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LinusWangg-rCore-LearningSummary

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lab1实验总结和疑难点

ch3的实验相对来说较为简单，由于系统调用任务增加任务各自的系统调用数量syscall_times并且要得到任务的相关属性taskinfo，所以在任务控制块TaskControl那里的inner模块中加入相关的变量记录即可。

lab2实验总结和疑难点

ch4的实验开始就有一些难度，特别是mmap和munmap不知道该怎么实现，于是我使用逆推的办法，mmap和munmap都是要对一部分虚拟地址进行alloc和dealloc操作，所以从这一点出发找到了当前任务的memory_set，然后对该任务的memory_set那部分虚拟地址进行insert_frame和unmap即可，然后再用接口暴露给系统调用即可。

lab3实验总结和疑难点

ch5的实验比ch4相对来说简单一点，sys_spawn只需要复制一遍fork改一些参数即可，轮转调度只需要在fetch_task的时候对每个task的当前stride进行比较，挑选得到相应的task即可。

lab4实验总结和疑难点

ch6的实验很难，因为涉及的结构体很多以及各个结构体之间存在相互有关的关系，于是我根据文档整理了一下接口。

File

  1. readable: 返回可读属性
  2. writable: 返回可写属性
  3. read(mut user_buf): user_buf获取输入信息, 返回1
  4. write(user_buf): 打印user_buf信息，返回长度

TaskControlBlockInner

  1. 新增fd_table: Vec<Option<Arc<dyn File + Send + Sync>>>

Syscall

  1. sys_write(fd, buf, len)：fd为程序输入到那个文件，将文件的信息输出出来
  2. sys_read(fd, buf, len)：将用户输入放到buf中
  3. sys_openat(dirfd, path, sflags, mode)：用各种不同的读写方式打开文件

BlockDevice

  1. read_block(block_id, &mut buf)：将blockid对应的块内容读到buf中
  2. write_block(block_id, &buf)：将buf写到对应block

一个块512字节，512*8bit

BlockCache

  1. 由512个8bit，block_id, block_device:Arc和modified组成
  2. addr_of_offset(offset)：返回offset位置的cache元素。
  3. get_ref(offset)：获取offset位置的模板T的对应指针。
  4. get_mut(offset)：同上但可以修改。
  5. read(offset): get_ref。
  6. modify(offset): get_mut。
  7. drop：如果修改了将结果写到对应block中。

ClockCacheManager

  1. 由Arc<Mutex>组成的VecDeque
  2. get_block_cache(block_id, block_device)：从VecDeque中获取对应的block_cache，如果queue满了则弹出强引用计数为1的cache然后存入queue，就是弹出自己再加入。

easy-fs布局

SuperBlock

  1. 由合法性验证的魔数magic，文件系统的总块数total_blocks，索引节点位图，索引节点区域，数据块位图，数据块区域组成。
  2. initialize()：有磁盘块管理器传入初始化参数
  3. is_valid():判断是否合法。

Bitmap

  1. 由start_block_id和blocks组成，起始块编号和块数
  2. alloc(block_device)：先得到bits64_pos和inner_pos为第blockid块磁盘中未完全分配，然后发现是这一块的第bits64_pos个64位没完全分配，再找到这个第64位的第一个0处于的比特位赋值为1，并返回这一位在整个Bitmap中从startblock一开始处于第几位。

DiskInode

  1. 由文件字节数size，直接块编号，间接块编号组成。
  2. initialze()，初始化。
  3. is_dir(): 是否为目录。
  4. is_file(): 是否为文件。
  5. get_block_id(inner_id, block_device): 获取inner_id对应的文件存储的blockid。
  6. data_blocks(): 得到一共占了多少数据块，向上取整。
  7. total_blocks(): 数据块与索引块的总和。
  8. blocks_num_needed(new_size): 得到从size扩容到new_size需要的额外数据块。
  9. increase_size(new_size, new_blocks, block_Device): 扩容函数。
  10. clear_size(block_Device): 清空文件内容，返回一个Vec重新送给磁盘块管理器进行调度。
  11. read_At(offset, buf, block_device): 将文件内容从offset字节开始的部分读到buf中。返回读到的字节数。
  12. write_at(): 同上实现但是需要increase_size。

DirEntry

  1. 由目录名和inode_number组成。

EasyFileSystem

  1. 由block_device, inode_bitmap, data_bitmap, inode_area_start_block和data_area_Start_block组成。
  2. create(block_Device, total_blocks, inode_bitmap_blocks): 创建efs实例并且将第0快设置为超级块
  3. open(block_device)：将编号位0的超级块读出然后构造efs实例。
  4. get_disk_inode_pos(inode_id): 得到inode_id对应的数据块在第几块以及offset。
  5. get_Data_block_id(data_block_id)：同上，得到数据块所在的实际位置
  6. alloc_inode(), alloc_Data(): 返回alloc所在的数据块id。
  7. dealloc_Data(block_id): 将cache中blockid的块清零并且释放block_id-data_Area_Start_id的空间。
  8. root_inode(efs): 获取根目录的inode。

Inode

  1. 由block_id, block_offset, fs文件系统， block_Device组成。
  2. read_disk_inode()
  3. modify_disk_inode()
  4. find(name): 根据名字得到对应存inode的位置并且构造Inode。
  5. find_inode_id(name, disk_inode): 对文件系统进行遍历查找取出每个DirEntry并得到相应的目录名与name进行比对，返回DirEntry的Inodenumber。
  6. ls同上但是把每个dirent的名字记下来。
  7. create(name)：先查有没有当前name的inode，然后alloc一个新inode并且得到存储inode需要的数据块id和偏移，然后将新文件目录项插入到根目录内容中。
  8. clear():
  9. read_at(offset, buf: &mut [u8]): disknode.read_at.
  10. write_at同上，但需要扩容
  11. increa_size(new_size, disk_inode, fs): disk_inode.increase_size。

然后继续使用逆推法得到Inode应该是整个的核心代码编写处，关键之处在于要得到inode_id，因为没有直接的name查询的接口，需要使用inode_id进行linkat和unlinkat的维护，疑难点在于接口太多，这一部分我借鉴了以往同学的报告才得以理解。

lab5实验总结和疑难点

ch8的实验相对来说比较简单，在每个mutex和sem里记录分给了哪些任务的tid以及还有哪些任务tid在等待就可以得到allocation和need，available我两种方式都写了一下，一种是在process里直接维护，还有一种是每个mutex和sem各自维护，最后得到这些之后进行银行家算法即可。唯一的难点就是别忘记写sys_gettime，我因为没写这个系统调用卡了一天，期间使用过trace但是忽略了gettime的报错，一直trace的是我银行家算法里的数据allocation和need等。