常规文件：
- file：文件名字
- size：大小
- blocks：占据多少个块
- regular file: 常规文件
- inode：文件在底层的唯一标识（文件名->inode->file）
- links：硬链接数，文件名字不同，但是inode实际上一样，这就是硬链接
- uid：用户id
- gid：用户组id
- access：10个字符，第一个是类型，常规文件是-，后9位分成3组，所有者/ 用户组其他用户/ 剩下的其他用户 的权限
对于内核来说，常规文件就是一个字符序列
目录也算一个文件，文件中保存着目录项，就是下一级的目录/文件的名
access的首位是d。用户只能通过修改下一级的文件或者子目录，才能对目录产生影响。
pwd
pwd 可以打印当前进程所在的目录
文件系统：
- 数据都是存在物理设备上，文件系统就是把软件这种操作，转成对实际物理块的操作
- 虚拟文件系统：规定一组接口，能让多种对文件的操作统一格式
本章：
- 只有一个根目录
- 没有权限控制
- 不记录时间戳
- 不支持软硬链接
- 系统调用
- 打开
- 关闭
- 读写
文件打开
打开文件之前，应用首先进行系统调用sys_open，在这个进程的文件描述符表中加入这个文件，然后得到文件描述符，也就是这个表项，在文件描述符表里面的索引值。
描述符表里面有： flags 文件指针（所以能对文件进行读写）
fn sys_open(path: &str, flags: u32) -> isize
path：文件名字。(待打开文件的文件名字符串的起始地址)
这个字符串，是应用给内核的，按照地址空间隔离的规则，传递的应该是一个虚拟地址，也就是这个变量的虚拟地址，内核应该转为pa，访问实际的物理内存（文件是在磁盘上后来放到内存上，才能用的）。
flags：进程这次想如何打开这个文件（理解为哪个命令）
- 0：只读 RDONLY
- 0X001: 只写 WRONLY
- 0X002: 可读可写RDWR
- 0X200：允许创建文件，找不到就创建，如果存在就相当于没有，直接清零 CREATE
- 0X400：打开文件的时候直接清空文件，当成新文件 TRUNC
文件关闭
读写完毕要关闭，进程释放对这个文件占用的内核资源。
pub fn close(fd: usize) -> isize { sys_close(fd) }
参数是文件描述符，关闭以后这个文件在内核里面的资源被释放了，文件描述符回收了，进程用不了描述符表了。
文件的顺序读写
常规文件，字节序列，应该可以随便读写。但是read和write做不到。
进程对打开的常规文件，维护一个偏移量，初值一般是0。read和write，会从这个便宜了开始顺序读写。close后会把偏移量重置。
系统调用sys_lseek可以调整这个偏移量，这样就可以随机读写。（rCore没有实现）
tips：在应用程序里面，只要当成正常程序来写就可以了，不用考虑底层，因为页表转换啥的都是内核干的
同时涉及对磁盘和内存的访问，访问方式不同，内存直接系统调用，访问磁盘需要对磁盘发出请求来间接读写。要区别不同的数据结构。
- easy-fs：文件系统核心部分，实现了简单的系统磁盘布局
- easy-fs-fuse是能在开发环境运行的应用程序，可以对easy-fs进行测试，或者为内核开发的应用打包一个easy-fs格式的文件系统镜像。
简单来说，开发这个文件系统是按照应用程序库的方式来开发的。
块设备接口层
定义块设备的抽象接口BlockDevice Trait，这是给底层块设备的规定，要由块设备驱动来实现，也就是文件系统的使用者提供
- 把某个块读入内存缓冲区read_block
- 把缓冲区内容写入某个块write_block
块缓存层
cache功能，因为频繁调入调出速度慢，先把一大块内容读到缓冲区，如果被修改了，需要写回到磁盘。
读写前检查这个块是否在cache之中，如果是的话，一段时间内对这个块的操作都是在缓冲区之上（合并这些操作，或者叫暂存这些操作），而不是重复调用，导致修改后，另一个进程又去调旧的块，应该使用线性的流程避免错误。
块缓存
创建一个cache的时候，就会read_block某个块，读到缓冲区。
drop trait决定了cache被释放后，块是否需要写回内存。
块缓存全局管理器
cache是有限个的， 否则浪费太多内存。
维护一个队列，FIFO替换算法，只有arc引用数=1（只有cache块自身的引用无外界引用）才能被替换
get_block_cache就是提供给外界的接口，获取不到某个块的话也会自动去获取块。
get_block_cache -> block_cache::new() -> device.read_block
返回一个引用
磁盘布局
重点：逻辑上的目录树如何映射到磁盘上
- 超级块：最开始的一个块，以魔数的方式提供而合法性检查，可以定位其他连续区域的位置
- 索引节点的位图：占了若干个块，索引节点的占用情况
- 索引节点区：其中每个块都存储了若干个索引节点
- 数据块位图：数据块占用情况
- 数据块区域：真正保存数据
inode中包括了元数据，以及实际存储数据块的索引信息，从而能找到具体的数据块。有直接索引、间接索引。
超级块
文件系统初始化的时候可以创建一个超级块，包括了magic判断文件系统是否合法，以及各个区域的数目。
放在磁盘的第一个块。
位图：驻留在内存的，表示磁盘占用情况的数据结构
每个位图有多个块，一个块是512B，4096b，一个bit代表一个块是不是被占用。位图通过bit的分配，进行节点的分配和回收。
- 开始块id
- 区域块数
位图在磁盘上存储的方式是位图块，位图块占用一个磁盘块，看为一个4096bit，每组64bit。
分配：索引节点/数据块的块编号。
索引节点
索引节点区域每个块存的是diskinode，也就是每个文件/目录在磁盘上的存储形式。
DiskInode：一个索引节点
- size：文件/目录内容的字节数
- type_：索引节点的类型 文件/目录
- direct/indirect1/indirect2：数据块的索引
直接索引：在direct数组中直接得到inode
间接索引：indirect1指向一级索引，也是指向一个索引块，在数据块区域中
get block id：查找某个文件某个块的实际块编号
- 是否小于direct容量，如果是，直接用direct就可以找到
- 如果大于direct容量，小于direct+direct1所能检索的数据块数，就在direcrt1找
- direct1能检索的块数目的计算：direct1指向一个块，512B，这个块的每个u32都是一个inode编号，总共可以找到512B/4B的块
- 还不够就看direct2，direct2指向的那个块，都是一级索引，也就是有512B/4B的一级索引，（512/4）*（512/4）就是能检索到的数据块数量
初始化索引节点的时候，size=0，要用increase size扩容。
data blokcs 计算目前的size需要多少个数据块。
total blocks还要计算加上索引节点（这和多少个数据块有关系）
- 如果数据块比direct能容纳的数量小，就不需要额外的索引节点
- 如果大于direct，就要用到direct1，direct1是一个索引节点，+1
- 如果还大于direct1，就要用到direct2，direct2指向一个块，+1，这个块里面的每个u32都指向一个索引节点，一个索引块，就可以指向512/4的数据块，所以还要再加（数据块数-direct-direct1+一个索引节点指向的数据块数-1）/一个索引节点指向的数据块数，这样计算是为了向上取整
clear size：清空内容回收数据和索引的块，把需要清空的块的编号都交给device来清空。
read at：读写数据块的数据
传入：offset，buffer，device
执行：把文件的内容，从offset字节处开始读到缓冲区，返回读了多少个字节。
文件的数据块
实际只是字节数组
目录的数据块
目录的数据块应该是目录项，每个目录项都是二元组，（子目录/文件名，所在的索引节点的编号），每个目录项是32字节，每个数据块可以存储16个目录项
磁盘块管理器：easy-fs
- inode位图
- data位图
- device
- 索引节点区的起始块
- 数据块区的起始块
create，在块设备上创建并初始化一个easy-fs
根据inode位图占据的块数（传入的参数），确定inode区有多少个块。剩下的块，/4097向上取整作为数据块的位图占据的块数。
算完了，就把前total blocks（传入的参数）的块清零，第0块是超级块，传入各个区域的块数。
创建根目录，/，先在inode位图中分配一个inode，编号为0，这个inode，就是根目录在索引节点区的索引块。根据inode编号，调用get disk inode pos获得inode所在块和块内偏移，然后就可以调用get block cache和modify。
get disk inode pos：
传入inode id，根据inode的编号（也就是inode位图的编号），找到这个inode节点的block id，以及这个inode节点在这个块中的偏移量（在索引节点区域中，一个块，可以存储多个inode）
索引节点
diskinode是在文件系统中的索引节点，但是文件使用者不关心，让他们看到inode就行，因为他们要直接操作。
inode：
- block id
- block offset
- fs：efs的引用，对实际的设备块进行操作
- block device
使用者的接口
- open：打开efs
- 获取根目录的inode：root_inode方法，其实就是获取编号为0的索引节点的信息，构造一个inode返回
- 文件索引：在根目录->数据块中的目录项，去找对应名字，返回inode。这个过程是根目录inode，通过调用find，先去找name对应的inode，然后返回inode。
目前为止，虽然inode都是以arc的形式存在，但是不需要考虑drop，还不涉及文件/目录的删除，只有数据块的清零
文件列举 ls
收集根目录下所有的文件名，以vec返回
过程：read disk inode获取这个这个inode的真实diskinode的数据，读取diskinode中size，知道了总共有多少目录项，然后for循环获取
文件创建 create
检查文件是否已经在根目录下面了，如果存在返回Non额，不存在就新建一个（分配一个inode），把目录项插入到根目录的内容（数据块）中
tips：inode是vfs中提供给使用者的接口，虽然inode中有很多方法，和diskinode的方法几乎重名，但是都要通过risk disk inode来进行实际的底层操作，我理解这是为了构建一个完整的规范的抽象层。
文件清空 clear
首先返回所有要清空的数据块的编号，然后判断是不是和size相等，接着dealloc所有的数据块。
调用了clear size：索引块+数据块编号
文件读写
注意点是，在write之前，可能需要扩容，调用扩容方法，是否需要扩容是在扩容方法中判断的
efs的设计思路是作为一个应用库来设计：
作为应用库，可以暂时用std，如果是作为内核的一部分，属于裸机上的应用，必须no std
模拟块设备
基于linux，上的一个文件，视为一个块设备。这个设备需要实现blockdevice接口，前文提到的，设备需要使用efs和vfs使得别人可以使用它，所以需要向fs提供这些接口。
块设备接口
read和write block的时候，需要seek到块的开头位置。
也就是说，一个file是一个大块设备，需要用block size*id来seek到这个块。
打开块设备
创建一个fs.img模拟一个块设备，在块设备上初始化efs。
在内核中需要对接efs：
- 块设备驱动层：驱动块设备，并实现blockdevice的trait
- efs层：接受一个blockdevice并且在上面打开efs
- 内核索引节点层：把inode包装成osinode
- 文件描述符层：为常规文件的osinode实现file trait，才能使应用程序像file一样使用osinode
- 系统调用层：支持对常规文件操作的系统调用
文件简介
os来看file就是字节序列，解析内容是进程的任务。
操作系统把数据按文件来管理，把文件分配给进程。进程用统一接口file来读写数据。
file接口是介于内存和块设备之间的。
UserBuffer是一个字节数组的封装。
read是把文件读到缓冲区，write是把缓冲区的数据写入文件。
块设备驱动层
qemu模拟器平台
virtIO就是一个块设备，是在qemu启动时候的配置参数中声明的。
硬盘内容就是打包的efs镜像，理解为一块有数据的磁盘。
MMIO
内存映射IO，外设的设备寄存器可以通过特定物理地址访问。
qemu中MMIO的物理地址区间是从0x10001000开头的4KB。
为了能访问到外设总线，必须对特定内存区域进行映射。
创建内核地址空间的时候，建立页表映射（MMIO视为一个段）。
virtIO设备需要占用部分内存：VirtQueue环形队列，CPU可以向队列提交virtio的请求，也可以从队列中获取请求的返回。这里涉及到对于内存的分配和回收，需要内核来实现。（根据之前的地址空间的页表机制）
- 分配/回收物理页帧，这些页帧暂时放在QUEUE_FRAMES之中
- 这个队列是页表机制的页表一样的东西，属于硬件与软件的约定
内核索引节点层
osinode，比inode多了一些功能，比如保存了此前访问到的偏移量以及文件的读写权限。
文件描述符层
一个进程可以访问多个文件，每个进程有一个文件描述符表，每个描述符代表一个特定的IO资源。
open或者create一个文件，内核会返回文件描述符，close的时候需要提供文件描述符。
osinode是会放到文件描述符中的文件（因为它自己是一个文件节点，下面挂着数据块），可以进行读写操作，需要file trait。
两个进程无法同时访问一个文件。
文件描述符表
在TCB中加入描述符表。
fd_table：本质是一个vec，存的是option，none代表这个描述符没有被占用
实现应用访问文件（设计相关的系统调用）
文件系统初始化
初始化后可以把efs接入来用。
- 打开块设备，也就是在qemu启动时已经设置好的img，打开blockdevice。
- 从device上打开文件系统
- 获取根目录inode
打开文件
openfile：如果是create，需要清空原有数据块和索引节点，新建一个。
sys_open：app传来一个字符串的首地址，使用它的token翻一下，读取出来，调用openfile。最后返回一个fd。
sys_close：把fd那个项设置为None
基于文件加载执行应用
sys_exec修改：从文件系统中找到这个文件，然后从inode中read全部数据，丢到task.exec