MIT-6.828-JOS-lab5:File system, Spawn and Shell

Lab 5: File system, Spawn and Shell

tags: mit-6.828 os

---

概述

本lab将实现JOS的文件系统，只要包括如下四部分：

1. 引入一个文件系统进程（FS进程）的特殊进程，该进程提供文件操作的接口。
2. 建立RPC机制，客户端进程向FS进程发送请求，FS进程真正执行文件操作，并将数据返回给客户端进程。
3. 更高级的抽象，引入文件描述符。通过文件描述符这一层抽象就可以将控制台，pipe，普通文件，统统按照文件来对待。（文件描述符和pipe实现原理）
4. 支持从磁盘加载程序并运行。

File system preliminaries

我们将要实现的文件系统会比真正的文件系统要简单，但是能满足基本的创建，读，写，删除文件的功能。但是不支持链接，符号链接，时间戳等特性。

On-Disk File System Structure

JOS的文件系统不使用inodes，所有文件的元数据都被存储在directory entry中。

文件和目录逻辑上都是由一系列数据blocks组成，这些blocks分散在磁盘中，文件系统屏蔽blocks分布的细节，提供一个可以顺序读写文件的接口。JOS文件系统允许用户读目录元数据，这就意味着用户可以扫描目录来像实现ls这种程序，UNIX没有采用这种方式的原因是，这种方式使得应用程序过度依赖目录元数据格式。

Sectors and Blocks

大部分磁盘都是以Sector为粒度进行读写，JOS中Sectors为512字节。文件系统以block为单位分配和使用磁盘。注意区别，sector size是磁盘的属性，block size是操作系统使用磁盘的粒度。JOS的文件系统的block size被定为4096字节。

Superblocks

文件系统使用一些特殊的block保存文件系统属性元数据，比如block size, disk size, 根目录位置等。这些特殊的block叫做superblocks。

我们的文件系统使用一个superblock，位于磁盘的block 1。block 0被用来保存boot loader和分区表。很多文件系统维护多个superblock，这样当一个损坏时，依然可以正常运行。

磁盘结构如下：

Super结构如下：

struct Super {
    uint32_t s_magic;       // Magic number: FS_MAGIC
    uint32_t s_nblocks;     // Total number of blocks on disk
    struct File s_root;     // Root directory node
};

File Meta-data

我们的文件系统使用struct File结构描述文件，该结构包含文件名，大小，类型，保存文件内容的block号。struct File结构的f_direct数组保存前NDIRECT（10）个block号，这样对于10*4096=40KB的文件不需要额外的空间来记录内容block号。对于更大的文件我们分配一个额外的block来保存4096/4=1024 block号。所以我们的文件系统允许文件最多拥有1034个block。File结构如下：

File结构定义在inc/fs.h中：

struct File {
    char f_name[MAXNAMELEN];    // filename
    off_t f_size;           // file size in bytes
    uint32_t f_type;        // file type
    // Block pointers.
    // A block is allocated iff its value is != 0.
    uint32_t f_direct[NDIRECT]; // direct blocks
    uint32_t f_indirect;        // indirect block
    // Pad out to 256 bytes; must do arithmetic in case we're compiling
    // fsformat on a 64-bit machine.
    uint8_t f_pad[256 - MAXNAMELEN - 8 - 4*NDIRECT - 4];
} __attribute__((packed));  // required only on some 64-bit machines

Directories versus Regular Files

File结构既能代表文件也能代表目录，由type字段区分，文件系统以相同的方式管理文件和目录，只是目录文件的内容是一系列File结构，这些File结构描述了在该目录下的文件或者子目录。

超级块中包含一个File结构，代表文件系统的根目录。

The File System

Disk Access

到目前为止内核还没有访问磁盘的能力。JOS不像其他操作系统一样在内核添加磁盘驱动，然后提供系统调用。我们实现一个文件系统进程来作为磁盘驱动。

x86处理器使用EFLAGS寄存器的IOPL为来控制保护模式下代码是否能执行设备IO指令，比如in和out。我们希望文件系统进程能访问IO空间，其他进程不能。

Exercise 1

文件系统进程的type为ENV_TYPE_FS，需要修改env_create()，如果type是ENV_TYPE_FS，需要给该进程IO权限。

在env_create()中添加如下代码：

	if (type == ENV_TYPE_FS) {
		e->env_tf.tf_eflags |= FL_IOPL_MASK;
	}

The Block Cache

我们的文件系统最大支持3GB，文件系统进程保留从0x10000000 (DISKMAP)到0xD0000000 (DISKMAP+DISKMAX)固定3GB的内存空间作为磁盘的缓存。比如block 0被映射到虚拟地址0x10000000，block 1被映射到虚拟地址0x10001000以此类推。

如果将整个磁盘全部读到内存将非常耗时，所以我们将实现按需加载，只有当访问某个bolck对应的内存地址时出现页错误，才将该block从磁盘加载到对应的内存区域，然后重新执行内存访问指令。

Exercise 2

实现bc_pgfault()和flush_block()。

bc_pgfault()是FS进程缺页处理函数，负责将数据从磁盘读取到对应的内存。可以回顾下lab4。

bc_pgfault(struct UTrapframe *utf)
{
	void *addr = (void *) utf->utf_fault_va;
	uint32_t blockno = ((uint32_t)addr - DISKMAP) / BLKSIZE;
	int r;

	// Check that the fault was within the block cache region
	if (addr < (void*)DISKMAP || addr >= (void*)(DISKMAP + DISKSIZE))
		panic("page fault in FS: eip %08x, va %08x, err %04x",
		      utf->utf_eip, addr, utf->utf_err);

	// Sanity check the block number.
	if (super && blockno >= super->s_nblocks)
		panic("reading non-existent block %08x\n", blockno);

	// Allocate a page in the disk map region, read the contents
	// of the block from the disk into that page.
	// Hint: first round addr to page boundary. fs/ide.c has code to read
	// the disk.
	//
	// LAB 5: you code here:
	addr = ROUNDDOWN(addr, PGSIZE);
	sys_page_alloc(0, addr, PTE_W|PTE_U|PTE_P);
	if ((r = ide_read(blockno * BLKSECTS, addr, BLKSECTS)) < 0)
		panic("ide_read: %e", r);

	// Clear the dirty bit for the disk block page since we just read the
	// block from disk
	if ((r = sys_page_map(0, addr, 0, addr, uvpt[PGNUM(addr)] & PTE_SYSCALL)) < 0)
		panic("in bc_pgfault, sys_page_map: %e", r);

	// Check that the block we read was allocated. (exercise for
	// the reader: why do we do this *after* reading the block
	// in?)
	if (bitmap && block_is_free(blockno))
		panic("reading free block %08x\n", blockno);
}

flush_block()将一个block写入磁盘。flush_block()不需要做任何操作，如果block没有在内存或者block没有被写过。可以通过PTE的PTE_D位判断该block有没有被写过。

void
flush_block(void *addr)
{
	uint32_t blockno = ((uint32_t)addr - DISKMAP) / BLKSIZE;
	int r;
	if (addr < (void*)DISKMAP || addr >= (void*)(DISKMAP + DISKSIZE))
		panic("flush_block of bad va %08x", addr);

	// LAB 5: Your code here.
	addr = ROUNDDOWN(addr, PGSIZE);
	if (!va_is_mapped(addr) || !va_is_dirty(addr)) {		//如果addr还没有映射过或者该页载入到内存后还没有被写过，不用做任何事
		return;
	}
	if ((r = ide_write(blockno * BLKSECTS, addr, BLKSECTS)) < 0) {		//写回到磁盘
		panic("in flush_block, ide_write(): %e", r);
	}
	if ((r = sys_page_map(0, addr, 0, addr, uvpt[PGNUM(addr)] & PTE_SYSCALL)) < 0)	//清空PTE_D位
		panic("in bc_pgfault, sys_page_map: %e", r);
}

fs/fs.c中的fs_init()将会初始化super和bitmap全局指针变量。至此对于文件系统进程只要访问虚拟内存[DISKMAP, DISKMAP+DISKMAX]范围中的地址addr，就会访问到磁盘((uint32_t)addr - DISKMAP) / BLKSIZE block中的数据。如果block数据还没复制到内存物理页，bc_pgfault()缺页处理函数会将数据从磁盘拷贝到某个物理页，并且将addr映射到该物理页。这样FS进程只需要访问虚拟地址空间[DISKMAP, DISKMAP+DISKMAX]就能访问磁盘了。

The Block Bitmap

fs_init()中已经初始化了bitmap，我们能通过bitmap访问磁盘的block 1，也就是位数组，每一位代表一个block，1表示该block未被使用，0表示已被使用。我们实现一系列管理函数来管理这个位数组。

Exercise 3

实现fs/fs.c中的alloc_block()，该函数搜索bitmap位数组，返回一个未使用的block，并将其标记为已使用。

alloc_block(void)
{
	// The bitmap consists of one or more blocks.  A single bitmap block
	// contains the in-use bits for BLKBITSIZE blocks.  There are
	// super->s_nblocks blocks in the disk altogether.

	// LAB 5: Your code here.
	uint32_t bmpblock_start = 2;
	for (uint32_t blockno = 0; blockno < super->s_nblocks; blockno++) {
		if (block_is_free(blockno)) {					//搜索free的block
			bitmap[blockno / 32] &= ~(1 << (blockno % 32));		//标记为已使用
			flush_block(diskaddr(bmpblock_start + (blockno / 32) / NINDIRECT));	//将刚刚修改的bitmap block写到磁盘中
			return blockno;
		}
	}

	return -E_NO_DISK;
}

File Operations

fs/fs.c文件提供了一系列函数用于管理File结构，扫描和管理目录文件，解析绝对路径。

基本的文件系统操作：

1. file_block_walk(struct File *f, uint32_t filebno, uint32_t **ppdiskbno, bool alloc)：查找f指向文件结构的第filebno个block的存储地址，保存到ppdiskbno中。如果f->f_indirect还没有分配，且alloc为真，那么将分配要给新的block作为该文件的f->f_indirect。类比页表管理的pgdir_walk()。
2. file_get_block(struct File *f, uint32_t filebno, char **blk)：该函数查找文件第filebno个block对应的虚拟地址addr，将其保存到blk地址处。
3. walk_path(const char *path, struct File **pdir, struct File **pf, char *lastelem)：解析路径path，填充pdir和pf地址处的File结构。比如/aa/bb/cc.c那么pdir指向代表bb目录的File结构，pf指向代表cc.c文件的File结构。又比如/aa/bb/cc.c，但是cc.c此时还不存在，那么pdir依旧指向代表bb目录的File结构，但是pf地址处应该为0，lastelem指向的字符串应该是cc.c。
4. dir_lookup(struct File *dir, const char *name, struct File **file)：该函数查找dir指向的文件内容，寻找File.name为name的File结构，并保存到file地址处。
5. dir_alloc_file(struct File *dir, struct File **file)：在dir目录文件的内容中寻找一个未被使用的File结构，将其地址保存到file的地址处。

文件操作：

1. file_create(const char *path, struct File **pf)：创建path，如果创建成功pf指向新创建的File指针。
2. file_open(const char *path, struct File **pf)：寻找path对应的File结构地址，保存到pf地址处。
3. file_read(struct File *f, void *buf, size_t count, off_t offset)：从文件f中的offset字节处读取count字节到buf处。
4. file_write(struct File *f, const void *buf, size_t count, off_t offset)：将buf处的count字节写到文件f的offset开始的位置。

Exercise 4

实现file_block_walk()和file_get_block()。

file_block_walk():

static int
file_block_walk(struct File *f, uint32_t filebno, uint32_t **ppdiskbno, bool alloc)
{
    // LAB 5: Your code here.
	int bn;
	uint32_t *indirects;
	if (filebno >= NDIRECT + NINDIRECT)
		return -E_INVAL;

	if (filebno < NDIRECT) {
		*ppdiskbno = &(f->f_direct[filebno]);
	} else {
		if (f->f_indirect) {
			indirects = diskaddr(f->f_indirect);
			*ppdiskbno = &(indirects[filebno - NDIRECT]);
		} else {
			if (!alloc)
				return -E_NOT_FOUND;
			if ((bn = alloc_block()) < 0)
				return bn;
			f->f_indirect = bn;
			flush_block(diskaddr(bn));
			indirects = diskaddr(bn);
			*ppdiskbno = &(indirects[filebno - NDIRECT]);
		}
	}

	return 0;
}

file_get_block():

 int
file_get_block(struct File *f, uint32_t filebno, char **blk)
{
       // LAB 5: Your code here.
       	int r;
	   	uint32_t *pdiskbno;
	   	if ((r = file_block_walk(f, filebno, &pdiskbno, true)) < 0) {
		  	return r;
	   	}

		int bn;
		if (*pdiskbno == 0) {			//此时*pdiskbno保存着文件f第filebno块block的索引
			if ((bn = alloc_block()) < 0) {
				return bn;
			}
			*pdiskbno = bn;
			flush_block(diskaddr(bn));
		}
		*blk = diskaddr(*pdiskbno);
	   	return 0;
}

踩坑记录

包括后面的Exercise 10都遇到相同的问题。

写完Exercise4后执行make grade，无法通过测试，提示"file_get_block returned wrong data"。在实验目录下搜索该字符串，发现是在fs/test.c文件中，

    if ((r = file_open("/newmotd", &f)) < 0)
        panic("file_open /newmotd: %e", r);
    if ((r = file_get_block(f, 0, &blk)) < 0)
        panic("file_get_block: %e", r);
    if (strcmp(blk, msg) != 0)
        panic("file_get_block returned wrong data");

也就是说只有当blk和msg指向的字符串不一样时才会报这个错，msg定义在fs/test.c中static char *msg = "This is the NEW message of the day!\n\n"。blk指向/newmotd文件的开头。/newmotd文件在fs/newmotd中，打开后发现内容也是"This is the NEW message of the day!"。照理来说应该没有问题啊。但是通过xxd fs/newmotd指令查看文件二进制发现如下:

1. 00000000: 5468 6973 2069 7320 7468 6520 4e45 5720  This is the NEW
2. 00000010: 6d65 7373 6167 6520 6f66 2074 6865 2064  message of the d
3. 00000020: 6179 210d 0a0d 0a                        ay!....

最后的两个换行符是0d0a 0d0a，也就是\r\n\r\n。但是msg中末尾却是\n\n。\r\n应该是windows上的换行符，不知道为什么fs/newmotd中的换行符居然是windows上的换行符。找到问题了所在，我们用vim打开fs/newmotd，然后使用命令set ff=unix，保存退出。现在再用xxd fs/newmotd指令查看文件二进制发现，换行符已经变成了\n（0x0a）。这样就可以通过该实验了。在Exercise 10中同样需要将fs文件夹下的lorem，script，testshell.sh文件中的换行符转成UNIX下的。

The file system interface

到目前为止，文件系统进程已经能提供各种操作文件的功能了，但是其他用户进程不能直接调用这些函数。我们通过进程间函数调用(RPC)对其它进程提供文件系统服务。RPC机制原理如下：

      Regular env           FS env
   +---------------+   +---------------+
   |      read     |   |   file_read   |
   |   (lib/fd.c)  |   |   (fs/fs.c)   |
...|.......|.......|...|.......^.......|...............
   |       v       |   |       |       | RPC mechanism
   |  devfile_read |   |  serve_read   |
   |  (lib/file.c) |   |  (fs/serv.c)  |
   |       |       |   |       ^       |
   |       v       |   |       |       |
   |     fsipc     |   |     serve     |
   |  (lib/file.c) |   |  (fs/serv.c)  |
   |       |       |   |       ^       |
   |       v       |   |       |       |
   |   ipc_send    |   |   ipc_recv    |
   |       |       |   |       ^       |
   +-------|-------+   +-------|-------+
           |                   |
           +-------------------+

本质上RPC还是借助IPC机制实现的，普通进程通过IPC向FS进程间发送具体操作和操作数据，然后FS进程执行文件操作，最后又将结果通过IPC返回给普通进程。从上图中可以看到客户端的代码在lib/fd.c和lib/file.c两个文件中。服务端的代码在fs/fs.c和fs/serv.c两个文件中。

相关数据结构之间的关系可用下图来表示：

文件系统服务端代码在fs/serv.c中，serve()中有一个无限循环，接收IPC请求，将对应的请求分配到对应的处理函数，然后将结果通过IPC发送回去。

对于客户端来说：发送一个32位的值作为请求类型，发送一个Fsipc结构作为请求参数，该数据结构通过IPC的页共享发给FS进程，在FS进程可以通过访问fsreq(0x0ffff000)来访问客户进程发来的Fsipc结构。

对于服务端来说：FS进程返回一个32位的值作为返回码，对于FSREQ_READ和FSREQ_STAT这两种请求类型，还额外通过IPC返回一些数据。

Exercise 5

实现fs/serv.c中的serve_read()。这是服务端也就是FS进程中的函数。直接调用更底层的fs/fs.c中的函数来实现。

int
serve_read(envid_t envid, union Fsipc *ipc)
{
	struct Fsreq_read *req = &ipc->read;
	struct Fsret_read *ret = &ipc->readRet;

	if (debug)
		cprintf("serve_read %08x %08x %08x\n", envid, req->req_fileid, req->req_n);

	// Lab 5: Your code here:
	struct OpenFile *o;
	int r;
	r = openfile_lookup(envid, req->req_fileid, &o);
	if (r < 0)		//通过fileid找到Openfile结构
		return r;
	if ((r = file_read(o->o_file, ret->ret_buf, req->req_n, o->o_fd->fd_offset)) < 0)	//调用fs.c中函数进行真正的读操作
		return r;
	o->o_fd->fd_offset += r;

	return r;
}

Exercise 6

实现fs/serv.c中的serve_write()和lib/file.c中的devfile_write()。

serve_write():

int
serve_write(envid_t envid, struct Fsreq_write *req)
{
	if (debug)
		cprintf("serve_write %08x %08x %08x\n", envid, req->req_fileid, req->req_n);

	// LAB 5: Your code here.
	struct OpenFile *o;
	int r;
	if ((r = openfile_lookup(envid, req->req_fileid, &o)) < 0) {
		return r;
	}
	int total = 0;
	while (1) {
		r = file_write(o->o_file, req->req_buf, req->req_n, o->o_fd->fd_offset);
		if (r < 0) return r;
		total += r;
		o->o_fd->fd_offset += r;
		if (req->req_n <= total)
			break;
	}
	return total;
}

devfile_write():客户端进程函数，包装一下参数，直接调用fsipc()将参数发送给FS进程处理。

static ssize_t
devfile_write(struct Fd *fd, const void *buf, size_t n)
{
	// Make an FSREQ_WRITE request to the file system server.  Be
	// careful: fsipcbuf.write.req_buf is only so large, but
	// remember that write is always allowed to write *fewer*
	// bytes than requested.
	// LAB 5: Your code here
	int r;
	fsipcbuf.write.req_fileid = fd->fd_file.id;
	fsipcbuf.write.req_n = n;
	memmove(fsipcbuf.write.req_buf, buf, n);
	return fsipc(FSREQ_WRITE, NULL);
}

库函数open()实现

以打开一个文件为例，看下整体过程，read(), write()类似。open()在linux中也要实现定义在头文件<fcntl.h>中，原型如下:

int open(const char *pathname, int flags);

在JOS中open()实现在lib/file.c中，

int
open(const char *path, int mode)
{
    // Find an unused file descriptor page using fd_alloc.
    // Then send a file-open request to the file server.
    // Include 'path' and 'omode' in request,
    // and map the returned file descriptor page
    // at the appropriate fd address.
    // FSREQ_OPEN returns 0 on success, < 0 on failure.
    //
    // (fd_alloc does not allocate a page, it just returns an
    // unused fd address. Do you need to allocate a page?)
    //
    // Return the file descriptor index.
    // If any step after fd_alloc fails, use fd_close to free the
    // file descriptor.
    int r;
    struct Fd *fd;
    if (strlen(path) >= MAXPATHLEN)         //文件名不能超过指定长度
        return -E_BAD_PATH;
    if ((r = fd_alloc(&fd)) < 0)            //搜索当前进程未被分配的文件描述符
        return r;
    strcpy(fsipcbuf.open.req_path, path);
    fsipcbuf.open.req_omode = mode;
    if ((r = fsipc(FSREQ_OPEN, fd)) < 0) {  //通过fsipc()向FS进程发起RPC调用
        fd_close(fd, 0);
        return r;
    }
    return fd2num(fd);
}

static int
fsipc(unsigned type, void *dstva)       //type, fsipcbuf是发送给fs进程的数据。dstava和fsipc()的返回值是从fs进程接收的值
{
    static envid_t fsenv;
    if (fsenv == 0)
        fsenv = ipc_find_env(ENV_TYPE_FS);
    static_assert(sizeof(fsipcbuf) == PGSIZE);

    ipc_send(fsenv, type, &fsipcbuf, PTE_P | PTE_W | PTE_U);  //向FS进程发送数据
    return ipc_recv(NULL, dstva, NULL);         //接收FS进程发送回来的数据
}

其中fd_alloc()定义在lib/fd.c中，

int
fd_alloc(struct Fd **fd_store)
{
    int i;
    struct Fd *fd;
    for (i = 0; i < MAXFD; i++) {   //从当前最小的未分配描述符开始
        fd = INDEX2FD(i);
        if ((uvpd[PDX(fd)] & PTE_P) == 0 || (uvpt[PGNUM(fd)] & PTE_P) == 0) {
            *fd_store = fd;
            return 0;
        }
    }
    *fd_store = 0;
    return -E_MAX_OPEN;
}

每个进程从虚拟地址0xD0000000开始，每一页对应一个Fd结构，也就是说文件描述符0对应的Fd结构地址为0xD0000000，文件描述符1对应的Fd描述符结构地址为0xD0000000+PGSIZE（被定义为4096），以此类推，。可以通过检查某个Fd结构的虚拟地址是否已经分配，来判断这个文件描述符是否被分配。如果一个文件描述符被分配了，那么该文件描述符对应的Fd结构开始的一页将被映射到和FS进程相同的物理地址处。

FS进程收到FSREQ_OPEN请求后，将调用serve_open()，该函数定义在fs/serv.c中。

int
serve_open(envid_t envid, struct Fsreq_open *req,
     void **pg_store, int *perm_store)
{
    char path[MAXPATHLEN];
    struct File *f;
    int fileid;
    int r;
    struct OpenFile *o;
    if (debug)
        cprintf("serve_open %08x %s 0x%x\n", envid, req->req_path, req->req_omode);
    // Copy in the path, making sure it's null-terminated
    memmove(path, req->req_path, MAXPATHLEN);
    path[MAXPATHLEN-1] = 0;
    // Find an open file ID
    if ((r = openfile_alloc(&o)) < 0) {                 //从opentab数组中分配一个OpenFile结构
        if (debug)
            cprintf("openfile_alloc failed: %e", r);
        return r;
    }
    fileid = r;
    // Open the file
    if (req->req_omode & O_CREAT) {
        if ((r = file_create(path, &f)) < 0) {          //根据path分配一个File结构
            if (!(req->req_omode & O_EXCL) && r == -E_FILE_EXISTS)
                goto try_open;
            if (debug)
                cprintf("file_create failed: %e", r);
            return r;
        }
    } else {
try_open:
        if ((r = file_open(path, &f)) < 0) {
            if (debug)
                cprintf("file_open failed: %e", r);
            return r;
        }
    }
    // Truncate
    if (req->req_omode & O_TRUNC) {
        if ((r = file_set_size(f, 0)) < 0) {
            if (debug)
                cprintf("file_set_size failed: %e", r);
            return r;
        }
    }
    if ((r = file_open(path, &f)) < 0) {
        if (debug)
            cprintf("file_open failed: %e", r);
        return r;
    }
    // Save the file pointer
    o->o_file = f;                                      //保存File结构到OpenFile结构
    // Fill out the Fd structure
    o->o_fd->fd_file.id = o->o_fileid;
    o->o_fd->fd_omode = req->req_omode & O_ACCMODE;
    o->o_fd->fd_dev_id = devfile.dev_id;
    o->o_mode = req->req_omode;
    if (debug)
        cprintf("sending success, page %08x\n", (uintptr_t) o->o_fd);
    // Share the FD page with the caller by setting *pg_store,
    // store its permission in *perm_store
    *pg_store = o->o_fd;
    *perm_store = PTE_P|PTE_U|PTE_W|PTE_SHARE;
    return 0;
}

该函数首先从opentab这个OpenFile数组中寻找一个未被使用的OpenFile结构，上图中假设找到数据第一个OpenFile结构就是未使用的。如果open()中参数mode设置了O_CREAT选项，那么会调用fs/fs.c中的file_create()根据路径创建一个新的File结构，并保存到OpenFile结构的o_file字段中。

结束后，serve()会将OpenFile结构对应的Fd起始地址发送个客户端进程，所以客户进程从open()返回后，新分配的Fd和FS进程Fd共享相同的物理页。

Spawning Processes

lib/spawn.c中的spawn()创建一个新的进程，从文件系统加载用户程序，然后启动该进程来运行这个程序。spawn()就像UNIX中的fork()后面马上跟着exec()。

spawn(const char *prog, const char **argv)做如下一系列动作：

1. 从文件系统打开prog程序文件
2. 调用系统调用sys_exofork()创建一个新的Env结构
3. 调用系统调用sys_env_set_trapframe()，设置新的Env结构的Trapframe字段（该字段包含寄存器信息）。
4. 根据ELF文件中program herder，将用户程序以Segment读入内存，并映射到指定的线性地址处。
5. 调用系统调用sys_env_set_status()设置新的Env结构状态为ENV_RUNNABLE。

Exercise 7

实现sys_env_set_trapframe()系统调用。

static int
sys_env_set_trapframe(envid_t envid, struct Trapframe *tf)
{
	// LAB 5: Your code here.
	// Remember to check whether the user has supplied us with a good
	// address!
	int r;
	struct Env *e;
	if ((r = envid2env(envid, &e, 1)) < 0) {
		return r;
	}
	tf->tf_eflags = FL_IF;
	tf->tf_eflags &= ~FL_IOPL_MASK;			//普通进程不能有IO权限
	tf->tf_cs = GD_UT | 3;
	e->env_tf = *tf;
	return 0;
}

Sharing library state across fork and spawn

UNIX文件描述符是一个大的概念，包含pipe，控制台I/O。在JOS中每种设备对应一个struct Dev结构，该结构包含函数指针，指向真正实现读写操作的函数。

lib/fd.c文件实现了UNIX文件描述符接口，但大部分函数都是简单对struct Dev结构指向的函数的包装。

我们希望共享文件描述符，JOS中定义PTE新的标志位PTE_SHARE，如果有个页表条目的PTE_SHARE标志位为1，那么这个PTE在fork()和spawn()中将被直接拷贝到子进程页表，从而让父进程和子进程共享相同的页映射关系，从而达到父子进程共享文件描述符的目的。

Exercise 8

修改lib/fork.c中的duppage()，使之正确处理有PTE_SHARE标志的页表条目。同时实现lib/spawn.c中的copy_shared_pages()。

static int
duppage(envid_t envid, unsigned pn)
{
	int r;

	// LAB 4: Your code here.
	void *addr = (void*) (pn * PGSIZE);
	if (uvpt[pn] & PTE_SHARE) {
		sys_page_map(0, addr, envid, addr, PTE_SYSCALL);		//对于标识为PTE_SHARE的页，拷贝映射关系，并且两个进程都有读写权限
	} else if ((uvpt[pn] & PTE_W) || (uvpt[pn] & PTE_COW)) { //对于UTOP以下的可写的或者写时拷贝的页，拷贝映射关系的同时，需要同时标记当前进程和子进程的页表项为PTE_COW
		if ((r = sys_page_map(0, addr, envid, addr, PTE_COW|PTE_U|PTE_P)) < 0)
			panic("sys_page_map：%e", r);
		if ((r = sys_page_map(0, addr, 0, addr, PTE_COW|PTE_U|PTE_P)) < 0)
			panic("sys_page_map：%e", r);
	} else {
		sys_page_map(0, addr, envid, addr, PTE_U|PTE_P);	//对于只读的页，只需要拷贝映射关系即可
	}
	return 0;
}

copy_shared_pages()

static int
copy_shared_pages(envid_t child)
{
	// LAB 5: Your code here.
	uintptr_t addr;
	for (addr = 0; addr < UTOP; addr += PGSIZE) {
		if ((uvpd[PDX(addr)] & PTE_P) && (uvpt[PGNUM(addr)] & PTE_P) &&
				(uvpt[PGNUM(addr)] & PTE_U) && (uvpt[PGNUM(addr)] & PTE_SHARE)) {
            sys_page_map(0, (void*)addr, child, (void*)addr, (uvpt[PGNUM(addr)] & PTE_SYSCALL));
        }
	}
	return 0;
}

The Shell

运行make run-icode，将会执行user/icode，user/icode又会执行inti，然后会spawn sh。然后就能运行如下指令：

	echo hello world | cat
	cat lorem |cat
	cat lorem |num
	cat lorem |num |num |num |num |num
	lsfd

Exercise 10

目前shell还不支持IO重定向，修改user/sh.c，增加IO该功能。

runcmd(char* s) {
            ...
			if ((fd = open(t, O_RDONLY)) < 0) {
				cprintf("open %s for write: %e", t, fd);
				exit();
			}
			if (fd != 0) {
				dup(fd, 0);
				close(fd);
			}
			...
}

总结回顾

1. 构建文件系统：
   1. 引入一个文件系统进程的特殊进程，该进程提供文件操作的接口。具体实现在fs/bc.c，fs/fs.c，fs/serv.c中。
   2. 建立RPC机制，客户端进程向FS进程发送请求，FS进程真正执行文件操作。客户端进程的实现在lib/file.c，lib/fd.c中。客户端进程和FS进程交互可总结为下图：
   3. 更高级的抽象，引入文件描述符。通过文件描述符这一层抽象就可以将控制台，pipe，普通文件，统统按照文件来对待。文件描述符和pipe的原理总结如下：
2. 支持从磁盘加载程序并运行。实现spawn()，该函数创建一个新的进程，并从磁盘加载程序运行，类似UNIX中的fork()后执行exec()。

具体代码在：https://github.com/gatsbyd/mit_6.828_jos

如有错误，欢迎指正(^_)：

15313676365