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 > fileprompt> cat filehelloprompt> ln file file2 prompt> cat file2 hello

link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 file267158084 file67158084 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 > fileprompt> ln -s file file2 prompt> cat file2hello

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 -aldrwxr-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 filelrwxrwxrwx 1 remzi remzi    4 May 3 19:10 file2 -> file

file2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）。