[MIT 6.1810]Xv6 Chapter 1

Operating system interfaces

操作系统的工作是：

1. 在多个程序间共享一台电脑
2. 提供一套比硬件更有用的服务

操作系统：

1. 管理并抽象底层硬件
2. 在多个程序间共享硬件
3. 提供一种受控的程序交互方式

操作系统是通过接口来向程序提供服务的。

每个进程（运行中的程序），都有指令、数据、栈。

进程通过系统调用（system call）来使用操作系统提供的服务。

1.1 Processes and memory

进程由用户空间的内存（指令、数据、栈）和一些状态组成。xv6是分时操作系统，每个进程都有一个唯一的PID来标识。

fork 系统调用

fork系统调用完全复制调用者的内存给新进程，然后在原进程和新进程中返回，原进程中返回值为新进程的PID，新进程中的返回值为0。

需要注意的是，父子进程之间的内存空间是相互独立的，即每个进程都有一份自己的拷贝。

wait 系统调用

wait系统调用返回当前进程的一个退出的子进程的PID，并且将子进程的退出状态拷贝到指定内存中。如果没有退出的子进程，wait阻塞等待。如果当前进程没有子进程，wait立即返回-1。如果不关心子进程的退出状态，可以传入一个0地址。

exec系统调用

exec系统调用负责用存储在文件系统中的可执行文件加载新的内存镜像，替换调用进程的内存。这个可执行文件必须遵循特定格式，定义了文件的各个部分，例如哪些部分包含指令和数据，以及从哪个指令开始执行。在 xv6 中，使用的是 ELF（可执行与可链接格式），详见第三章。

通常，这个可执行文件是通过编译程序源代码生成的。当 exec 成功调用时，控制权不会返回到原程序，而是从 ELF 头部指定的入口点开始执行新加载的指令。exec 需要两个参数：可执行文件的名称和一个字符串数组，包含传递给新进程的参数。大多数程序通常会忽略掉字符串数组的第一个参数，一般是程序的名字。

为什么 fork 和 exec 是分离的

操作系统利用这种分离机制实现IO重定向。同时，为了避免创建一个子进程然后马上调用 exec 调换掉内存，操作系统通过虚拟内存的一些技巧来优化，例如copy on write。

申请内存

xv6大多数时候隐式申请用户空间的内存，但是进程也可以通过调用 sbrk(n) 来申请更多的内存空间，该函数返回申请内存的起始地址。

1.2 I/O and File descriptors

文件描述符是一个整数，代表着一个内核管理的object，进程可以从这个object读，或向这个object写。

一个进程可以通过

1. 打开文件、目录、设别
2. 创建管道；
3. duplicating一个文件描述符

来获得文件描述符。

文件描述符这种抽象使得我们可以不用关注文件的种类，无论是文件、管道、设备，我们都将他们视为字节流来处理。

内部，xv6内核将文件描述符用作每个进程的打开文件表的索引。通常，一个进程从文件描述符0读取输入（标准输入），向文件描述符1输出（标准输出），将错误信息输出到文件描述符2（标准错误）。

read(fd, buf, n) 系统调用

该系统调用从fd指向的object读取至多n个字节，拷贝到buf内，并返回读取的字节数。

每个文件描述符都有一个关联的偏移量，read 会更新这个偏移量，指向下一个未被读取的字节。

当没有更多的字节可读时，read 会返回0。

write(fd, buf, n) 系统调用

该系统调用向fd写n个字节，返回实际写入的字节数。只有当错误发生的时候，实际写入的字节数才不等于n。

close(fd) 系统调用

该系统调用释放一个文件描述符，使之可以为之后的文件使用。

一个新的文件描述符总是当前进程中最小的未使用的文件描述符。

fork 和文件描述符

fork 会将父进程的打开文件表复制给子进程，子进程和父进程的打开文件是一样的。

exec 会替换调用进程的内存，但是会保留打开文件表。

这种行为使得shell可以简单的实现IO重定向。

cat < input.txt 的简单实现

char *argv[2];
argv[0] = "cat";
argv[1] = 0;
if (fork() == 0)
{
    // child
    close(0);
    open("input.txt", O_RDONLY);
    exec("/bin/cat", argv);
}
C

关键点是子进程先关闭了文件描述符0，然后再打开input.txt，这是操作系统会将文件描述符0分配给这个文件。

父进程的文件描述符并不会被改变，因为子进程有一张自己的打开文件表。

需要注意的是，虽然fork会复制打开文件表，但是每个文件描述符关联的偏移在父子进程间是共享的。

open 系统调用

该系统调用打开一个文件，并返回相应的文件描述符。

第二个参数可以是(kerenl/fcntl.h)：

• O_RDONLY
• O_WRONLY
• O_RDWR
• O_CREATE
• O_TRUNC

dup(fd) 系统调用

该系统调用复制一个文件描述符，返回一个指向相同object的文件描述符。这两个文件描述符共享偏移，类似fork。

Two file descriptors share an offset if they were derived from the same original file descriptor by a sequence of fork and dup calls. Otherwise file descriptors do not share offsets, even if they resulted from open calls for the same file

通过 fork 和 dup 获得的文件描述符和都共享相同的偏移。

1.3 Pipes

管道是内核中的一个小缓冲区，通过一对文件描述符暴露给进程。这是进程间通信的一种方式。

pipe 系统调用

该系统调用创建一个新的管道，并将一对文件描述符放到参数指定的整数数组中。

如果没有可读数据，读一个管道可能会：

• 阻塞直到数据到来
• 阻塞直到所有对管道写端的文件描述符被关闭

第二种情况会返回0。

管道相较临时文件的优势：

1. 管道会自动清理
2. 管道可以处理任意长度的数据，而临时文件必须要求硬盘有足够的空间
3. 管道允许管道的不同阶段并行执行

1.4 File system

xv6文件系统提供数据文件，包含字节流；提供目录，包含指向数据文件和其他目录文件的引用。

目录以树的形式组织，以/开始的路径以根目录为根，不以/开始的路径以当前进程当前的工作目录为根（可以通过chdir系统调用来改变）。

mkdir 系统调用创建一个新的目录，open 系统调用通过指定 O_CREATE 选项来创建一个新的数据文件， mknode 系统调用创建一个新的设备文件。该系统调用通过两个参数来唯一标识一个内核设备（主、副设备号）。

文件名和文件本身是不同的。同一个文件由一个唯一的inode来标识；同一个文件可以有多个文件名，即链接。

每个链接由一个目录中的目录项组成，这个目录项包含一个文件名以及一个指向文件inode的指针。

每个inode保存着文件的元数据，包括种类，长度，磁盘位置，以及链接数等。

fstat 系统调用

该系统调用从inode中获取文件的元数据，并将数据填入 stat 结构体中。（kernel/stat.h）

link 系统调用

该系统调用创建一个链接。读写该链接和读写原文件操作的是同一个文件。

unlink 系统调用

该系统调用删除一个链接。只有当指向同一个inode的所有链接都被删除的时候，才会真正释放inode和文件内容。

一种约定俗称的创建一个临时inode方法:

fd = open("/tmp/xyz", O_CREATE | O_RDWR);
unlink("/tmp/xyz");
C

当进程调用close或者退出后，这个inode会被自动清理。