文件系統(tǒng)

本文繼續(xù)來(lái)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(pán)、緩存區(qū)、日志三個(gè)部分在前文已經(jīng)說(shuō)了，本文接著講述 ，目錄，路徑三個(gè)層次。

這部分的理論知識(shí)可以參考文章：捋一捋文件系統(tǒng)。本文直接來(lái)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(lái)系統(tǒng)的看看 xv6 文件系統(tǒng)的布局圖：

這個(gè)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(lái)看日志區(qū)應(yīng)該是位于超級(jí)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(gè)版本的 源碼和文檔，源碼是日志區(qū)都是安排在超級(jí)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(guò)這不是重點(diǎn)，不影響咱們理解，不管位于哪兒，在超級(jí)塊中做相應(yīng)修改就行。

引導(dǎo)塊、超級(jí)塊

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

第 1 塊是超級(jí)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(gè)日志塊塊號(hào)
uintinodestart;//Blocknumberoffirstinodeblock//第一個(gè)i結(jié)點(diǎn)所在塊號(hào)
uintbmapstart;//Blocknumberoffirstfreemapblock//第一個(gè)位圖塊塊號(hào)
};

可以看出超級(jí)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(gè)部分從哪開(kāi)始，到哪結(jié)束都是可以明確計(jì)算出來(lái)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(jí)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(jí)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(lái)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(lái)管理，但位圖管理的區(qū)域不止數(shù)據(jù)區(qū)，而是整個(gè)文件系統(tǒng)。有關(guān)位圖的宏定義如下：

//Bitmapbitsperblock每個(gè)塊能有多少個(gè)bit
#defineBPB(BSIZE*8)
//Blockoffreemapcontainingbitforblockb塊b在哪個(gè)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(hào)
}
}
brelse(bp);//釋放鎖
}
panic("balloc:outofblocks");
}

staticvoidbfree(intdev,uintb)//釋放一個(gè)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(jiǎn)單的位運(yùn)算，有詳細(xì)的注釋?zhuān)筒徽f(shuō)明了，釋放一個(gè)數(shù)據(jù)塊的操作就是分配的逆操作，也不再贅述。

inode

磁盤(pán)上的 dinode

緊接著超級(jí)塊后面的區(qū)域是 區(qū)域， 定義的 共有 200 個(gè)，每個(gè)磁盤(pán)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(lèi)型，在 里面就只有三種類(lèi)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(shí)候我們會(huì)看到， 系統(tǒng)調(diào)用會(huì)創(chuàng)建一個(gè)新目錄項(xiàng)并且增加一個(gè)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(huà)，則會(huì)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(lái)區(qū)分設(shè)備，同一類(lèi)設(shè)備有著相同的 ， 又表示該類(lèi)設(shè)備中具體的某設(shè)備。后面我們會(huì)看到如果文件類(lèi)型為設(shè)備，則讀寫(xiě)的時(shí)候會(huì)根據(jù) 調(diào)用相應(yīng)設(shè)備的讀寫(xiě)程序。

每個(gè) 有 11 個(gè)一級(jí)指針，一個(gè)間接指針，用來(lái)指向數(shù)據(jù)塊。這些都是可以改變的， 有個(gè)關(guān)于支持大文件的實(shí)現(xiàn)就是要增加一個(gè)間接索引來(lái)實(shí)現(xiàn)。

inode 緩存

磁盤(pán)上的 在內(nèi)存中也有相應(yīng)的緩存：

struct{
structspinlocklock;
structinodeinode[NINODE];
}icache;//磁盤(pán)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(hào)
uintinum;//Inodenumberinode號(hào)
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(pán)上的 多了幾個(gè)屬性，首先是設(shè)備號(hào)， 里面一切皆文件，設(shè)備也是文件，所以設(shè)備號(hào)來(lái)表示什么設(shè)備。但是 xv6 沒(méi)這么復(fù)雜，這里主要就是來(lái)區(qū)分磁盤(pán)的主盤(pán)和從盤(pán)。時(shí)為從盤(pán)， 時(shí)為主盤(pán)，這個(gè)值在讀寫(xiě)磁盤(pán)的時(shí)候用到，用它來(lái)設(shè)置磁盤(pán)的 device 寄存器來(lái)指定主盤(pán)從盤(pán)。詳見(jiàn)：帶你了解磁盤(pán)驅(qū)動(dòng)程序

表示引用數(shù)，這個(gè)要與 鏈接數(shù)作區(qū)別，目前可以暫且理解為 為磁盤(pán)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(shí)候再作詳細(xì)講解。

表示是否有效，跟磁盤(pán)那里緩存塊中的數(shù)據(jù)是否有效一個(gè)意思，如果緩存中的數(shù)據(jù)是從磁盤(pán)中讀取過(guò)來(lái)的，則有效。通常無(wú)效是因?yàn)?剛分配，所以里面的數(shù)據(jù)無(wú)效。

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

分配 inode

對(duì)于磁盤(pán)上的 ， 并沒(méi)有什么組織管理結(jié)構(gòu)，分配空閑 的方法就是簡(jiǎn)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(gè)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?xún)?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(lái)看看下面兩個(gè)宏定義， 表示一個(gè)塊中能有幾個(gè) ， 表示第 個(gè) 在第幾塊。

分配數(shù)據(jù)塊的時(shí)候有位圖來(lái)組織管理，所以分配數(shù)據(jù)塊的時(shí)候就“從頭至尾”的查詢(xún)空閑位，而 沒(méi)有組織管理的機(jī)制，所以就直接從頭至尾的查詢(xún) 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(gè) 類(lèi)型的文件。

分配了該 需要在磁盤(pán)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(pán)上去，所以直接調(diào)用 將該 所在的緩存塊同步到磁盤(pán)。當(dāng)然并未真正地直接寫(xiě)到磁盤(pán)了，只是在將該緩存數(shù)據(jù)標(biāo)記為臟，關(guān)于日志，讀寫(xiě)磁盤(pán)的操作本文不贅述了，可以參考前文：如何實(shí)現(xiàn)一個(gè)簡(jiǎn)單的日志系統(tǒng)

回到分配 的函數(shù)上來(lái)，磁盤(pán)上的 已分配，得到了 號(hào)，但是文件系統(tǒng)實(shí)際工作的時(shí)候使用的是內(nèi)存中的 緩存，所以調(diào)用 來(lái)分配(獲取)一個(gè)內(nèi)存中的 來(lái)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(méi)有緩存，分配一個(gè)空閑inodeempty
//根據(jù)參數(shù)，初始化該空閑inode，還沒(méi)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(pán)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(méi)有緩存則分配一個(gè)空閑的 ，根據(jù)參數(shù)初始化 ，因?yàn)闆](méi)有實(shí)際讀入 的數(shù)據(jù)，所以 的 屬性置 0 表示無(wú)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(cuò)誤的
panic("ilock");

acquiresleep(&ip->lock);//上鎖

if(ip->valid==0){//有效位為0，從磁盤(pán)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(shí)候并未從磁盤(pán)中 讀入數(shù)據(jù)，只是將 的 置 0 表示數(shù)據(jù)無(wú)效，正式讀入 數(shù)據(jù)在這加鎖的時(shí)候進(jìn)行。

對(duì)緩存中 的修改需要同步到磁盤(pán)上的 ：

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

bp=bread(ip->dev,IBLOCK(ip->inum,sb));//讀取磁盤(pán)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(gè)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(pán)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(lái)指向數(shù)據(jù)塊

staticuintbmap(structinode*ip,uintbn)//給i結(jié)點(diǎn)第bn個(gè)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(gè)索引指向的塊還未分配，則分配，否則返回塊號(hào)
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(jí)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(hào)
}

panic("bmap:outofrange");
}

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

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(jí)索引塊
a=(uint*)bp->data;
for(j=0;j//釋放一級(jí)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(jí)索引塊
ip->addrs[NDIRECT]=0;
}

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

，截?cái)?，不知怎樣翻譯，但這個(gè)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(gè)個(gè)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(wú)效?；旧暇团c 做相反的工作。

讀寫(xiě)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(kāi)始讀取的位置超過(guò)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(kāi)始的n字節(jié)超過(guò)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(kāi)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(lái)讀取數(shù)據(jù)，從 ip 指向的文件中，從 開(kāi)始讀，讀取 字節(jié)到 中去。

如果 指向的文件類(lèi)型是設(shè)備，那么讀取數(shù)據(jù)要使用專(zhuān)門(mén)的讀取方式，比如說(shuō)控制臺(tái)有著自己專(zhuān)門(mén)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(shuō)磁盤(pán)上的文件的讀寫(xiě)。

緊接著判斷了一下參數(shù)的合理性，比如 不應(yīng)超過(guò)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(guò)了文件末尾，那么最多只能讀取 個(gè)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(gè)塊數(shù)是相對(duì)于該文件開(kāi)頭的塊號(hào)，調(diào)用 獲取 所在的絕對(duì)塊號(hào)。拿到 所在數(shù)據(jù)塊的絕對(duì)塊號(hào)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(dòng)數(shù)據(jù)了。但是每次讀取的數(shù)據(jù)有上限，不能超過(guò) ，這是還需要讀取的字節(jié)數(shù)，不能超過(guò) ，這是每次最多能夠讀取的字節(jié)數(shù)。不能超過(guò)這兩者，所以?xún)烧咧腥≥^小值。

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

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?xiě)數(shù)據(jù)，該文件會(huì)變大， 是文件的代表與文件一一對(duì)應(yīng)，需要更新 的 size 屬性，然后再調(diào)用 將 同步到磁盤(pán)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(gè)個(gè)目錄項(xiàng)，其主要屬性有文件名， 編號(hào)。

是一個(gè)文件的代言人，一個(gè)文件與一個(gè) 一一對(duì)應(yīng)，但是 的屬性里面并沒(méi)有文件名。文件名這個(gè)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(lái)。

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(hào)。

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(gè)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(hào)
returniget(dp->dev,inum);//或取該inode
}
}

return0;
}

這個(gè)函數(shù)用來(lái)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(guò)程，具體的查找方式就是一個(gè)個(gè)的比對(duì)目錄項(xiàng)的名稱(chēng)和要查找的文件名是否相同，如果相同，則找到，反之說(shuō)明該目錄下并沒(méi)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(gè)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(hào)
if(writei(dp,(char*)&de,off,sizeof(de))!=sizeof(de))//將該目錄項(xiàng)寫(xiě)進(jìn)dp指向的目錄文件中
panic("dirlink");

return0;
}

此函數(shù)用來(lái)在 指向的目錄文件中添加一個(gè)目錄項(xiàng)，通常是創(chuàng)建了一個(gè)新文件，需要在該目錄下添加這個(gè)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(gè)空閑目錄項(xiàng)位置，將新文件的 和文件名寫(xiě)進(jìn)去。

路徑

路徑，何為路徑，比如常見(jiàn)的 ，仔細(xì)觀(guān)察，會(huì)發(fā)現(xiàn)，路徑實(shí)則是一個(gè)個(gè)文件名組成的，這個(gè)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(kāi)頭表示絕對(duì)路徑， 這種不以 '/' 開(kāi)頭的表示相對(duì)路徑。這兩種路徑大家應(yīng)該都很熟悉了，不再多做解釋?zhuān)蛘呖梢詤⒖嘉恼?a target="_blank">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(shí)。

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

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

while(*path=='/')//跳過(guò)'/'
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(zhǎng)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(guò)'/'
path++;
returnpath;//返回剩下的路徑
}

調(diào)用一次解析一個(gè)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(lái)說(shuō)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(duì)路徑
ip=iget(ROOTDEV,ROOTINO);//讀取根目錄
else//相對(duì)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(xún)下一個(gè)目錄
iunlockput(ip);
return0;
}
iunlockput(ip);
ip=next;//當(dāng)前目錄指向下一個(gè)，然后while循環(huán)，直到解析到最后
}
if(nameiparent){
iput(ip);
return0;
}
returnip;
}

這個(gè)函數(shù)根據(jù)路徑返回 ，比如說(shuō)路徑 ，如果 有效，則返回文件 的 ，如果 無(wú)效，則返回文件 的 。

這個(gè)函數(shù)主要是對(duì)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(guò)程直到文件被找到

函數(shù)就是上述過(guò)程的實(shí)現(xiàn)，至于這個(gè)函數(shù)的具體怎么實(shí)現(xiàn)的，就不詳細(xì)說(shuō)明了，可以自己舉個(gè)例子根據(jù)代碼模擬一下過(guò)程就明白了。在模擬的過(guò)程中主要注意幾個(gè)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(shuō) skipelem("", name) = 0。path 指向一個(gè)空字符串，并不是說(shuō) path 本身為空
• if(nameiparent && *path == '')， 為空字符串的時(shí)候也就是 "" 的時(shí)候 *path = ''。

另外如果是相對(duì)路徑的話(huà)，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(gè)層次的設(shè)計(jì)與實(shí)現(xiàn)，應(yīng)該對(duì)這三個(gè)概念會(huì)有個(gè)更深刻的認(rèn)識(shí)。 是文件的代表，與文件一一對(duì)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(gè)個(gè)目錄項(xiàng)。目錄項(xiàng)是其他文件的文件名和相應(yīng)的 編號(hào)組合而成。而路徑呢？就是一個(gè)個(gè)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(gè)個(gè)文件名解析出來(lái)，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(cuò)誤還請(qǐng)批評(píng)指針，也歡迎大家來(lái)同我討論交流一起學(xué)習(xí)進(jìn)步。