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文件和目录
概念
随着工夫的推移，无关存储虚拟化造成了两个要害的形象。第一个是文件（file）。文件就是一个线性字节数组，每个字节都能够读取或写入。每个文件都有某种低级名称，通常是某种数字，用户通常不晓得这个名字。因为历史起因，文件的低级名称通常称为 inode 号（inode number）。每个文件都有一个与其关联的 inode 号。
第二个形象是目录（directory）。一个目录，像一个文件一样，也有一个低级名字（即 inode 号），然而它的内容十分具体：它蕴含一个（用户可读名字，低级名字）对的列表。例如，假如存在一个低级别名称为“10”的文件，它的用户可读的名称为“foo”。“foo”所在的目录因而会有条目（“foo”，“10”），将用户可读名称映射到低级名称。目录中的每个条目都指向文件或其余目录。通过将目录放入其余目录中，用户能够构建任意的目录树（directory tree，或目录层次结构，directory hierarchy），在该目录树下存储所有文件和目录。
创立文件
通过调用 open()并传入 O_CREAT 标记，程序能够创立一个新文件。上面是示例代码，用于在当前工作目录中创立名为“foo”的文件。
int fd = open("foo", O_CREAT | O_WRONLY | O_TRUNC);函数 open()承受一些不同的标记。在本例中，程序创立文件（O_CREAT），只能写入该文件，因为以（O_WRONLY）这种形式关上，并且如果该文件曾经存在，则首先将其截断为零字节大小，删除所有现有内容（O_TRUNC）。
open()的一个重要方面是它的返回值：文件描述符（file descriptor）。文件描述符只是一个整数，是每个过程公有的，在 UNIX 零碎中用于拜访文件。因而，一旦文件被关上，如果你有权限的话，就能够应用文件描述符来读取或写入文件。这样来看，一个文件描述符就是一种权限（capability），即一个不通明的句柄，它能够让你执行某些操作。另一种对待文件描述符的办法，是将它作为指向文件类型对象的指针。一旦你有这样的对象，就能够调用其余“办法”来拜访文件，如 read()和 write()。
读写文件
文件胜利关上后，就能够对文件进行读写。read()是读取文件的零碎调用，它的原型如下：
size_t read(int fildes, void *buf, size_t nbytes);read()的第一个参数是文件描述符，一个过程能够同时关上多个文件，因而描述符使操作系统可能晓得某个特定的读取援用了哪个文件。第二个参数指向一个用于搁置 read()后果的缓冲区。第三个参数是缓冲区的大小。对 read()的胜利调用返回它读取的字节数。
零碎调用 write()的原型如下：
size_t write(int fildes, const void *buf, size_t nbytes);它的作用是把缓冲区 buf 的前 nbytes 个字节写入与文件描述符 fildes 关联的文件中，它返回理论写入的字节数。
扭转文件偏移量
有时可能读取或写入文件中的特定偏移量是有用的。例如，如果你在文本文件上构建了索引并利用它来查找特定单词，最终可能会从文件中的某些随机偏移量中读取数据。为此，咱们能够应用 lseek()零碎调用。上面是函数原型：
off_t lseek(int fildes, off_t offset, int whence);第一个参数是一个文件描述符。第二个参数是偏移量，它将文件偏移量定位到文件中的特定地位。第三个参数，因为历史起因而被称为 whence，指定了搜寻的执行形式。
对于每个过程所有关上的文件，操作系统都会跟踪一个“以后”偏移量，这将决定在文件中下一次读取或写入开始的地位。因而，关上文件的形象包含它以后的偏移量，偏移量的更新有两种形式。第一种是当产生 N 个字节的读或写时，N 被增加到以后偏移，因而每次读取或写入都会隐式更新偏移量。第二种是 lseek，它显式扭转下面指定的偏移量。
请留神，lseek()调用只是在 OS 内存中更改一个变量，该变量跟踪特定过程的下一个读取或写入开始的偏移量 。调用 lseek() 与挪动磁盘臂的磁盘的寻道（seek）操作无关，执行 I / O 时，依据磁头的地位，磁盘可能会也可能不会执行理论的寻道来实现申请。
同步写入
大多数状况下，当程序调用 write()时，它只是通知文件系统：在未来的某个时刻，将此数据写入长久存储。出于性能的起因，文件系统会将这些写入在内存中缓冲（buffer）一段时间。在稍后的工夫点，才会将写入理论发送到存储设备。
从应用程序的角度来看，写入仿佛很快实现，并且只有在极少数状况下（例如，在 write()调用之后但写入磁盘之前，机器解体）数据会失落。然而，有些应用程序须要的不只是这种保障。例如，在数据库管理系统（DBMS）中，常常要求可能强制写入磁盘。
为了反对这些类型的应用程序，大多数文件系统都提供了一些额定的管制 API。在 UNIX 中，提供给应用程序的接口被称为 fsync。当过程针对特定文件描述符调用 fsync()时，文件系统通过强制将所有脏数据写入磁盘来响应。
文件重命名
罕用的 Linux 命令 mv，就应用了零碎调用 rename(char old, char new)，它只须要两个参数：文件的原来名称和新名称。
rename()调用提供了一个保障：它通常是一个原子（atomic）调用。如果零碎在重命名期间解体，文件将被命名为旧名称或新名称，不会呈现奇怪的中间状态。因而，对于反对某些须要对文件状态进行原子更新的应用程序，rename()十分重要。
获取文件信息
除了文件拜访之外，咱们还心愿文件系统可能保留对于它正在存储的每个文件的信息，咱们通常将这些数据称为文件元数据（metadata）。要查看特定文件的元数据，咱们能够应用 stat()或 fstat()零碎调用。
每个文件系统通常将这种类型的信息保留在一个名为 inode 的 stat 构造体中。stat 构造体的详细信息如下所示：
struct stat {
dev_t st_dev; /* ID of device containing file */
ino_t st_ino; /* inode number */
mode_t st_mode; /* protection */
nlink_t st_nlink; /* number of hard links */
uid_t st_uid; /* user ID of owner */
gid_t st_gid; /* group ID of owner */
dev_t st_rdev; /* device ID (if special file) */
off_t st_size; /* total size, in bytes */
blksize_t st_blksize; /* blocksize for filesystem I/O */
blkcnt_t st_blocks; /* number of blocks allocated */
time_t st_atime; /* time of last access */
time_t st_mtime; /* time of last modification */
time_t st_ctime; /* time of last status change */
};你能够看到有对于每个文件的大量信息，包含其大小、低级名称（即 inode 号）、一些所有权信息以及无关何时文件被拜访或批改的一些信息等等。
删除文件
如果用过 UNIX，你晓得只需运行程序 rm 就能够删除一个文件。然而，rm 应用什么零碎调用来删除文件？
答案是 unlink，unlink()只须要待删除文件的名称，并在胜利时返回零。
创立目录
除了文件外，还能够应用一组与目录相干的零碎调用来创立、读取和删除目录。请留神，你永远不能间接写入目录。因为目录的格局被视为文件系统元数据，所以你只能间接更新目录，例如通过在其中创立文件、目录或其余对象类型。通过这种形式，文件系统能够确保目录的内容始终合乎预期。
要创立目录，能够用零碎调用 mkdir()。新创建的目录被认为是“空的”，空目录有两个条目：一个援用本身的条目，一个援用其父目录的条目。前者称为“.”目录，后者称为“..”目录。
读取目录
既然咱们创立了目录，也可能心愿读取目录。上面是一个打印目录内容的示例程序。该程序应用了 opendir()、readdir()和 closedir()这 3 个调用来实现工作。咱们只需应用一个简略的循环就能够一次读取一个目录条目，并打印目录中每个文件的名称和 inode 编号。
int main(int argc, char *argv[]) {DIR *dp = opendir(".");
assert(dp != NULL);
struct dirent *d;
while ((d = readdir(dp)) != NULL) {printf("%d %s\n", (int) d->d_ino, d->d_name);
}
closedir(dp);
return 0;
}因为目录只有大量的信息（基本上，只是将名称映射到 inode 号，以及大量其余细节），程序可能须要在每个文件上调用 stat()以获取每个文件的更多信息，例如长度或其余详细信息。
删除目录
你能够通过调用 rmdir()来删除目录。然而，与删除文件不同，删除目录更加危险，因为你能够应用单个命令删除大量数据。因而，rmdir()要求该目录在被删除之前是空的（只有“.”和“..”条目）。如果你试图删除一个非空目录，那么对 rmdir()的调用就会失败。
硬链接
咱们来议论一种在文件系统树中创立条目标新办法，即 link()零碎调用。link()零碎调用有两个参数：一个旧路径名和一个新路径名。当你将一个新的文件名“链接”到一个旧的文件名时，实际上创立了另一种援用同一个文件的办法。命令行程序 ln 用于执行此操作，如上面的例子所示：
prompt> echo hello > file
prompt> cat file
hello
prompt> ln file file2
prompt> cat file2
hellolink 只是在要创立链接的目录中创立了另一个名称，并将其指向原有文件的雷同 inode 号（即低级别名称）。当初就有了两个可读的名称（file 和 file2），都指向同一个文件。通过打印每个文件的 inode 号，咱们能够在目录中看到这一点：
prompt> ls -i file file2
67158084 file
67158084 file2
prompt>创立一个文件时，实际上做了两件事。首先，要构建一个构造（inode），它将跟踪简直所有对于文件的信息，包含其大小、文件块在磁盘上的地位等等。其次，将人类可读的名称链接到该文件，并将该链接放入目录中。
让咱们回到删除文件所提到的 unlink()调用上来。当文件系统勾销链接文件时，它查看 inode 号中的援用计数（reference count）。该援用计数（有时称为链接计数，link count）容许文件系统跟踪有多少不同的文件名已链接到这个 inode。调用 unlink()时，会删除人类可读的名称与给定 inode 号之间的“链接”，并缩小援用计数。只有当援用计数达到零时，文件系统才会开释 inode 和相干数据块，从而真正“删除”该文件。
符号链接
还有一种十分有用的链接类型，称为符号链接（symbolic link），有时称为软链接（soft link）。事实表明，硬链接有点局限：你不能创立目录的硬链接（因为放心会在目录树中创立一个环）。你不能硬链接到其余磁盘分区中的文件（因为 inode 号在特定文件系统中是惟一的，而不是跨文件系统），等等。因而，人们创立了一种称为符号链接的新型链接。
要创立这样的链接，能够应用雷同的程序 ln，但须要应用 - s 标记。
prompt> echo hello > file
prompt> ln -s file file2
prompt> cat file2
hello除了外表类似之外，符号链接实际上与硬链接齐全不同。第一个区别是符号链接自身实际上是一个不同类型的文件。运行 ls 也揭示了这个事实，能够看到惯例文件最左列中的第一个字符是“-”，目录是“d”，软链接是“l”。你还能够看到符号链接的大小，以及链接指向的内容。
prompt> ls -al
drwxr-x--- 2 remzi remzi 29 May 3 19:10 ./
drwxr-x--- 27 remzi remzi 4096 May 3 15:14 ../
-rw-r----- 1 remzi remzi 6 May 3 19:10 file
lrwxrwxrwx 1 remzi remzi 4 May 3 19:10 file2 -> filefile2 是 4 个字节，起因在于造成符号链接的形式，行将链接指向文件的路径名作为链接文件的数据。
最初，因为创立符号链接的形式，有可能造成所谓的悬空援用（dangling reference）。删除名为 file 的原始文件会导致符号链接指向不再存在的路径名。
创立并挂载文件系统
咱们当初曾经理解了拜访文件、目录和特定类型链接的根本接口。咱们再来探讨另一个话题：如何从许多底层文件系统组建残缺的目录树。这项工作的实现是先制作文件系统，而后挂载它们，使其内容能够拜访。
为了创立一个文件系统，大多数文件系统提供了一个工具，通常名为 mkfs。思路如下：作为输出，为该工具提供一个设施（例如磁盘分区，例如 /dev/sda1），一种文件系统类型（例如 ext3），它就在该磁盘分区上写入一个空文件系统，从根目录开始。
然而，一旦创立了这样的文件系统，就须要在对立的文件系统树中进行拜访。这个工作是通过 mount 程序实现的。mount 的作用很简略：以现有目录作为指标挂载点（mount point），实质上是将新的文件系统粘贴到目录树的这个点上。
文件系统实现
咱们将介绍一个简略的文件系统实现，称为 VSFS（Very Simple File System，简略文件系统），它是典型 UNIX 文件系统的简化版本。
整体组织
咱们须要做的第一件事是将磁盘分成块（block）。简略的文件系统只应用一种块大小，这里正是这样做的，咱们抉择罕用的 4KB。
因而，咱们对构建文件系统的磁盘分区的认识很简略：一系列块，每块大小为 4KB。在大小为 N 个 4KB 块的分区中，这些块的地址为从 0 到 N−1。假如咱们有一个十分小的磁盘，只有 64 块：
为了构建文件系统，须要在这些块中存储什么。当然，首先想到的是用户数据。咱们将用于寄存用户数据的磁盘区域称为数据区域（data region），简略起见，将磁盘的固定局部留给这些块，例如磁盘上 64 个块的最初 56 个：
文件系统还必须记录每个文件的信息，该信息是元数据（metadata）的要害局部。为了存储这些信息，文件系统通常有一个名为 inode 的构造。为了寄存 inode，咱们还须要在磁盘上留出一些空间。咱们将这部分磁盘称为 inode 表（inodetable），它只是保留了一个磁盘上 inode 的数组。因而，假如咱们将 64 个块中的 5 块用于 inode，磁盘当初看起来如下：
inode 通常不是那么大，假如每个 inode 有 256 字节，一个 4KB 块能够包容 16 个 inode，而咱们下面的文件系统则蕴含 80 个 inode。在咱们简略的文件系统中，这个数字示意文件系统中能够领有的最大文件数量。
咱们还须要某种办法来记录 inode 或数据块是闲暇还是已调配。当然，可能有许多调配记录办法。咱们抉择一种简略而风行的构造，称为位图（bitmap），一种用于数据区域（数据位图，data bitmap），另一种用于 inode 表（inode 位图，inode bitmap）。位图是一种简略的构造：每个位用于批示相应的对象 / 块是闲暇（0）还是正在应用（1）。因而新的磁盘布局如下，蕴含 inode 位图（i）和数据位图（d）：
在极简文件系统的磁盘结构设计中，还有一块。咱们将它保留给超级块（superblock），在下图中用 S 示意。超级块蕴含对于该特定文件系统的信息，包含例如文件系统中有多少个 inode 和数据块、inode 表的开始地位等等。它可能还包含一些幻数，来标识文件系统类型。
在挂载文件系统时，操作系统将首先读取超级块，初始化各种参数，而后将该卷增加到文件系统树中。当卷中的文件被拜访时，零碎就会晓得在哪里查找所需的磁盘上的构造。
文件组织：inode
文件系统最重要的磁盘构造之一是 inode，简直所有的文件系统都有相似的构造。每个 inode 都由一个数字（称为 inumber）隐式援用，咱们之前称之为文件的低级名称（low-levelname）。在 VSFS 中，给定一个 inumber，你应该可能间接计算磁盘上相应节点的地位。假如 inode 区域从 12KB 开始（即超级块从 0KB 开始，inode 位图在 4KB 地址，数据位图在 8KB，因而 inode 表紧随其后）。因而，在 VSFS 中，咱们为文件系统分区的结尾提供了以下布局：
要读取 inode 号 32，文件系统首先会计算 inode 区域的偏移量（32×inode 的大小，即 8192），将它加上磁盘 inode 表的起始地址（inodeStartAddr = 12KB），从而失去心愿的 inode 块的正确字节地址：20KB。回忆一下，磁盘不是按字节可寻址的，而是由大量可寻址扇区组成，通常是 512 字节。因而，为了获取蕴含索引节点 32 的索引节点块，文件系统将向节点（即 40）收回一个读取申请，获得冀望的 inode 块。
在每个 inode 中，实际上是所有对于文件的信息：文件类型（例如，惯例文件、目录等）、大小、调配给它的块数、爱护信息（如谁领有该文件以及谁能够拜访它）、一些工夫信息（包含文件创建、批改或上次访问的工夫文件下），以及无关其数据块驻留在磁盘上的地位的信息（如某种类型的指针）。咱们将所有对于文件的信息称为元数据（metadata）。
设计 inode 时，最重要的决定之一是它如何援用数据块的地位。一种简略的办法是在 inode 中有一个或多个间接指针（磁盘地址）。每个指针指向属于该文件的一个磁盘块。这种办法有局限：例如，如果你想要一个十分大的文件，那就无奈实现了。
为了反对更大的文件，文件系统设计者必须在 inode 中引入不同的构造。一个常见的思路是有一个称为间接指针（indirect pointer）的非凡指针。它不是指向蕴含用户数据的块，而是指向蕴含更多指针的块，每个指针指向用户数据。因而，inode 能够有一些固定数量（例如 12 个）的间接指针和一个间接指针。如果文件变得足够大，则会调配一个间接块（来自磁盘的数据块区域），并将 inode 的间接指针设置为指向它。假如一个块是 4KB，磁盘地址是 4 字节，那就减少了 1024 个指针。文件能够增长到（12 + 1024）×4KB，即 4144KB。
另一种办法是应用范畴（extent）而不是指针。范畴就是一个磁盘指针加一个长度（以块为单位）。因而，不须要指向文件的每个块的指针，只须要指针和长度来指定文件的磁盘地位。不过只有一个范畴是有局限的，因为调配文件时可能无奈找到间断的磁盘可用空间块。因而，基于范畴的文件系统通常容许多个范畴，从而在文件调配期间给予文件系统更多的自在。
在间接指针这种办法中，你可能心愿反对更大的文件。为此，只需增加另一个指向 inode 的指针：双重间接指针（double indirect pointer）。该指针指的是一个蕴含间接块指针的块，每个间接块都蕴含指向数据块的指针。因而，双重间接块提供了可能性，容许应用额定的 1024×1024 个 4KB 块来增长文件，换言之，反对超过 4GB 大小的文件。
这种不均衡树被称为指向文件块的多级索引（multi-level index）办法。许多文件系统应用多级索引，包含罕用的文件系统，如 Linux ext2 和 ext3，以及原始的 UNIX 文件系统。其余文件系统，包含 Linux ext4，应用范畴而不是简略的指针。
为什么应用这样的不均衡树？其中一个起因是，大多数文件很小。这种不均衡的设计反映了这样的事实。如果大多数文件的确很小，那么为这种状况优化是有意义的。
目录组织
在 VSFS 中（像许多文件系统一样），目录的组织很简略。一个目录基本上只蕴含一个二元组（条目名称，inode 号）的列表。对于给定目录中的每个文件或目录，目录的数据块中都有一个字符串和一个数字。对于每个字符串，可能还有一个长度（假设采纳可变大小的名称）。
通常，文件系统将目录视为非凡类型的文件。因而，目录有一个 inode，位于 inode 表中的某处（inode 表中的 inode 标记为“目录”的类型字段，而不是“惯例文件”）。
读取和写入
咱们假如文件系统曾经挂载，因而超级块曾经在内存中。其余所有内容（如 inode、目录）仍在磁盘上。
从磁盘读取文件
当你收回一个 open(“/foo/bar”, O_RDONLY)调用时，文件系统首先须要找到文件 bar 的 inode，从而获取对于该文件的一些根本信息（权限信息、文件大小等等）。为此，文件系统必须可能找到 inode，但它当初只有残缺的路径名。文件系统必须遍历路径名，从而找到所需的 inode。
所有遍历都从文件系统的根开始，即根目录（root directory），它就记为 /。因而，文件系统的第一次磁盘读取是根目录的 inode。然而这个 inode 在哪里？要找到 inode，咱们必须晓得它的 i -number。通常，咱们在其父目录中找到文件或目录的 i -number。根没有父目录（依据定义）。因而，根的 inode 号必须是“家喻户晓的”。在挂载文件系统时，文件系统必须晓得它是什么。在大多数 UNIX 文件系统中，根的 inode 号为 2。因而，要开始该过程，文件系统会读入 inode 号 2 的块（第一个 inode 块）。
一旦 inode 被读入，文件系统能够在其中查找指向数据块的指针，数据块蕴含根目录的内容。因而，文件系统将应用这些磁盘上的指针来读取目录，寻找 foo 的条目。通过读入一个或多个目录数据块，它将找到 foo 的条目。一旦找到，文件系统也会找到下一个须要的 foo 的 inode 号。
下一步是递归遍历路径名，直到找到所需的 inode。在这个例子中，文件系统读取蕴含 foo 的 inode 及其目录数据的块，最初找到 bar 的 inode 号。open()的最初一步是将 bar 的 inode 读入内存。而后文件系统进行最初的权限查看，在每个过程的关上文件表中，为此过程调配一个文件描述符，并将它返回给用户。
关上后，程序能够收回 read()零碎调用，从文件中读取。第一次读取（除非 lseek()已被调用，则在偏移量 0 处）将在文件的第一个块中读取，查阅 inode 以查找这个块的地位。它也会用新的最初拜访工夫更新 inode。读取将进一步更新此文件描述符在内存中的关上文件表，更新文件偏移量，以便下一次读取会读取第二个文件块，等等。
整个流程总结起来就是：先关上文件，而后递归地屡次读取，以便最终找到文件的 inode。之后，读取每个块须要文件系统首先查问 inode，而后读取该块，再更新 inode 的最初拜访工夫字段。
写入磁盘
写入文件是一个相似的过程。首先，文件必须关上。其次，应用程序能够收回 write()调用以用新内容更新文件。最初，敞开该文件。
与读取不同，写入文件也可能会调配（allocate）一个块（除非块被覆写）。当写入一个新文件时，每次写入操作不仅须要将数据写入磁盘，还必须首先决定将哪个块调配给文件，从而相应地更新磁盘的其余构造（例如数据位图和 inode）。因而，每次写入文件在逻辑上会导致 5 个 I /O：一个读取数据位图（而后更新以标记新调配的块被应用），一个写入位图（将它的新状态存入磁盘），再是两次读取，而后写入 inode（用新块的地位更新），最初一次写入真正的数据块自身。
思考简略和常见的操作（例如文件创建），写入的工作量更大。要创立一个文件，文件系统不仅要调配一个 inode，还要在蕴含新文件的目录中调配空间。这样做的 I / O 工作总量十分大：一个读取 inode 位图（查找闲暇 inode），一个写入 inode 位图（将其标记为已调配），一个写入新的 inode 自身（初始化它），一个写入目录的数据（将文件的高级名称链接到它的 inode 号），以及一个读写目录 inode 以便更新它。如果目录须要增长以包容新条目，则还须要额定的 I /O（即数据位图和新目录块）。
