主线四:治法 3——调用方迁移

主线四:治法 3——调用方迁移,把每条 SMP 路径换成 per-call `KmBuf`

API 给了,接下来是体力活——逐个把 SMP 路径上的调用方迁到双参版 + 自带 KmBuf。这是最容易漏的地方,得讲清每个调用方迁了之后消除了哪个具体 clobber 点。

resolve_disk_block_——读 indirect 指针数组那条最敏感的路径(主线一里 wild 块号的直接来源)。它原本 clobber block_buf_,现在加一个 uint8_t* scratch 参数,由上层 Ext2FileOps::read 传进来:

cpp

uint32_t Ext2FileOps::resolve_disk_block_(const Ext2Inode& disk, uint64_t file_block,
                                          uint64_t block_ptrs_per_block, uint8_t* scratch) {
    ...
    if (!ext2_.read_block(indirect_block, scratch)) return 0;
    const auto* indirect = reinterpret_cast<const uint32_t*>(scratch);
    uint32_t    blk      = indirect[file_block - EXT2_DIRECT_BLOCKS];

(ext2_common.cpp:196-219)double-indirect 那段(ext2_common.cpp:221-238)同理,二级都用同一个 scratch——因为这条解析路径上「读完一级解析完再读下一级」,是顺序的,一块 buffer 够。

上层 read() 自己 new 一块 KmBuf,出函数自动释放:

cpp

// SMP-safe per-call scratch ...
KmBuf scratch(4096);
if (!scratch) {
    return cinux::lib::Error::IOError;  // slab OOM
}
...
uint32_t disk_block = resolve_disk_block_(disk, file_block, block_ptrs_per_block, scratch.data());

(ext2_common.cpp:97-113)

get_or_alloc_block——独立 zbuf,不再「写完重读」覆盖父 array。这条路径上要给新分配的块清零并写盘。老代码用 block_buf_,清零那一下就把刚读进来的 indirect 数组覆盖了,所以老逻辑只能「写完再重读父数组」;现在给清零一块独立 zbuf,父 array 的 buf 原封不动:

cpp

KmBuf zbuf(4096);
if (!zbuf || !zero_and_write_block(data_blk, zbuf.get())) { free_block(data_blk); return 0; }
// zbuf was a separate buffer, so child_ptrs (the child array in child_buf)
// is still intact -- patch and write.
child_ptrs[idx2] = data_blk;
if (!write_block(child_blk, child_buf.get())) { ... }

(ext2_inode.cpp:446-453)。源码注释把这点写得很直白(ext2_inode.cpp:376-381):「the old shared-block_buf_ code had to re-read the parent each time because zeroing the child clobbered the only buffer」。迁完之后 double-indirect 的两层 walk 各自一块 KmBuf(di_buf / child_buf),互不踩。

read_disk_inode / write_disk_inode——各自 KmBuf,顺手把 locate_inode_block 改成「只算术不读」。这俩是 RMW 风格(读 inode 所在块、patch inode 槽、写回),原来共用 block_buf_,现在各自一块:

cpp

bool Ext2::read_disk_inode(uint32_t ino, Ext2Inode& out_inode) {
    InodeLoc loc{};
    if (!locate_inode_block(ino, loc)) { return false; }
    KmBuf buf(4096);
    if (!buf) { return false; }
    if (!read_block(loc.target_block, buf.get())) { ... }
    memcpy(&out_inode, buf.data() + loc.within_block_offset, sizeof(Ext2Inode));
    return true;
}

(ext2_inode.cpp:48-63)write_disk_inode 同款(ext2_inode.cpp:65-87)。

同时,locate_inode_block 从「定位 + read_block 它」改成只做算术定位(算 target_block 和 within_block_offset),把「读块」交给上层各自的 KmBuf:

cpp

// Pure arithmetic bounds check; the block read is the caller's job
// (read_disk_inode / write_disk_inode each use their own KmBuf so two
// CPUs touching different inodes don't share block_buf_).

(ext2_inode.cpp:38-40)。这一改直接去掉一处共享读写——定位逻辑本来就不需要真读块,读是上层的活,让它显式地用自己的 buffer 读。

bitmap alloc/free —— 每次进 alloc_block / free_block 自己 KmBuf:

cpp

KmBuf blk_buf(4096);
if (!blk_buf || !read_block(bitmap_block, blk_buf.get())) { ... }
auto* bitmap = blk_buf.data();

(ext2_block.cpp:43-50,free_block 见 ext2_block.cpp:124-128)。

Ext2FileOps::read —— 用 scratch.data()(主线三已贴)。directory readdir —— Ext2DirOps::readdir 在 ext2_dirops.cpp 里,每个目录块自己 KmBuf buf(4096)(ext2_dirops.cpp:73)。同理,目录写路径 add_dir_entry(在另一个文件 ext2_directory.cpp)也是每个目录块一块独立 KmBuf dir_buf(ext2_directory.cpp:43-50),逻辑一致。

迁移策略不是一把梭,是按路径逐个替换 + 每个 grep 确认 block_buf_ 不再出现在 SMP 路径——这跟 lab 的 grep 验收呼应。最后一公里的风险要讲明:漏一个调用点就是留一个 race。所以 lab 不让读者改代码,而是让读者自己 grep 验收无残留——把迁移纪律内化成「能自己判断 block_buf_ 还该出现在哪儿」。

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主线四:治法 3——调用方迁移,把每条 SMP 路径换成 per-call KmBuf ​

主线四:治法 3——调用方迁移

主线四:治法 3——调用方迁移,把每条 SMP 路径换成 per-call `KmBuf`