哈工大李治军老师《操作系统》课程学习笔记

目录

• 1 什么是操作系统
• 2 操作系统boot
• 3 操作系统启动
  • • 3.1 setup
    • 3.2 关于保护模式
    • 3.3 system模块
• 4 操作系统接口
• 5 系统调用的实现
  • • 5.1 为什么要隔离用户态和内核态
    • 5.2 如何隔离用户态和内核态
    • 5.3 系统调用如何进入内核态
• 6 操作系统历史
• 7 CPU管理
• 8 多进程图像
  • • 8.1 如何组织多进程
    • 8.2 多进程如何交替
    • 8.3 多进程的内存隔离
    • 8.4 多进程合作
• 9 用户线程
  • • 9.1 线程的引入
    • 9.2 用户线程的切换
• 10 内核级线程
  • • 10.1 多核
    • 10.2 用户级和核心级线程的不同
    • 10.3 内核线程切换的五段论
    • 10.4 内核线程的创建
• 11 内核级线程实现
• 12 操作系统的那棵“树”
• 13 CPU调度策略
• 15 一个实际的schedule函数
• 16 进程同步与信号量
• 17 对信号量的临界区保护
• 18 信号量的代码实现
• 19 死锁处理
• 20 内存使用与分段
• 21 内存分区与分页
• 22 多级页表和快表
• 23 段页结合的实际内存管理
  • • 23.1 载入（以fork为例）
    • 23.2 使用（以*p=7为例）
• 24 内存换入—请求调页
• 25 内存换出
  • • 25.1 LRU算法
    • 25.2 LRU的近似实现
• 26 IO与显示器
  • • 26.1 外设工作的三个部分
    • 26.2 操作外设的程序
    • 26.3 显示器的输出
• 27 键盘
• 28 生磁盘的使用
  • • 28.1 磁盘的基本知识
    • 28.2 从盘块号读写磁盘（一层抽象）
    • 28.3 多个进程通过队列使用磁盘（第二层抽象）
    • 28.4 生磁盘（raw disk）的使用整理
• 29 从生磁盘到文件
• 30 文件使用磁盘的实现
• 31 目录与文件系统
• 32 目录解析代码实现

1 什么是操作系统

• 是计算机硬件和应用之间的一层软件
• CPU管理、内存管理、终端管理、磁盘管理、文件管理
• 操作系统除了内核，还有一些其他组件，比如文本编辑器，编译器，用来与用户交互的程序、接口库、驱动程序等

2 操作系统boot

• 启动盘由boot引导扇区、setup的4个扇区和system模块（OS代码）组成
• boot位于0磁道0扇区（256字节）
• boot代码bootsect.s使用汇编写的，目的是完整控制不出错，包括内存地址

（1）BIOS启动

• CPU运行在实模式下

• CS:IP指向0xFFFF0的BIOS ROM区

• 检查RAM，外设

• 将boot扇区读入0x7c00处并跳转

（2）boot引导

• 将boot代码拷贝到0x9000处并跳转，挪动目的是腾出空间
• 将setup4个扇区内容拷贝到0x9100
• 显示"Loading system"和logo
• 读入system模块
• 转入setup执行

3 操作系统启动

3.1 setup

• setup模块，即setup.s也是用汇编写的，完成OS启动前的设置

• 读硬件参数存储到内存数据结构中，比如扩展内存后将大小放到0x9002

• 将system移动到0地址

• 初始化gdt表

• 启动保护模式，跳转到0地址处

3.2 关于保护模式

• 通过mov cr0, 1进入保护模式

• CPU、寄存器、地址线从16位切换到32位模式，段寄存器仍为16位

• 寻址方式改变，走另外一条电路，不再是CS*16+IP

• CS里放的是段选择子，用于查gdt表项，取基址，再加偏移，查表是硬件实现的

• 每个表项称为段描述符，包含4个部分，共8字节

• intel8086汇编格式变为32位汇编代码AT&T

• 使用idt来查中断向量

• idt和gdt可以放在内存中任意位置，相关寄存器指向起始地址

3.3 system模块

• 操作系统源码通过Makefile编译为image

• system中的第一个模块是head.s，完成初始化idt、gdt的工作，通过ret main从进入main函数

• main.c完成初始化工作，如trap_init、mem_init，推出后进入死循环

• mem_init初始化了mem_map页表

4 操作系统接口

• 用户使用计算机：命令行、图形按钮、应用程序

• 命令行：shell程序在死循环中执行命令，命令也是一段程序

• 图形按钮：硬件输入存到系统消息队列中，通过消息循环GetMessage获取消息并处理

• 用户使用计算机的本质是通过程序，即重要函数和普通c代码

• 本质都是c程序，调用了重要函数进入操作系统

• 操作系统提供的这类重要函数，就是操作系统接口，也叫系统调用

5 系统调用的实现

• 系统调用的作用：提供统一接口供上层使用；作为用户态通往内核态的大门

5.1 为什么要隔离用户态和内核态

• 内核中存储重要数据，不让用户态访问
• 用户态不能通过jmp到内核中，也不能通过mov指令访问内核数据

5.2 如何隔离用户态和内核态

• CPU提供了特权环的机制来实现特权级检查（硬件实现检查）
• CPL（当前特权级）和DPL（描述符特权级）：只有CPL<=DPL时，指令才能被执行
• 特权检查发生在访问/跳转到一个目标内存区域（段）之时
• CPL位于CS段寄存器的最后两位，即当前指令所在段的特权级
• DPL位是GDT表中的段描述符，即目标内存段的特权级
• 普通的用户态指令不能访问/跳转内核态

5.3 系统调用如何进入内核态

• 中断是进入内核的唯一方法

（1）系统调用的核心

• 系统调用是一段包含中断的代码
• 操作系统写中断处理，获取想掉程序的编号
• 操作系统根据编号执行相应代码

（2）系统调用的实现

• 应用程序调用printf->库函数printf->库函数write->系统调用write
• 库函数write中调用了一个_syscall3的宏，传入write常量
• syscall3宏中包含c语言内嵌汇编，包含 int0x80，通过寄存器传入参数和返回值存到eax，__NR_write系统调用号

（3）IDT的初始化

• sched_init
• set_system_gate设置中断处理，向IDT表中写入system_call偏移地址，段选择符和DPL=3
• 由于DPL=3，所以当前指令能够执行，成功调用内核态函数system_call，并且CS段选择符被置为内核区域

（4）int0x80中断的处理

• 在跳转中断处理程序时，DPL被强行置为3，成功跳转到内核态
• 跳转后CPL被置为0，可以访问任何内存区域
• 执行中断处理程序system_call

（5）system_call

• call _sys_call_table(, %eax, 4)，全局函数指针数组
• 通过eax传入系统调用号，找到sys_write
• 调用sys_write内核态函数

6 操作系统历史

• 多进程图谱，CPU、内存，Unix的出现
• 文件操作图谱，文件、磁盘、IO，DOS/Windows的出现

7 CPU管理

• CPU的核心：取指执行
• 单程序运行的问题：遇到IO指令后卡住，CPU利用率太低
• 解决办法是在卡住后切到另一个程序运行，之后再切回来
• 需要一个结构来保存程序运行中的信息（PC等寄存器）
• 引出了进程的概念：运行中的程序，使用PCB来存放运行信息
• 多进程并发执行是CPU管理的核心

8 多进程图像

• main函数最后一行，创建初始化进程，启动shell/桌面，在其中启动其他进程

8.1 如何组织多进程

• 操作系统用PCB组织多进程，将相应的PCB放到队列中

• 正在执行的进程：运行态

• 等待执行的进程：就绪态

• 等待事件的进程：阻塞态

8.2 多进程如何交替

• 启动磁盘读写后，将pCur设为阻塞态，放入阻塞队列
• schedule函数中，通过getNext调度函数，从队列中找到下一个PCB
• 通过操作pCur和pNew，切换到下一个进程

8.3 多进程的内存隔离

• 进程之间相互访问内存会带来问题

• 通过映射表实现进程内存隔离

• 多进程管理连带形成内存管理

8.4 多进程合作

• 如word和ppt放入打印机队列

• 生产者进程往共享缓冲区中放内容，消费者进程取内容，会带来counter计算错误

• 通过给counter上锁，合理的推进顺序，实现进程同步

9 用户线程

9.1 线程的引入

• 进程=内存资源+指令序列，进程的切换分为两部分：指令切换和内存切换

• 线程共享内存资源，切指令不切映射表，保留并发优点，降低进程的切换代价

• 如浏览器线程：接收数据、显示文本、显示图片

9.2 用户线程的切换

• 核心是线程创建Create和线程切换Yield

（1）Yield

• 两个线程需要用两个栈，保证当前函数调用使用当前栈，不乱套

• 栈切换需要用TCB保存栈顶指针

• 不需要主动切换pc，因为pc已经在栈里了（不用jmp，直接返回）

（2）Create

• 创建TCB，通过malloc分配内存
• 创建线程栈，通过malloc分配内存
• 将函数地址压栈
• TCB保存栈顶指针

（3）组合

（4）用户线程和内核线程

• 操作系统完全感知不到用户级线程，线程阻塞时CPU可能会切换到另一进程，而不是另一用户线程

• 内核线程：ThreadCreate是系统调用，内核维护TCB，通过Schedule切换，系统决定调度，

• 内核级线程由操作系统托管，并发性更好

10 内核级线程

• 进程都是内核级的，需要分配内存资源，访问外设

10.1 多核

• 多处理器是每个CPU都有一套Cache和MMU（映射），多核是多个CPU共用一套Cache和MMU

• 只有内核级线程才能发挥多核特点（分配给另一个核心执行）

10.2 用户级和核心级线程的不同

• ThreadCreate是系统调用，内核管理TCB，内核负责切换线程
• 每个内核线程都有用户栈和内核栈
• 切换时由两个栈变为两套栈，用户栈和内核栈都切
• 关联：

10.3 内核线程切换的五段论

• 线程S int中断引发中断处理，同时通过硬件进入内核栈，在内核执行代码
• 中断处理函数中进行磁盘读，引发切换，schedule
• 通过调度找到下一个线程T的TCB（TCB指向内核栈SP）
• 通过TCB进行线程T的内核栈切换
• 通过IRET返回线程T的用户栈

10.4 内核线程的创建

• 创建TCB
• 创建用户栈和内核栈并关联
• TCB指向内核栈顶
• TCB进入队列

11 内核级线程实现

• 以fork为例，通过中断进入内核，复制了一份子进程后退出内核

（1）切换

• schedule

• linux0.1使用TSS（PCB的一部分）而不是内核栈进行切换

• 通过ljmp一条指令跳转切换，过慢（不能使用指令流水）

• ljmp：把当前CPU的寄存器现场放到TSS中，根据TSS(n)找到新TSS，覆盖到CPU的寄存器上

• EIP也通过TSS覆盖，没有用到栈传递

（2）创建

• _sys_fork中调用了_copy_process，将当前所有寄存器作为参数传入
• 首先申请一页内存p作为PCB和TSS
• 在PCB上方创建内核栈并用tss->esp0指向栈顶
• 和父进程共用一个用户栈，并用tss->esp指向栈顶
• tss的eip和cs通过传入参数赋值，eax置为0（作为子进程的返回值）

（3）执行目标代码

• 子进程调用exec(cmd)函数
• 调用sys_execve系统调用，进入内核态
• 调用do_execve，将内核栈的ret_eip置为cmd程序的入口地址（从可执行文件的head处读取），SS：SP处被置为新的用户栈顶
• iret返回后，执行目标程序代码

12 操作系统的那棵“树”

• 操作系统的内核：CPU管理和内存管理

（1）一个实例，屏幕上交替打A和B

• 父进程进入内核，将两个子进程的PCB填写好，并修改tss-eip为printf("A")和printf("B")

• 父进程wait后阻塞，进入内核，调用schedule，调度策略选择next，switch_to(next)，目标tss覆盖当前CPU寄存器，切换到子进程

• 子进程间利用时钟中断，进入内核，分配时间片counter，为0调用schedule切换（调度点）

13 CPU调度策略

• 前台任务关注响应时间（从操作到响应），后台任务关注周转时间（从任务进入到结束）

• 响应时间小，切换次数多，系统内耗大，吞吐量小

• IO约束性任务（前台任务），优先级应该高，CPU约束性任务（后台任务）

（1）SJF算法

• 短作业优先，平均周转时间最小

（2）RR算法

• 按时间片来轮转调度，减小响应时间

（3）优先级算法

• 前台任务队列用轮转调度

• 后台用短作业

• 之间用优先级调度，照顾前台进程

• 优先级调度可能造成进程饥饿，还需综合考虑

15 一个实际的schedule函数

• counter既可以作为时间片，进行轮转调度，并且时间片是收敛的（除以2+p），保证响应时间的界
• counter还可以作为优先级，找到优先级最高的任务，并且优先级可以动态调整（在时间片都为0后，除以2加初值，就绪队列counter不变，阻塞队列即经过IO的进程counter会变大），照顾了前台进程
• 后台进程一直按照counter轮转，近似SJF调度

16 进程同步与信号量

• 进程间合理有序的推进：需要停下来等待，根据信号判断继续执行（让进程走走停停）

• 信号量用来判断可供使用的资源数量

• 信号量的定义：

• V{s.value++; if(s.value <= 0){wakeup}}
• 操作PCB，P和V做成了系统调用
• 用信号量解决生产者—消费者问题

• 思路：空闲单元为0时生产者停下来（p(empty)），消费者对应增加（V(empty)）；生产内容为0时消费者停下 来（p(full)），生产者对应增加（V(full)）
• empty表示空闲单元数量，full表示生产内容的数量
• mutex表示只能让一个进程修改缓冲区
• 再次思考：一个信号量的含义是表示能让对应的进程能够使用多少次

17 对信号量的临界区保护

• 错误由多个进程并发操作共享数据（信号量）引起

• 解决办法：给共享变量上锁，临界区是成对出现的，一方进入，另一方不能进入对应临界区

• 关键是写进入区和退出区的代码

• 基本原则：互斥进入；有空让近；有限等待

• Peterson算法：标记+轮转

• 简单的：使用cli和sti来上锁，防止另一进程被调度（仅限单核CPU）

• 另一简单的：硬件原子指令法，不能用信号量来上锁（信号量本身可能被打断），但可以用一条指令来上锁

18 信号量的代码实现

（1）用户态程序

1.sd=sem_open("empty")
typedef struct {
	char name[20];
	int value;
	task_struct * queue;
} semtable[20];
sys_sem_open(char * name)
{
	在semtable中寻找name对应的结构体，没找到则创建，返回下标；
}
2.sem_wait(sd)
sys_sem_wait(int sd){
	cli();
	if(semtable[sd].value-- < 0){
		设置自己为阻塞；
		加入semtable[sd].queue;
		schedule();
	}
	sti();
}

• 信号量在内核中，涉及到pcb切换
• task_struct（tss）就是linux的pcb，tcb是线程用的

（2）内核态程序

• bread启动磁盘读后睡眠，等待磁盘读完后通过磁盘中断将其唤醒，也是利用了信号量同步

• while和if的区别：if是将阻塞队列中第一个唤醒，while是全部唤醒

19 死锁处理

（1）死锁的成因

• 资源互斥使用，一旦占有别人无法使用
• 进程占有了一些资源不释放，再去申请其他资源
• 各自占有的资源和申请的资源形成了环路等待

（2）死锁的处理方法

• 死锁预防：破坏死锁出现的条件
• 死锁避免：检测每个资源请求，如果造成死锁就拒绝
• 死锁检测+恢复：检测到死锁出现时，让一些进程回滚，让出资源
• 死锁忽略：就好像没有死锁一样，如重启

20 内存使用与分段

（1）重定位

• 修改程序中的地址

• 编译时重定位：只能放到固定位置

• 载入时重定位，进程交换内存后（阻塞后换入换出），载入地址被修改，不能满足换入换出的需求

• 运行时重定位：每执行一条指令都要从逻辑地址计算出物理地址（地址翻译），基址放到PCB中，进程运行时赋值给基地址寄存器

（2）分段

• 每个段特点不同，不是将整个程序，而是分段放入内存

• 段表：用来保存每个段的地址，包含段号，段基址，长度和段属性

• 操作系统的段表叫GDT，每个进程的段表叫LDT

• 载入时将LDT赋值给PCB，进程运行时将PCB赋值给LDT，计算各段指令的物理地址

21 内存分区与分页

• 内存管理：编译时程序分段，在内存中找到空闲分区，磁盘读写载入内存并建立LDT

（1）内存分区

• 将程序的各个段载入到相应的内存分区

• 可变分区算法：最先适配、最差适配、最佳适配

• 分区用于虚拟内存，分页用于物理内存

（2）内存分页

• 可变分区内存碎片造成的问题

• 将每个段分成4K的页

• 按照给出的逻辑地址计算出第几页和页内偏移，通过页表找到对应页框，计算出物理地址

• 页表：保存页框和页号的对应关系 ，CR3寄存器指向页表

22 多级页表和快表

（1）问题

• 为了提高内存空间利用率，页应该小，页表项就多，页表就大
• 程序只用到很小部分逻辑页，大部分页表项用不到
• 如果只存放用到的页表项，页表就需要比较查找，费时，所以页表项必须连续存放

（2）多级页表

• 通过页目录表（章）和页表（节）形成多级页表查找

• 通过一个顶级页表为真正用到的页表提供索引，用不到的二级页表不放入内存

• 既保证连续，又能减小内存空间占用

• 每个页4k，每个二级页表有1k个表项

（2）快表

• 多级页表增加了访存的次数，用时多

• TLB是一组快速存储寄存器，保存经常用到的页表项，通过硬件实现查找

• 快表未命中时，通过多级页表补充查找

• TLB页表项可以很少的原因：程序访问内存的局部性（程序多为循环和顺序结构）

23 段页结合的实际内存管理

• 操作系统实现了虚拟内存，从用户角度看，实现了段，从物理内存上看，实现了页

• 使用内存 需要经过两层地址翻译

• 一个实际的段、页式内存管理

23.1 载入（以fork为例）

（1）分配虚存，建段表

• set_base(p->ldt[1], new_data_base)

（2）分配内存，建页表

		* 虚拟地址作为页号来查找

• 父子进程用同一个物理页，子进程按照虚拟地址换算来建立新的顶级页表，并分配内存建立新的二级页表，并拷贝父进程的二级页表

23.2 使用（以*p=7为例）

• 查段表和页表，通过MMU硬件完成地址转换
• 父子进程公用一块物理页并设置为只读，写入7时重新分配一块物理页（写时复制）
• 父子进程通过段表和页表进行内存分离

24 内存换入—请求调页

• 虚拟内存是实现分段分页的关键，内存换入换出是实现虚拟内存的关键

• 虚拟地址就是线性地址

• 用换入换出实现大内存，请求的时候才换入并建立映射

• 换入的核心—请求调页（通过缺页中断从磁盘读入到内存空间页）

• 处理缺页中断

do_no_page:
1.page=get_free_page();     //获取物理空闲页
2.bread_page(page, current->executable->i_dev, )      //从磁盘设备读入到物理页
3.put_page(page, address);      //虚拟地址和物理页关联
put_page{
	page_table[(address>>12)&0x3ff] = page|7;       //页表
}

25 内存换出

• 在get_free_page中实现，内存有限，不能总是获得新的页，需要按照算法选择一页淘汰，换出到磁盘
• 算法目标：降低缺页次数
• FIFO页面置换：缺页次数高
• MIN算法：选最远将使用的页淘汰，是最优反感，但理论不可行，不知道后来的页框

25.1 LRU算法

• 选最近最长一段时间没有使用的页淘汰

（1）实现1

• 每页维护一个时间戳，选数值最小的页换出

• 每次地址访问都要打时间戳，时间代价太高

（2）实现2

• 维护一个页码栈，每次地址访问都要修改栈，同样时间代价高

25.2 LRU的近似实现

• 将时间计数变为是和否，记录最近一段时间有没有使用
• 只用修改一位，可以放到页表中，查表时顺便写入
• clock算法，缺页的时候转指针，为0则换出，访问页时置1
• 缺页很少时，退化为FIFO，即很长一段时间内页都使用过
• 解决办法：定时清除R位，再来一个快速扫描指针

26 IO与显示器

26.1 外设工作的三个部分

• CPU向外设发读写指令，外设控制器对寄存器进行读写（in/out）
• 操作系统提供文件视图，使得对寄存器的读写方便
• 中断处理

26.2 操作外设的程序

int fd = open(“/dev/xxx”);
for (int i = 0; i < 10; i++) {
write(fd,i,sizeof(int));
}
close(fd);

• 不论什么设备都是用open、read、write、close，操作系统为用户提供统一的接口
• 不同的设备对应不同的设备文件，根据设备文件找到控制器的地址、内容格式等等

26.3 显示器的输出

（1）找到设备

printf(“Host Name: %s”, name);
->write(1, buf, ...);
->sys_write(fd, buf, ...);     //通过fd找到文件的索引
sys_write{
	struct file *file;
	file = current->filp[fd];     //current进程
	inode = file->f_inode;        //显示器信息保存在inode中
}

• fd=1的filp从父进程shell fork拷贝而来

void init(void)
{open(“dev/tty0”,O_RDWR,0);dup(0);dup(0);     //dup用来复制一个文件描述符，并指向同一个设备
execve("/bin/sh",argv,envp)}

• open系统调用

int sys_open(const char* filename, int flag)
{ i=open_namei(filename,flag,&inode);     //inode保存设备信息
cuurent->filp[fd]=f;       // 第一个空闲的fd
f->f_mode=inode->i_mode; f->f_inode=inode;
f->f_count=1; return fd; }

（2）准备好后，向屏幕输出

• inode->i_zone[0]获取设备号，crw_table是字符设备接口，从中找到tty
• tty_write是输出的核心函数，往write_q缓冲区队列中写
• tty->write，在tty_struct中，从缓冲区队列中往屏幕上写，内部用到mov ax, pos，往显存中写字符
• 统一编址用pos，独立编制用out
• 写设备驱动，就是包装out，编写驱动函数并注册到tty_struct中

27 键盘

• 从键盘中断开始，从0x60端口读扫描码，调用key_table
• key_table：函数表，包含do_self等
• do_self专门用于处理可显示字符，从key_map中获取arscii码
• 将arscii码放入read_q缓冲队列中，供程序使用

28 生磁盘的使用

28.1 磁盘的基本知识

• 扇区（基本单位）、磁道和柱面

• IO过程

  • 控制器
  • 寻道：磁头移动到相应磁道
  • 旋转：旋转磁盘到相应扇区
  • 传输：磁生电（读缓冲区），电生磁（写缓冲区）

• 要往控制器中写柱面、磁头、扇区和缓存位置（通过out）

28.2 从盘块号读写磁盘（一层抽象）

• 磁盘驱动负责从block计算CHS

• block编址方式要满足相邻的盘块可以快速读出，即将block相邻的区域放到相邻扇区中

28.3 多个进程通过队列使用磁盘（第二层抽象）

• 磁盘调度的目的是减少寻道时间
• FCFS
• SSTF（最短寻道）：存在饥饿问题
• SCAN（SSTF+中途不回折）：每个请求都有处理机会

• C-SCAN（电梯算法，真实用的）：SCAN+直接移动到另一端，保证两端请求都能很快处理

28.4 生磁盘（raw disk）的使用整理

• 读：进程发出请求后睡眠，磁盘将数据准备到缓冲内存，通过中断唤醒进程
• 写：通过out往CHL写

29 从生磁盘到文件

• 第三层抽象，从盘块号到文件
• 用户眼中的文件是字符序列，磁盘上的文件是盘块集合
• 文件的关键是建立字符流到盘块集合的映射关系

• 连续存放字符
• 映射关系：根据文件名找到FCB，FCB中存放起始块和块数
• 不适合动态增长

（2）链式结构

• 读取慢，增长快

（3）索引结构

• index，linux下FCB为inode
• 找到文件对应的inode，并找到索引块（专门用来存放索引的盘块），从中找到目标字符序列对应的盘块号
• 多级索引（可以表示很大的文件，很小的文件也能高效访问）

30 文件使用磁盘的实现

• 一个盘块占两个扇区
• 本节是磁盘到文件的核心代码实现

（1）sys_write

• 处理字符流中的一段，写到磁盘上

int sys_write(int fd, const char* buf, int count) {
	struct file *file = current->filp[fd];
    struct m_inode *inode = file->inode;
    if(S_ISREG(inode->i_mode))
    	return file_write(inode, file, buf, count);
}

• file中放字符流的某一段（如200-212），从file中取出200，从count获得个数12，根据inode得到盘块号，对buf进行读写
• file中有一个读写指针file->f_pos，顺序后移，fseek就是修改它的

（2）file_write

（3）m_inode

• inode是文件抽象，形成统一文件视图
• 数据文件的inode用来映射盘块
• 设备文件的inode存放主从设备号信息
• i_mode是文件类型
• i_zone是映射关系或者主从设备号
• 根据文件名找到inode

（4）文件视图

• 路1：根据inode找到盘块号
• 路2：根据inode找到一堆函数，包装了out
• 在用户看来都是字符流

（5）实践项目—实现proc文件

• S_ISPROC
• proc_read，按照file->f_pos和count将task_struct内容拷贝到buf中，形成字符流

31 目录与文件系统

• 磁盘的最后一层抽象，整个磁盘变成一颗目录树
• 文件，抽象为一个磁盘块集合；文件系统，抽象整个磁盘

（1）目录树

• 引入目录树，表示清晰
• 关键是根据树状结构产生的路径名，找到对应文件的inode

（2）树状目录的完整实现

• FCB和对应的数据盘块是在磁盘上的
• 目录项包含FCB的编号和字符串，通过字符串匹配编号，通过编号找到FCB位置
• 根目录FCB编号固定为0，根据根目录的izone索引项找到数据块，文件里面保存目录项

（3）文件系统自举

• 磁盘需要按特定形式格式化

• 盘块位图：表明盘块空闲情况
• i节点位图：创建/删除了哪些inode
• 引导块：引导扇区
• 超级块：各个部分位置信息，mount就是读超级块，挂载到根目录位置

（5）全部映射下磁盘的使用

32 目录解析代码实现

（1）open

• 关键是弄懂sys_open
• open的作用是按照文件名，在PCB中通过一个指针数组指向对应inode，fd就是数组下标，形成一个链，write是利用链
• 核心是解析路径

（2）get_dir

（3）根目录

inode=current->root;
//shell进程初始化时指向了根目录的inode，其他进程fork出来
void mount_root(void)//在fs/super.c中
{
	mi=iget(ROOT_DEV,ROOT_INO));   //#define ROOT_INO 1
	current->root = mi; 
}

（4）iget

• 从inode编号找到inode位置

（5）find_entry

• 从inode->i_zone中取出盘块号，读数据，获得目录项，匹配字符串后返回inode编号