1. 思考题

使用kseg0去读写设备，会导致读取的数据可能不正确。因为kseg0段使用cache来访存，当CPU访问一个物理地址时，会先检查该地址所在块是否在cache中，如果在那么直接从cache中进行读或写，如果不在那么申请一块并从内存中读取该块的内容到cache中，并重新访问。这样做之所以可行是因为对cache中的块的数据进行操作等效于对内存直接操作。但是如果外设对内存的操作不会引起cache的变化，如果外设对内存中的数据进行了修改，那么cache中对应块没有随之修改，这就会导致cache中的块的数据和内存中块数据不一致，导致CPU访问的时候读取到了错误的数据。同理CPU的写入也会先写进cache，之后再回写到内存中，这样会导致外设有可能读不到CPU写入的数据。

一个磁盘块的大小是4KB，也就是4096字节；而一个文件控制块FCB的大小固定为256字节，因此一个磁盘块中最多能存储16个文件控制块。一个目录最多拥有1024个磁盘块，因此最多能有16384个文件。我们文件系统支持单个文件最多拥有1024个磁盘块，也就是4MB。

缓冲区的范围是 [DISKMAP, DISKMAP + DISKMAX]，因此其大小为 DISKMAX = 0x40000000，也就是 1GB

fs/serv.h 中的宏定义如下：

其中较为重要的宏定义有：
PTE_DIRTY，磁盘块的脏位，标志磁盘块是否被写过。
SECT_SIZE，512Bytes，一个扇区的大小。
DISKMAP, DISKMAX，文件系统服务进程中磁盘块的起始虚拟地址和最大大小。

user/include/fs.h中宏定义如下：

其中较为重要的宏定义有：
MAXNAMELEN，文件名的最大长度。
MAXPATHLEN，文件结构的最长路径。
NDIRECT，文件控制块中直接记录磁盘块的数量。
NINDIRECT，文件控制块中间接记录磁盘块的数量。
MAXFILESIZE，文件的最大大小。
FILE_STRUCT_SIZE，文件控制块的大小。
struct File，文件控制块结构体的定义。

fork 之后，父子进程会共享文件描述符和定位指针。

#include <lib.h>

int main() {
	int r;
	int fdnum;
	char buf[512];
	int n;

	if ((r = open("/newmotd", O_RDWR)) < 0) {
		user_panic("wrong when open /newmotd: %d", r);
	}
	fdnum = r;
	debugf("fdnum == %d\n", fdnum); // 拿到fdnum号
	if ((n = read(fdnum, buf, 5)) < 0) {
		user_panic("wrong when read /newmotd: %d", r);
	} // 读5个字符
	debugf("read: %s\n", buf);
    struct Fd *fdd;
    fd_lookup(r, &fdd);
	debugf("fd == %x\n", fdd); // fdd的值
    debugf("now offset == %d\n",fdd->fd_offset); // 偏移量
    int id;
    if ((id = fork()) == 0) {
        if ((n = read(fdnum, buf, 5)) < 0) {
            user_panic("child: wrong when read /newmotd: %d", r);
        }
		debugf("child read: %s\n", buf);
        struct Fd *fdd;
        fd_lookup(r, &fdd);
		debugf("child: fd == %x\n", fdd);
        debugf("child: now offset == %d\n",fdd->fd_offset);
    }
    else {
        if((n = read(fdnum, buf, 5)) < 0) {
            user_panic("father: wrong when read /newmotd: %d", r);
        }
		debugf("father read: %s\n", buf);
        struct Fd *fdd;
        fd_lookup(r, &fdd);
		debugf("father: fd == %x\n", fdd);
        debugf("father: now offset == %d\n",fdd->fd_offset);
    }
}

三个结构体的定义如下图：

f_name：文件名
f_size：文件大小
f_type：文件类型（文件或目录）
f_direct：文件直接对应的磁盘块号
f_indirect：文件简介对应的磁盘块号
f_dir：文件所在目录的文件控制块
f_pad：填充
该结构体会在存储文件信息的时候用到，在查找文件结构、访存文件信息的时候会用到，是磁盘上的物理实体。

fd_dev_id：访问的外设的编号，对应磁盘、控制台、管道。
fd_offset：在访存文件数据的时候，从多少偏移的位置开始访存。
fd_omode：openmode，文件的打开方式。
该结构体是一个内存中的数据，不是磁盘中的实体，记录文件的打开信息。

f_fd：struct Fd 类型的对象，可以通过强制类型转换来解释内存中的内容。
f_fileid：文件的id，用于查找Open数组。
f_file：struct File 类型的对象，存储访问文件的文件控制块。
该结构体也是一个内存中的数据，不是磁盘中的实体，跟 struct Fd 共享存储空间。

实线黑三角箭头是同步消息，消息发出者需要在消息发出后等待接收者的回信，之后才继续运行。实线折线是异步消息，消息发出后发出者无需等待，可以直接继续运行。
虚线是返回消息，用来唤醒等待的同步消息发出线程。
操作系统通过进程间通信 IPC 机制来实现通信。消息接收者如果没有收到发送者的消息，会一直让出CPU控制权，直到收到消息。

2.难点分析

Lab5 的难点主要在于理解文件系统的体系结构 + 理解MOS操作系统中如何实现文件系统。

文件系统的体系结构主要在于文件控制块和磁盘的存储方式。首先是文件控制块，其内部包含了关于文件的诸多信息，包括文件名、文件大小、文件内容所存储到的磁盘块编号。通过一个文件的文件控制块，可以遍历文件的各种信息，从而完成对文件的访存。其次是磁盘的存储方式，磁盘由磁道、磁头、扇区组成，一般来说一个扇区的大小是512B，对于磁盘来说访存的最小单位是扇区。访问外设可以通过MMIO，也就是内存映射的方式来实现。对于CPU来说，可以通过访问特定内存地址来达到读取外设寄存器的效果。先对外设地址设定参数，之后等待外设准备就绪后就可以读取或写入特定内存地址，从而可以读取或者写入磁盘。但是直接操作扇区并不方便，为了便于管理和隐去接口细节，操作系统规定了磁盘块这一概念，一个磁盘块由相邻的几块扇区组成，大小一般是4KB，操作系统以磁盘块为最小操作单元来访存外设。

MOS中首先编写了设备驱动程序，用来访存外设寄存器，并实现了读取或者写入磁盘块的函数，这样就可以操作一整个磁盘块。之后MOS操作系统中使用一个文件系统服务进程来相应用户程序的请求，二者通过IPC机制来通信。具体过程为，用户进程调用顶层接口，例如 open，read，write，remove等，这些顶层接口的实现用会调用fsipc_open，fsipc_map，fsipc_remove等，这些不同的函数最终都会调用fsipc，并传入请求的类型，fsipc中通过ipc_send和ipc_recv来与文件系统服务进程通信，文件系统系统服务进程通过ipc传入的参数来判断请求类型，并调用相应的file_open，file_read，file_remove等操作，这些操作中又会调用底层的serve_open，serve_remove等函数，最后由这些函数和内存、磁盘交互。

同时文件系统服务进程还采用了缓冲区来提高访存外设的速度。在用户open一个文件的时候，文件系统服务进程就会把该文件的所有磁盘块读取到缓冲区，并为之创建文件描述符，里面含有文件控制块和相关信息，然后在用户进程的对应虚存空间中映射文件磁盘块的页面，之后在用户read或者write的时候，就可以通过共享页面来访问内存中的磁盘信息。