cedis 님의 블로그

Project 4 File System 시리즈 4편FAT, 하위 디렉터리, 디렉터리 fd syscall까지 연결한 뒤 마지막으로 붙인 기능은 symbolic link였다. symlink는 대상 파일을 복사하지 않는다. 작은 inode 하나에 target path를 저장하고, open 과정에서 그 path를 다시 해석한다.핵심부터 말하면이번 구현에서 symlink inode는 실제 파일 데이터를 갖는 대신 target 문자열을 metadata로 저장한다. open("link")가 들어오면 path resolver가 link inode를 발견하고, target path로 이어서 다시 resolve한다. 순환 링크를 막기 위해 최대 깊이는 8로 제한했다.symlink 해석 흐름입력/a/link/filelink..

Project 4 File System 시리즈 3편하위 디렉터리까지 만들었다면 다음 문제는 user program이 그 디렉터리를 어떻게 다루느냐이다. Project 4는 directory도 open()으로 열고, fd를 통해 readdir, isdir, inumber를 호출하게 한다.핵심부터 말하면이번 구현에서는 fd table을 크게 갈아엎지 않고, 디렉터리 inode도 struct file로 열었다. 대신 file_is_dir(), file_readdir(), file_inumber() 같은 wrapper를 추가해서 syscall 계층이 같은 fd 경로로 파일과 디렉터리를 구분하게 했다.fd에서 디렉터리 entry까지user fd정수 fdfd tablefd → file handlestruct fil..

Project 4 File System 시리즈 2편1편에서 FAT와 파일 확장을 만들었다면, 이번에는 파일 이름을 찾는 방식 자체를 바꾼다. Project 4의 디렉터리 테스트는 더 이상 모든 파일이 root 아래에 있다고 봐주지 않는다.핵심부터 말하면기존 파일 시스템은 파일 이름 하나를 root directory에서만 찾으면 됐다. Project 4에서는 /a/b/c, ../x, 현재 작업 디렉터리, ., ..까지 처리해야 한다. 그래서 파일 생성과 삭제도 “부모 디렉터리 찾기 + 마지막 이름 처리”로 나누었다.경로 해석 흐름입력../tmp/a시작점절대경로면 root, 아니면 cwdtoken 순회.., tmp, a결과마지막 inode 또는 부모 dir1. thread가 현재 작업 디렉터리를 가져야 한다..

Project 4 File System 시리즈 1편Project 3까지 완성된 코드 복사본 위에서 Project 4를 구현했다. 이번 글은 그중 첫 번째 축인 FAT 기반 파일 확장을 실제 코드 기준으로 정리한다.핵심부터 말하면기존 Pintos 파일 시스템은 파일이 디스크에서 연속된 sector에 저장된다고 보는 구조였다. Project 4에서는 파일이 커질 수 있고, 디스크 빈 공간이 항상 연속되어 있다는 보장도 없다. 그래서 inode에는 “첫 cluster”만 저장하고, 다음 cluster는 FAT 테이블을 따라가도록 바꿨다.이전 구조의 한계inode가 시작 sector와 길이만 알면 파일 위치를 계산할 수 있었다. 하지만 이 방식은 파일 확장과 조각난 빈 공간에 약하다.바뀐 구조inode는 첫 c..