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30-Integrate-easyfs-into-kernel

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本节导读

上节实现了 easy-fs 文件系统，并能在用户态来进行测试，但还没有放入到内核中来。本节我们介绍如何将 easy-fs 文件系统接入内核中从而在内核中支持常规文件和目录。

为此，在操作系统内核中需要有对接 easy-fs 文件系统的各种结构，它们自下而上可以分成这样几个层次：

  • 块设备驱动层：针对内核所要运行在的 qemu 或 k210 平台，我们需要将平台上的块设备驱动起来并实现 easy-fs 所需的 BlockDevice Trait ，这样 easy-fs 才能将该块设备用作 easy-fs 镜像的载体。

  • easy-fs 层：我们在上一节已经介绍了 easy-fs 文件系统内部的层次划分。这里是站在内核的角度，只需知道它接受一个块设备 BlockDevice ，并可以在上面打开文件系统 EasyFileSystem ，进而获取 Inode 核心数据结构，进行各种文件系统操作即可。

  • 内核索引节点层：在内核中需要==将 easy-fs 提供的 Inode 进一步封装成 OSInode ，以表示进程中一个打开的常规文件==。由于有很多种不同的打开方式，因此在 OSInode 中要维护一些额外的信息。

  • 文件描述符层：常规文件对应的 OSInode 是文件的内核内部表示，因此需要==为它实现 File Trait 从而能够可以将它放入到进程文件描述符表中==并通过 sys_read/write 系统调用进行读写。

  • 系统调用层：由于引入了常规文件这种文件类型，导致一些系统调用以及相关的内核机制需要进行一定的修改。

文件简介

应用程序看到并被操作系统管理的 文件 (File) 就是一系列的字节组合。操作系统不关心文件内容，只关心如何对文件按字节流进行读写的机制，这就意味着任何程序可以读写任何文件（即字节流），对文件具体内容的解析是应用程序的任务，操作系统对此不做任何干涉。例如，一个 Rust 编译器可以读取一个 C 语言源程序并进行编译，操作系统并并不会阻止这样的事情发生。

有了文件这样的抽象后，操作系统内核就可把能读写并持久存储的数据按文件来进行管理，并把文件分配给进程，让进程以很简洁的统一抽象接口 File 来读写数据：

// os/src/fs/mod.rs

pub trait File : Send + Sync {
    fn read(&self, buf: UserBuffer) -> usize;
    fn write(&self, buf: UserBuffer) -> usize;
}

这个接口在内存和存储设备之间建立了数据交换的通道。其中

  • UserBuffer 是我们在 mm 子模块中定义的应用地址空间中的一段缓冲区（即内存）的抽象。它的具体实现在本质上其实只是一个 &[u8] ，位于应用地址空间中，内核无法直接通过用户地址空间的虚拟地址来访问，因此需要进行封装
  • 然而，在理解抽象接口 File 的各方法时，我们仍可以将 ==UserBuffer 看成一个 &[u8] 切片，它是一个同时给出了缓冲区起始地址和长度的胖指针==。
  • read 指的是从文件中读取数据放到缓冲区中，最多将缓冲区填满（即读取缓冲区的长度那么多字节），并返回实际读取的字节数；
  • 而 write 指的是将缓冲区中的数据写入文件，最多将缓冲区中的数据全部写入，并返回直接写入的字节数。至于 read 和 write 的实现则与文件具体是哪种类型有关，它决定了数据如何被读取和写入。

回过头来再看一下用户缓冲区的抽象 UserBuffer ，它的声明如下：

// os/src/mm/page_table.rs

pub fn translated_byte_buffer(
    token: usize,
    ptr: *const u8,
    len: usize
) -> Vec<&'static mut [u8]>;

pub struct UserBuffer {
    pub buffers: Vec<&'static mut [u8]>,
}

impl UserBuffer {
    pub fn new(buffers: Vec<&'static mut [u8]>) -> Self {
        Self { buffers }
    }
    pub fn len(&self) -> usize {
        let mut total: usize = 0;
        for b in self.buffers.iter() {
            total += b.len();
        }
        total
    }
}
  • 它只是将我们调用 translated_byte_buffer 获得的包含多个切片的 Vec 进一步包装起来，通过 len 方法可以得到缓冲区的长度。
  • 此外，我们还让它作为一个迭代器可以逐字节进行读写。有兴趣的同学可以参考类型 UserBufferIterator 还有 IntoIterator 和 Iterator 两个 Trait 的使用方法。

块设备驱动层

在 drivers 子模块中的 block/mod.rs 中，我们可以找到内核访问的块设备实例 BLOCK_DEVICE ：

// os/drivers/block/mod.rs

#[cfg(feature = "board_qemu")]
type BlockDeviceImpl = virtio_blk::VirtIOBlock;

#[cfg(feature = "board_k210")]
type BlockDeviceImpl = sdcard::SDCardWrapper;

lazy_static! {
    pub static ref BLOCK_DEVICE: Arc<dyn BlockDevice> = Arc::new(BlockDeviceImpl::new());
}

qemu 和 k210 平台上的块设备是不同的。

  • 在 qemu 上，我们使用 VirtIOBlock 访问 VirtIO 块设备；
  • 而在 k210 上，我们使用 SDCardWrapper 来访问插入 k210 开发板上真实的 microSD 卡，它们都实现了 easy-fs 要求的 BlockDevice Trait 。

通过 #[cfg(feature)] 可以在编译的时候根据编译参数调整 BlockDeviceImpl 具体为哪个块设备，之后将它全局实例化为 BLOCK_DEVICE ，使得内核的其他模块可以访问。

Qemu 模拟器平台

在启动 Qemu 模拟器的时候，我们可以配置参数来添加一块 VirtIO 块设备：

# os/Makefile

FS_IMG := ../user/target/$(TARGET)/$(MODE)/fs.img

run-inner: build
ifeq ($(BOARD),qemu)
    @qemu-system-riscv64 \
        -machine virt \
        -nographic \
        -bios $(BOOTLOADER) \
        -device loader,file=$(KERNEL_BIN),addr=$(KERNEL_ENTRY_PA) \
        -drive file=$(FS_IMG),if=none,format=raw,id=x0 \
        -device virtio-blk-device,drive=x0,bus=virtio-mmio-bus.0

  • 第 12 行，我们为虚拟机添加一块虚拟硬盘，内容为我们之前通过 easy-fs-fuse 工具打包的包含应用 ELF 的 easy-fs 镜像，并命名为 x0 。

  • 第 13 行，我们==将硬盘 x0 作为一个 VirtIO 总线中的一个块设备接入到虚拟机系统中==。 virtio-mmio-bus.0 表示 VirtIO 总线通过 MMIO 进行控制，且该块设备在总线中的编号为 0 。

内存映射 I/O (MMIO, Memory-Mapped I/O) 指的是外设的设备寄存器可以通过特定的物理内存地址来访问，

  • 每个外设的设备寄存器都分布在没有交集的一个或数个物理地址区间中，不同外设的设备寄存器所占的物理地址空间也不会产生交集，且这些外设物理地址区间也不会和 RAM 的物理内存所在的区间存在交集（注：在后续的外设相关章节有更深入的讲解）。
  • 从 Qemu for RISC-V 64 平台的 源码 中可以找到 VirtIO 外设总线的 MMIO 物理地址区间为从 0x10001000 开头的 4KiB 。为了能够在内核中访问 VirtIO 外设总线，我们就必须在内核地址空间中对特定内存区域提前进行映射：
// os/src/config.rs

#[cfg(feature = "board_qemu")]
pub const MMIO: &[(usize, usize)] = &[
    (0x10001000, 0x1000),
];

如上面一段代码所示，在 config 子模块中我们硬编码 Qemu 上的 VirtIO 总线的 MMIO 地址区间（起始地址，长度）。

在创建内核地址空间的时候需要建立页表映射：

// os/src/mm/memory_set.rs

use crate::config::MMIO;

impl MemorySet {
    /// Without kernel stacks.
    pub fn new_kernel() -> Self {
        ...
        println!("mapping memory-mapped registers");
        for pair in MMIO {
            memory_set.push(MapArea::new(
                (*pair).0.into(),
                ((*pair).0 + (*pair).1).into(),
                MapType::Identical,
                MapPermission::R | MapPermission::W,
            ), None);
        }
        memory_set
    }
}

这里我们进行的是透明的恒等映射，从而让内核可以兼容于直接访问物理地址的设备驱动库。

由于设备驱动的开发过程比较琐碎，我们这里直接使用已有的 virtio-drivers crate ，它已经支持 VirtIO 总线架构下的块设备、网络设备、GPU 等设备。注：关于 VirtIO 相关驱动的内容，在后续的外设相关章节有更深入的讲解。

// os/src/drivers/block/virtio_blk.rs

use virtio_drivers::{VirtIOBlk, VirtIOHeader};
const VIRTIO0: usize = 0x10001000;

pub struct VirtIOBlock(Mutex<VirtIOBlk<'static>>);

impl VirtIOBlock {
    pub fn new() -> Self {
        Self(Mutex::new(VirtIOBlk::new(
            unsafe { &mut *(VIRTIO0 as *mut VirtIOHeader) }
        ).unwrap()))
    }
}

impl BlockDevice for VirtIOBlock {
    fn read_block(&self, block_id: usize, buf: &mut [u8]) {
        self.0.lock().read_block(block_id, buf).expect("Error when reading VirtIOBlk");
    }
    fn write_block(&self, block_id: usize, buf: &[u8]) {
        self.0.lock().write_block(block_id, buf).expect("Error when writing VirtIOBlk");
    }
}

上面的代码中，

  • 我们将 virtio-drivers crate 提供的 VirtIO 块设备抽象 VirtIOBlk 包装为我们自己的 VirtIOBlock ，实质上只是加上了一层互斥锁，生成一个新的类型来实现 easy-fs 需要的 BlockDevice Trait 。
  • 注意在 VirtIOBlk::new 的时候需要传入一个 &mut VirtIOHeader 的参数， ==VirtIOHeader 实际上就代表以 MMIO 方式访问 VirtIO 设备所需的一组设备寄存器==。
  • 因此我们从 qemu-system-riscv64 平台上的 Virtio MMIO 区间左端 VIRTIO0 开始转化为一个 &mut VirtIOHeader 就可以在该平台上访问这些设备寄存器了。

很容易为 VirtIOBlock 实现 BlockDevice Trait ，因为它内部来自 virtio-drivers crate 的 VirtIOBlk 类型已经实现了 read/write_block 方法，我们进行转发即可。

VirtIO 设备需要占用部分内存作为一个公共区域从而更好的和 CPU 进行合作。这就像 MMU 需要在内存中保存多级页表才能和 CPU 共同实现分页机制一样。在 VirtIO 架构下，需要在公共区域中放置一种叫做 VirtQueue 的环形队列，CPU 可以向此环形队列中向 VirtIO 设备提交请求，也可以从队列中取得请求的结果，详情可以参考 virtio 文档 。对于 VirtQueue 的使用涉及到物理内存的分配和回收，但这并不在 VirtIO 驱动 virtio-drivers 的职责范围之内，因此它声明了数个相关的接口，需要库的使用者自己来实现：

// https://github.com/rcore-os/virtio-drivers/blob/master/src/hal.rs#L57

extern "C" {
    fn virtio_dma_alloc(pages: usize) -> PhysAddr;
    fn virtio_dma_dealloc(paddr: PhysAddr, pages: usize) -> i32;
    fn virtio_phys_to_virt(paddr: PhysAddr) -> VirtAddr;
    fn virtio_virt_to_phys(vaddr: VirtAddr) -> PhysAddr;
}

由于我们已经实现了基于分页内存管理的地址空间，实现这些功能自然不在话下：

// os/src/drivers/block/virtio_blk.rs

lazy_static! {
    static ref QUEUE_FRAMES: Mutex<Vec<FrameTracker>> = Mutex::new(Vec::new());
}

#[no_mangle]
pub extern "C" fn virtio_dma_alloc(pages: usize) -> PhysAddr {
    let mut ppn_base = PhysPageNum(0);
    for i in 0..pages {
        let frame = frame_alloc().unwrap();
        if i == 0 { ppn_base = frame.ppn; }
        assert_eq!(frame.ppn.0, ppn_base.0 + i);
        QUEUE_FRAMES.lock().push(frame);
    }
    ppn_base.into()
}

#[no_mangle]
pub extern "C" fn virtio_dma_dealloc(pa: PhysAddr, pages: usize) -> i32 {
    let mut ppn_base: PhysPageNum = pa.into();
    for _ in 0..pages {
        frame_dealloc(ppn_base);
        ppn_base.step();
    }
    0
}

#[no_mangle]
pub extern "C" fn virtio_phys_to_virt(paddr: PhysAddr) -> VirtAddr {
    VirtAddr(paddr.0)
}

#[no_mangle]
pub extern "C" fn virtio_virt_to_phys(vaddr: VirtAddr) -> PhysAddr {
    PageTable::from_token(kernel_token()).translate_va(vaddr).unwrap()
}

这里有一些细节需要注意：

  • virtio_dma_alloc/dealloc 需要分配 / 回收数个 连续 的物理页帧，而我们的 frame_alloc 是逐个分配，严格来说并不保证分配的连续性。幸运的是，这个过程只会发生在内核初始化阶段，因此能够保证连续性。

  • 在 virtio_dma_alloc 中==通过 frame_alloc 得到的那些物理页帧 FrameTracker 都会被保存在全局的向量 QUEUE_FRAMES 以延长它们的生命周期==，避免提前被回收。

K210 真实硬件平台

在 K210 开发板上，我们可以插入 microSD 卡并将其作为块设备。相比 VirtIO 块设备来说，想要将 microSD 驱动起来是一件比较困难的事情。microSD 自身的通信规范比较复杂，且还需考虑在 K210 中 microSD 挂在 串行外设接口 (SPI, Serial Peripheral Interface) 总线上的情况。此外还需要正确设置 GPIO 的管脚映射并调整各锁相环的频率。实际上，在一块小小的芯片中除了 K210 CPU 之外，还集成了很多不同种类的外设和控制模块，它们内在的关联比较紧密，不能像 VirtIO 设备那样容易地从系统中独立出来。

好在目前 Rust 嵌入式的生态正高速发展，针对 K210 平台也有比较成熟的封装了各类外设接口的库可以用来开发上层应用。但是其功能往往分散为多个 crate ，在使用的时候需要开发者根据需求自行进行组装。这属于 Rust 的特点之一，和 C 语言提供一个一站式的板级开发包风格有很大的不同。在开发的时候，笔者就从社区中选择了一些 crate 并进行了微量修改最终变成 k210-hal/k210-pac/k210-soc 三个能够运行在 S 特权级（它们的原身仅支持运行在 M 特权级）的 crate ，它们可以更加便捷的实现 microSD 的驱动。关于 microSD 的驱动 SDCardWrapper 的实现，有兴趣的同学可以参考 os/src/drivers/block/sdcard.rs 。

要在 K210 上启用 microSD ，执行的时候无需任何改动，只需在 make run 之前将 microSD 插入 PC 再通过 make sdcard 将 easy-fs 镜像烧写进去即可。而后，将 microSD 插入 K210 开发板，连接到 PC 再 make run 。

在对 microSD 进行操作的时候，会涉及到 K210 内置的各种外设，正所谓” 牵一发而动全身 “。因此 K210 平台上的 MMIO 包含很多区间：

// os/src/config.rs

#[cfg(feature = "board_k210")]
pub const MMIO: &[(usize, usize)] = &[
    // we don't need clint in S priv when running
    // we only need claim/complete for target0 after initializing
    (0x0C00_0000, 0x3000),      /* PLIC      */
    (0x0C20_0000, 0x1000),      /* PLIC      */
    (0x3800_0000, 0x1000),      /* UARTHS    */
    (0x3800_1000, 0x1000),      /* GPIOHS    */
    (0x5020_0000, 0x1000),      /* GPIO      */
    (0x5024_0000, 0x1000),      /* SPI_SLAVE */
    (0x502B_0000, 0x1000),      /* FPIOA     */
    (0x502D_0000, 0x1000),      /* TIMER0    */
    (0x502E_0000, 0x1000),      /* TIMER1    */
    (0x502F_0000, 0x1000),      /* TIMER2    */
    (0x5044_0000, 0x1000),      /* SYSCTL    */
    (0x5200_0000, 0x1000),      /* SPI0      */
    (0x5300_0000, 0x1000),      /* SPI1      */
    (0x5400_0000, 0x1000),      /* SPI2      */
];

内核索引节点层

在本章的第一小节我们介绍过，站在用户的角度看来，在一个进程中可以使用多种不同的标志来打开一个文件，这会影响到打开的这个文件可以用何种方式被访问。此外，在连续调用 sys_read/write 读写一个文件的时候，我们知道进程中也存在着一个文件读写的当前偏移量，它也随着文件读写的进行而被不断更新。

这些==用户视角中的文件系统抽象特征需要内核来实现，与进程有很大的关系，而 easy-fs 文件系统不必涉及这些与进程结合紧密的属性==。因此，我们需要将 easy-fs 提供的 Inode 加上上述信息，进一步封装为 OS 中的索引节点 OSInode ：

// os/src/fs/inode.rs

pub struct OSInode {
    readable: bool,
    writable: bool,
    inner: Mutex<OSInodeInner>,
}

pub struct OSInodeInner {
    offset: usize,
    inode: Arc<Inode>,
}

impl OSInode {
    pub fn new(
        readable: bool,
        writable: bool,
        inode: Arc<Inode>,
    ) -> Self {
        Self {
            readable,
            writable,
            inner: Mutex::new(OSInodeInner {
                offset: 0,
                inode,
            }),
        }
    }
}

OSInode 就表示进程中一个被打开的常规文件或目录。

  • readable/writable 分别表明该文件是否允许通过 sys_read/write 进行读写。
  • 至于在 sys_read/write 期间被维护偏移量 offset 和它在 easy-fs 中的 Inode 则加上一把互斥锁丢到 OSInodeInner 中。这在提供内部可变性的同时，也可以简单应对多个进程同时读写一个文件的情况。

文件描述符层

一个进程可以访问的多个文件，所以在操作系统中需要有一个管理进程访问多个文件的结构，这就是 文件描述符表 (File Descriptor Table) ，其中的每个 文件描述符 (File Descriptor) 代表了一个特定读写属性的 I/O 资源。

为简化操作系统设计实现，可以

  • 让每个进程都带有一个线性的 文件描述符表 ，记录该进程请求内核打开并读写的那些文件集合。
  • 而 文件描述符 (File Descriptor) 则是一个非负整数，表示文件描述符表中一个打开的 文件描述符 所处的位置（可理解为数组下标）。

进程通过文件描述符，可以在自身的文件描述符表中找到对应的文件记录信息，从而也就找到了对应的文件，并对文件进行读写。当打开（ open ）或创建（ create ） 一个文件的时候，一般情况下内核会返回给应用刚刚打开或创建的文件对应的文件描述符；而当应用想关闭（ close ）一个文件的时候，也需要向内核提供对应的文件描述符，以完成对应文件相关资源的回收操作。

因为 OSInode 也是一种要放到进程文件描述符表中文件，并可通过 sys_read/write 系统调用进行读写操作，因此我们也需要为它实现 File Trait ：

// os/src/fs/inode.rs
 
impl File for OSInode {
    fn readable(&self) -> bool { self.readable }
    fn writable(&self) -> bool { self.writable }
    fn read(&self, mut buf: UserBuffer) -> usize {
        let mut inner = self.inner.lock();
        let mut total_read_size = 0usize;
        for slice in buf.buffers.iter_mut() {
            let read_size = inner.inode.read_at(inner.offset, *slice);
            if read_size == 0 {
                break;
            }
            inner.offset += read_size;
            total_read_size += read_size;
        }
        total_read_size
    }
    fn write(&self, buf: UserBuffer) -> usize {
        let mut inner = self.inner.lock();
        let mut total_write_size = 0usize;
        for slice in buf.buffers.iter() {
            let write_size = inner.inode.write_at(inner.offset, *slice);
            assert_eq!(write_size, slice.len());
            inner.offset += write_size;
            total_write_size += write_size;
        }
        total_write_size
    }
}
  • 本章我们为 File Trait 新增了 readable/writable 两个抽象接口从而在 sys_read/sys_write 的时候进行简单的访问权限检查。
  • read/write 的实现也比较简单，只需遍历 UserBuffer 中的每个缓冲区片段，调用 Inode 写好的 read/write_at 接口就好了。
    • 注意 read/write_at 的==起始位置是在 OSInode 中维护的 offset== ，这个 offset 也随着遍历的进行被持续更新。
    • 在 read/write 的==全程需要获取 OSInode 的互斥锁==，保证两个进程无法同时访问同个文件。

文件描述符表

为了支持进程对文件的管理，我们需要在进程控制块中加入文件描述符表的相应字段：

// os/src/task/task.rs
 
pub struct TaskControlBlockInner {
    pub trap_cx_ppn: PhysPageNum,
    pub base_size: usize,
    pub task_cx_ptr: usize,
    pub task_status: TaskStatus,
    pub memory_set: MemorySet,
    pub parent: Option<Weak<TaskControlBlock>>,
    pub children: Vec<Arc<TaskControlBlock>>,
    pub exit_code: i32,
    pub fd_table: Vec<Option<Arc<dyn File + Send + Sync>>>,
}

可以看到 fd_table 的类型包含多层嵌套，我们从外到里分别说明：

  • Vec 的动态长度特性使得我们无需设置一个固定的文件描述符数量上限，我们可以更加灵活的使用内存，而不必操心内存管理问题；

  • Option 使得我们可以区分一个文件描述符当前是否空闲，当它是 None 的时候是空闲的，而 Some 则代表它已被占用；

  • Arc 首先提供了共享引用能力。后面我们会提到，可能会有多个进程共享同一个文件对它进行读写。此外被它包裹的内容会被放到内核堆而不是栈上，于是它便不需要在编译期有着确定的大小；

  • dyn 关键字表明 Arc 里面的类型实现了 File/Send/Sync 三个 Trait ，但是编译期无法知道它具体是哪个类型（可能是任何实现了 File Trait 的类型如 Stdin/Stdout ，故而它所占的空间大小自然也无法确定），需要等到运行时才能知道它的具体类型，对于一些抽象方法的调用也是在那个时候才能找到该类型实现的方法并跳转过去。

[! note] Rust 语法卡片：Rust 中的多态 在编程语言中， 多态 (Polymorphism) 指的是在同一段代码中可以隐含多种不同类型的特征。在 Rust 中主要通过泛型和 Trait 来实现多态。

  • 泛型是一种 编译期多态 (Static Polymorphism)，在编译一个泛型函数的时候，编译器会对于所有可能用到的类型进行实例化并对应生成一个版本的汇编代码，在编译期就能知道选取哪个版本并确定函数地址，这可能会导致生成的二进制文件体积较大；
  • 而 Trait 对象（也即上面提到的 dyn 语法）是一种 运行时多态 (Dynamic Polymorphism)，需要在==运行时查一种类似于 C++ 中的 虚表 (Virtual Table) 才能找到实际类型对于抽象接口实现的函数地址并进行调用==，这样会带来一定的运行时开销，但是更省空间且灵活。

应用访问文件的内核机制实现

应用程序在访问文件之前，首先需要完成对文件系统的初始化和加载。这可以通过操作系统来完成，也可以让应用程序发出文件系统相关的系统调用（如 mount 等）来完成。我们这里的选择是让操作系统直接完成。

应用程序如果要基于文件进行 I/O 访问，大致就会涉及如下一些系统调用：

  • 打开文件 – sys_open：进程只有打开文件，操作系统才能返回一个可进行读写的文件描述符给进程，进程才能基于这个值来进行对应文件的读写。

  • 关闭文件 – sys_close：进程基于文件描述符关闭文件后，就不能再对文件进行读写操作了，这样可以在一定程度上保证对文件的合法访问。

  • 读文件 – sys_read：进程可以基于文件描述符来读文件内容到相应内存中。

  • 写文件 – sys_write：进程可以基于文件描述符来把相应内存内容写到文件中。

文件系统初始化

在上一小节我们介绍过，为了使用 easy-fs 提供的抽象和服务，我们需要进行一些初始化操作才能成功将 easy-fs 接入到我们的内核中。按照前面总结的步骤：

  1. 打开块设备。从本节前面可以看出，我们已经打开并可以访问装载有 easy-fs 文件系统镜像的块设备 BLOCK_DEVICE ；

  2. 从块设备 BLOCK_DEVICE 上打开文件系统；

  3. 从文件系统中获取根目录的 inode 。

2-3 步我们在这里完成：

// os/src/fs/inode.rs
 
lazy_static! {
    pub static ref ROOT_INODE: Arc<Inode> = {
        let efs = EasyFileSystem::open (BLOCK_DEVICE.clone ());
        Arc:: new (EasyFileSystem::root_inode (&efs))
    };
}

这之后就可以使用根目录的 inode ROOT_INODE ，在内核中进行各种 easy-fs 的相关操作了。例如，在文件系统初始化完毕之后，在内核主函数 rust_main 中调用 list_apps 函数来列举文件系统中可用的应用的文件名：

// os/src/fs/inode.rs
 
pub fn list_apps () {
    println! ("/**** APPS ****");
    for app in ROOT_INODE.ls () {
        println! ("{}", app);
    }
    println! ("**************/")
}

打开与关闭文件

我们需要在内核中也定义一份打开文件的标志 OpenFlags ：

// os/src/fs/inode.rs

bitflags! {
    pub struct OpenFlags: u32 {
        const RDONLY = 0;
        const WRONLY = 1 << 0;
        const RDWR = 1 << 1;
        const CREATE = 1 << 9;
        const TRUNC = 1 << 10;
    }
}

impl OpenFlags {
    /// Do not check validity for simplicity
    /// Return (readable, writable)
    pub fn read_write (&self) -> (bool, bool) {
        if self. is_empty () {
            (true, false)
        } else if self.contains (Self::WRONLY) {
            (false, true)
        } else {
            (true, true)
        }
    }
}

它的 read_write 方法可以根据标志的情况返回要打开的文件是否允许读写。简单起见，这里假设标志自身一定合法。

接着，我们实现 open_file 内核函数，可根据文件名打开一个根目录下的文件：

// os/src/fs/inode.rs

pub fn open_file(name: &str, flags: OpenFlags) -> Option<Arc<OSInode>> {
    let (readable, writable) = flags.read_write();
    if flags.contains(OpenFlags::CREATE) {
        if let Some(inode) = ROOT_INODE.find(name) {
            // clear size
            inode.clear();
            Some(Arc::new(OSInode::new(
                readable,
                writable,
                inode,
            )))
        } else {
            // create file
            ROOT_INODE.create(name)
                .map(|inode| {
                    Arc::new(OSInode::new(
                        readable,
                        writable,
                        inode,
                    ))
                })
        }
    } else {
        ROOT_INODE.find(name)
            .map(|inode| {
                if flags.contains(OpenFlags::TRUNC) {
                    inode.clear();
                }
                Arc::new(OSInode::new(
                    readable,
                    writable,
                    inode
                ))
            })
    }
}

这里主要是实现了 OpenFlags 各标志位的语义。

  • 例如只有 flags 参数包含 CREATE 标志位才允许创建文件；
  • 而如果文件已经存在，则清空文件的内容。
  • 另外我们将从 OpenFlags 解析得到的读写相关权限传入 OSInode 的创建过程中。

在其基础上， sys_open 也就很容易实现了：

// os/src/syscall/fs.rs

pub fn sys_open(path: *const u8, flags: u32) -> isize {
    let task = current_task().unwrap();
    let token = current_user_token();
    let path = translated_str(token, path);
    if let Some(inode) = open_file(
        path.as_str(),
        OpenFlags::from_bits(flags).unwrap()
    ) {
        let mut inner = task.acquire_inner_lock();
        let fd = inner.alloc_fd();
        inner.fd_table[fd] = Some(inode);
        fd as isize
    } else {
        -1
    }
}

关闭文件的系统调用 sys_close 实现非常简单，我们==只需将进程控制块中的文件描述符表对应的一项改为 None 代表它已经空闲即可==，同时这也会导致内层的引用计数类型 Arc 被销毁，会减少一个文件的引用计数，当引用计数减少到 0 之后文件所占用的资源就会被自动回收。

// os/src/syscall/fs.rs

pub fn sys_close(fd: usize) -> isize {
    let task = current_task().unwrap();
    let mut inner = task.inner_exclusive_access();
    if fd >= inner.fd_table.len() {
        return -1;
    }
    if inner.fd_table[fd].is_none() {
        return -1;
    }
    inner.fd_table[fd].take();
    0
}

基于文件来加载并执行应用

在有了文件系统支持之后，我们在 sys_exec 所需的应用的 ELF 文件格式的数据就不再需要通过应用加载器从内核的数据段获取，而是从文件系统中获取，这样内核与应用的代码 / 数据就解耦了：

// os/src/syscall/process.rs
 
pub fn sys_exec(path: *const u8) -> isize {
    let token = current_user_token();
    let path = translated_str(token, path);
    if let Some(app_inode) = open_file(path.as_str(), OpenFlags::RDONLY) {
        let all_data = app_inode.read_all();
        let task = current_task().unwrap();
        task.exec(all_data.as_slice());
        0
    } else {
        -1
    }
}

注意上面代码片段中的高亮部分。

  • 当执行获取应用的 ELF 数据的操作时，首先调用 open_file 函数，以只读的方式在内核中打开应用文件并获取它对应的 OSInode 。
  • 接下来可以通过 OSInode::read_all 将该文件的数据全部读到一个向量 all_data 中：
// os/src/fs/inode.rs

impl OSInode {
    pub fn read_all(&self) -> Vec<u8> {
        let mut inner = self.inner.lock();
        let mut buffer = [0u8; 512];
        let mut v: Vec<u8> = Vec::new();
        loop {
            let len = inner.inode.read_at(inner.offset, &mut buffer);
            if len == 0 {
                break;
            }
            inner.offset += len;
            v.extend_from_slice(&buffer[..len]);
        }
        v
    }
}

之后，就可以从向量 all_data 中拿到应用中的 ELF 数据，当解析完毕并创建完应用地址空间后该向量将会被回收。

同样的，我们在内核中创建初始进程 initproc 也需要替换为基于文件系统的实现：

// os/src/task/mod.rs

lazy_static! {
    pub static ref INITPROC: Arc<TaskControlBlock> = Arc::new({
        let inode = open_file("initproc", OpenFlags::RDONLY).unwrap();
        let v = inode.read_all();
        TaskControlBlock::new(v.as_slice())
    });
}

读写文件

基于文件抽象接口和文件描述符表，我们可以按照无结构的字节流来处理基本的文件读写，这样可以让文件读写系统调用 sys_read/write 变得更加具有普适性，为后续支持把管道等抽象为文件打下了基础：

// os/src/syscall/fs.rs

pub fn sys_write(fd: usize, buf: *const u8, len: usize) -> isize {
    let token = current_user_token();
    let task = current_task().unwrap();
    let inner = task.inner_exclusive_access();
    if fd >= inner.fd_table.len() {
        return -1;
    }
    if let Some(file) = &inner.fd_table[fd] {
        let file = file.clone();
        // release current task TCB manually to avoid multi-borrow
        drop(inner);
        file.write(
            UserBuffer::new(translated_byte_buffer(token, buf, len))
        ) as isize
    } else {
        -1
    }
}

pub fn sys_read(fd: usize, buf: *const u8, len: usize) -> isize {
    let token = current_user_token();
    let task = current_task().unwrap();
    let inner = task.inner_exclusive_access();
    if fd >= inner.fd_table.len() {
        return -1;
    }
    if let Some(file) = &inner.fd_table[fd] {
        let file = file.clone();
        // release current task TCB manually to avoid multi-borrow
        drop(inner);
        file.read(
            UserBuffer::new(translated_byte_buffer(token, buf, len))
        ) as isize
    } else {
        -1
    }
}

操作系统都是通过文件描述符在当前进程的文件描述符表中找到某个文件，无需关心文件具体的类型，只要知道它一定实现了 File Trait 的 read/write 方法即可。Trait 对象提供的运行时多态能力会在运行的时候帮助我们定位到符合实际类型的 read/write 方法。

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