文件名查找文件的是指就是在目錄文件中查找目錄項(xiàng)的過程，具體的查找方式就是一個個的比對目錄項(xiàng)的名稱和要查找的文件名是否相同，如果相同，則找到，反之說明該目錄下并沒有要查找的文件。

添加目錄項(xiàng)

intdirlink(structinode*dp,char*name,uintinum)
{
intoff;
structdirentde;
structinode*ip;

//Checkthatnameisnotpresent.
if((ip=dirlookup(dp,name,0))!=0){
iput(ip);//dirlookup調(diào)用iget使引用數(shù)加1，所以調(diào)用iput使引用數(shù)減1
return-1;//name目錄項(xiàng)已存在，返回-1
}

//Lookforanemptydirent.
for(off=0;offsize;off+=sizeof(de)){
if(readi(dp,(char*)&de,off,sizeof(de))!=sizeof(de))
panic("dirlinkread");
if(de.inum==0)//找到一個空閑目錄項(xiàng)
break;
}

strncpy(de.name,name,DIRSIZ);//設(shè)置目錄項(xiàng)的文件名字
de.inum=inum;//設(shè)置目錄項(xiàng)的i結(jié)點(diǎn)編號
if(writei(dp,(char*)&de,off,sizeof(de))!=sizeof(de))//將該目錄項(xiàng)寫進(jìn)dp指向的目錄文件中
panic("dirlink");

return0;
}

此函數(shù)用來在 指向的目錄文件中添加一個目錄項(xiàng)，通常是創(chuàng)建了一個新文件，需要在該目錄下添加這個新文件的信息。

首先查找該目錄項(xiàng)是否存在，如果不存在則找一個空閑目錄項(xiàng)位置，將新文件的 和文件名寫進(jìn)去。

路徑

路徑，何為路徑，比如常見的 ，仔細(xì)觀察，會發(fā)現(xiàn)，路徑實(shí)則是一個個文件名組成的，這個文件可能是目錄文件，也可能是普通文件。一般最后一項(xiàng)是普通文件名，中間的都是目錄文件名。

另外像 這種路徑以 '/' 開頭表示絕對路徑， 這種不以 '/' 開頭的表示相對路徑。這兩種路徑大家應(yīng)該都很熟悉了，不再多做解釋，或者可以參考文章捋一捋文件系統(tǒng)，其中詳細(xì)的捋了捋文件系統(tǒng)的理論知識。

不論哪一種路徑表示，都需要一個路徑解析函數(shù)，將其中一個個文件名給提取出來：

staticchar*skipelem(char*path,char*name)
{
char*s;
intlen;

while(*path=='/')//跳過'/'
path++;
if(*path==0)//路徑空
return0;
s=path;
while(*path!='/'&&*path!=0)//path繼續(xù)向后移，剝出最前面的目錄名
path++;
len=path-s;//記錄該目錄名的長度
if(len>=DIRSIZ)
memmove(name,s,DIRSIZ);//將該目錄名復(fù)制給name
else{
memmove(name,s,len);
name[len]=0;
}
while(*path=='/')//繼續(xù)跳過'/'
path++;
returnpath;//返回剩下的路徑
}

調(diào)用一次解析一個頭部的文件名放在 中，返回剩下的路徑。

用源碼注釋中的例子來說明：

skipelem("a/bb/c",name)="bb/c",settingname="a"
skipelem("http:///a//bb",name)="bb",settingname="a"
skipelem("a",name)="",settingname="a"
skipelem("",name)=skipelem("http:////",name)=0

staticstructinode*
namex(char*path,intnameiparent,char*name)
{
structinode*ip,*next;

if(*path=='/')//絕對路徑
ip=iget(ROOTDEV,ROOTINO);//讀取根目錄
else//相對路徑
ip=idup(myproc()->cwd);//讀取當(dāng)前工作目錄

while((path=skipelem(path,name))!=0){
ilock(ip);
if(ip->type!=T_DIR){
iunlockput(ip);
return0;
}
if(nameiparent&&*path==''){//如果是要返回父結(jié)點(diǎn)，并且剩下的路徑已經(jīng)為空，則當(dāng)前結(jié)點(diǎn)就是i結(jié)點(diǎn)直接返回
//Stoponelevelearly.
iunlock(ip);
returnip;
}
if((next=dirlookup(ip,name,0))==0){//查詢下一個目錄
iunlockput(ip);
return0;
}
iunlockput(ip);
ip=next;//當(dāng)前目錄指向下一個，然后while循環(huán)，直到解析到最后
}
if(nameiparent){
iput(ip);
return0;
}
returnip;
}

這個函數(shù)根據(jù)路徑返回 ，比如說路徑 ，如果 有效，則返回文件 的 ，如果 無效，則返回文件 的 。

這個函數(shù)主要是對路徑解析函數(shù) 和查找目錄項(xiàng)函數(shù) 函數(shù)的運(yùn)用，根據(jù)路徑查找文件的步驟大致如下：

• 獲取當(dāng)前目錄的
• 根據(jù) 獲取目錄文件
• 在該目錄文件下根據(jù)文件名查找文件/目錄
• 循環(huán)上述過程直到文件被找到

函數(shù)就是上述過程的實(shí)現(xiàn)，至于這個函數(shù)的具體怎么實(shí)現(xiàn)的，就不詳細(xì)說明了，可以自己舉個例子根據(jù)代碼模擬一下過程就明白了。在模擬的過程中主要注意幾個條件判斷：

• (path = skipelem(path, name)) != 0，當(dāng) 為空字符串的才返回 0，也就是說 skipelem("", name) = 0。path 指向一個空字符串，并不是說 path 本身為空
• if(nameiparent && *path == '')， 為空字符串的時候也就是 "" 的時候 *path = ''。

另外如果是相對路徑的話，當(dāng)前目錄需要從進(jìn)程 中的 屬性中獲取，相關(guān)內(nèi)容后面進(jìn)程再詳述。

本文主要介紹了 文件系統(tǒng) ，目錄，路徑三個層次的設(shè)計(jì)與實(shí)現(xiàn)，應(yīng)該對這三個概念會有個更深刻的認(rèn)識。 是文件的代表，與文件一一對應(yīng)，目錄也是文件，只是其數(shù)據(jù)是其他文件的信息，也就是一個個目錄項(xiàng)。目錄項(xiàng)是其他文件的文件名和相應(yīng)的 編號組合而成。而路徑呢？就是一個個文件名組合在一起的字符串?？梢允褂寐窂浇馕龊瘮?shù)將一個個文件名解析出來，然后根據(jù)一層層目錄中的目錄項(xiàng)從上至下地查找文件。

好啦本文就到這里了，有什么錯誤還請批評指針，也歡迎大家來同我討論交流一起學(xué)習(xí)進(jìn)步。