uCore 实现
第六章把程序和普通文件放到磁盘上。一次 read 从进程的文件描述符出发，经过文件对象、inode、块缓存，最后才可能向 VirtIO 设备发起请求。以下代码来自 uCore 2026A 第六章。
文件对象与描述符
每个进程有 16 个文件描述符槽，槽中保存指向全局 filepool 的指针。文件对象保存引用数、读写权限、当前偏移和 inode 指针。两次独立打开同一文件得到两个文件对象，各有自己的偏移；fork 则复制指针并增加引用数，父子进程共享偏移。
inoderead、inodewrite 根据传输的字节数推进文件对象中的偏移。fileclose 在最后一份引用关闭时释放文件对象对 inode 的引用，磁盘上的目录项和文件内容继续保存。
本章 sys_read、sys_write 检查描述符是否有效，并根据文件类型进入控制台或 inode 路径；代码尚未用文件对象的 readable、writable 字段限制这两个调用。O_TRUNC 则通过 itrunc 清空文件内容并回收块。
目录与索引节点
磁盘上的 dinode 保存文件类型、大小和块地址；内存中的 inode 另有设备号、inode 编号和引用数。iget 在内存表中查找或取得一个槽，ivalid 首次使用时从磁盘载入，iupdate 把改动写回。
根目录的 inode 编号是 1。每个目录项占 16 字节，前 2 字节是 inode 编号，后 14 字节是名字。dirlookup 按目录项遍历，dirlink 写入空项或追加新项。此时 namei 直接在根目录查找文件名，还没有逐级解析路径。
内存 inode 的引用数表示当前有多少内核对象持有它，fileclose → iput 会减少这个计数。本章未实现磁盘文件链接数，linkat、unlinkat 和 fstat 系统调用返回 -1。
数据块与磁盘布局
文件系统块大小为 1024 字节。一个磁盘 inode 有 12 个直接块地址，以及一个一级间接块地址；间接块可保存 256 个地址。文件内逻辑块号 0–11 直接查 inode，12–267 则在间接块中查找。最大文件长度为 268 个块。
bmap 把文件内的逻辑块号转换为磁盘块号，缺块时调用 balloc。writei 按块写入并更新 inode 的大小和块地址；readi 按文件大小截断读取范围，再通过 bread 取得相应块。
本次镜像有 1000 个块：块 0 为引导块，块 1 为超级块，块 2–14 存放 inode，块 15 为位图，数据区从块 16 开始。位图管理磁盘块，内存 inode 表则管理当前载入的 inode；两者容量不同。
块缓存与写回
bcache 有 30 个缓存项。bget 先查找相同设备号和块号；未命中时，从链表尾部挑选无人引用的缓存项。bread 只在缓存尚无有效内容时读取设备；bwrite 把缓存内容写回设备；brelse 释放引用并调整链表次序。
目录、位图、inode 和文件数据都经过这套缓存。itrunc 依次释放直接数据块、间接数据块与间接索引块，再更新 inode。磁盘写入按块发生，这个文件系统没有日志事务。
磁盘请求
virtio_disk_rw 用三个描述符组成一次请求：请求头、数据缓冲区和完成状态。文件系统块为 1024 字节，设备扇区为 512 字节，因此扇区号是文件系统块号的两倍。
驱动将请求放入 available ring，通知设备，然后等待完成。设备中断进入 virtio_disk_intr；该函数读取 used ring、检查状态并标记请求完成。由 bread 进入驱动的是读请求，由 bwrite 进入驱动的是写请求。缓存命中时，bread 不会再次访问设备。
程序装载与资源释放
bin_loader 从磁盘读取平坦二进制文件，从用户地址 0x1000 起逐页装入。程序之后留一页未映射空间，再建立用户栈。exec 换掉旧用户映射并装入新程序，进程已打开的文件仍在描述符表中。
进程退出时，freeproc 释放用户页表并逐个关闭文件。父进程以后从僵尸进程表项取回退出码；磁盘文件不因进程退出而消失。
运行观察
课程批次以 ch6b_usertest 为初始程序。测试创建文件 filea，写入 Hello, world! 和换行；运行后磁盘上的文件大小为 14 字节。
在运行报告中依次查看 fileopen → readi → bread → virtio_disk_rw，可以区分文件名查找、文件内偏移、块缓存和设备请求。virtio_disk_intr 则对应请求完成。另一条 sys_exec → exec → namei → dirlookup → readi 调用链展示了程序如何从磁盘文件变成用户地址空间中的页面。录制信息保存构建和磁盘镜像记录。