xv6 文件系统
1. xv6 文件系统的整体结构：目录是一棵树
xv6 的文件系统中：
文件 = 字节数组（例如普通文件）
目录 = 一种特殊的文件，里面存的不是内容，而是：
文件名 → inode 号（指向文件的引用）
子目录的引用
所以整个系统形成一棵树：
/ ├── a │ └── b │ └── c路径/a/b/c解析方式：
从根目录
/开始找名字
"a"→ 得到 inode_A在 inode_A 代表的目录里找名字
"b"→ 得到 inode_B在 inode_B 里找
"c"→ 得到 inode_C（文件）
2. 绝对路径 vs 相对路径 + chdir
绝对路径以
/开头，从根开始解析
如：/a/b/c相对路径不以
/开头，从“当前工作目录”开始解析
当前工作目录属于每个进程自己的属性
系统调用chdir(path)会改变调用进程的当前目录。
举例：
chdir("/a"); chdir("b"); open("c", O_RDONLY);执行效果：
当前目录变为
/a然后变为
/a/bopen("c")打开的就是/a/b/c
所以它等价于：
open("/a/b/c", O_RDONLY);3. 创建文件 / 目录 / 设备文件的方法
xv6 提供几种系统调用：
| 系统调用 | 作用 |
|---|---|
mkdir(path) | 创建目录 |
| open(path, O_CREATE | ...) |
mknod(path, major, minor) | 创建设备文件 |
示例
mkdir("/dir"); // 创建目录 fd = open("/dir/file", O_CREATE|O_WRONLY); // 创建文件 close(fd); mknod("/console", 1, 1); // 创建设备文件关键点：设备文件不包含数据
它的 inode 会标记为：
类型：T_DEV
记录设备号 major/minor
当进程 open 这个设备文件时：
内核不会从磁盘读取这个“文件”，
而是把read/write调用转发给对应的内核设备驱动。
4. fstat()：查看文件的信息
struct stat { short type; // 文件类型：目录 / 普通文件 / 设备文件 int dev; // 所在磁盘设备号 uint ino; // inode 编号（关键） short nlink; // 有多少名字指向这个 inode uint size; // 文件大小（字节） };最关键字段：
ino：唯一标识一个文件实体
nlink：有多少文件名指向它（链接数量）
5. 一个 inode 可以有多个名字：link()
文件名只是指向 inode 的“标签”。
一个 inode（真实文件）可以有多个文件名指向它，这叫硬链接（hard link）。
示例：
open("a", O_CREATE|O_WRONLY); // 创建 inode 10，名字 a → inode 10 link("a", "b"); // 添加名字 b → inode 10结果：
"a"指向 inode 10"b"也指向 inode 10inode 10 的 nlink = 2
任何对 a 的读写 = 对 b 的读写
因为它们操作的是同一个 inode。
fstat()会告诉你：
a 与 b 的 inode 号一样
nlink = 2
6. unlink：删除的是“名字”，不是文件本体
unlink(path)做两件事：
删除该目录项（“名字”）
把那个 inode 的 nlink 减 1
如果 nlink > 0：
还有别的名字指着它
inode 不会删除
如果 nlink = 0：
没有任何名字再引用这个 inode
如果没有进程打开它
→ 文件内容和 inode 会被回收
示例：
open("a", ...); link("a", "b"); unlink("a");此时：
"a"删除"b"仍然指向 inode 10nlink 从 2 降到 1
文件仍然存在。
7. 利用 unlink 创建临时文件（Unix 经典技巧）
代码：
fd = open("/tmp/xyz", O_CREATE|O_RDWR); unlink("/tmp/xyz");含义：
/tmp/xyz被创建，inode 20 的 nlink=1unlink 删除名字
"xyz"→ nlink=0但进程仍然持有 fd 指向 inode 20
所以 inode 不会删除
结果：
文件没有名字 → 外部不可见
进程仍可通过
fd读写它当进程退出 / 关闭 fd → inode 自动删除
这是 Unix 最推荐的“安全临时文件”方式。
8. 为什么 xv6 的 mkdir / ln / rm 都是用户程序？
因为它们只需要执行：
系统调用（mkdir、link、unlink 等）
系统调用操作真正的文件系统：
不依赖进程的内部状态
所以用单独的进程执行完全没问题
这符合 Unix 的“用户态工具 + 小内核”哲学。
9. 唯一例外：cd 必须在 shell 内部实现
为什么？
因为：
shell 每次执行命令前都会 fork 一个子进程来执行外部命令
如果 cd 是外部命令，它会运行在子进程中
那么：
$ cd /a/b会发生：
shell fork 出子进程
子进程执行 cd → 改变子进程的当前目录
子进程退出
回到父进程 shell，当前目录没变！
也就是说：
子进程 chdir() 没法改变父进程（shell）的当前目录。
所以：
cd 必须直接在 shell 进程里执行
shell 不能 fork，它必须自己调用
chdir()
这就是为什么：
mkdir, rm, ln 等可以自成程序
但 cd 必须写死在 shell 代码里（built-in 命令）
总结
文件名只是 inode 的引用，目录是一棵树结构。
路径解析由当前目录决定，chdir 改变当前进程目录。
mkdir/open/mknod 分别创建目录、普通文件、设备文件。
inode 是文件本体，有唯一编号和链接数（nlink）。
link 为同一 inode 创建第二个名字。
unlink 删除“名字”，只有 nlink=0 且无 fd 才删除文件本体。
open + unlink 可创建“无名字的临时文件”。
xv6 文件操作命令都是用户程序，唯独 cd 必须在 shell 内运行，因为子进程不能改变父进程目录。