🏞️1. 整体组织

我们想要了解文件系统在磁盘上的数据结构的整体组织，首先需要将磁盘分成块（block）. 简单的文件系统只使用一种块大小，我们选择常用的4KB.

因此，我们对构建文件系统的磁盘分区看法很简单：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0~N-1，假设我们有一个非常小的磁盘，只有64块：

那么我们需要在这些块中存储什么呢？

首先需要存储用户数据，任何文件系统大多数的空间都是用户数据，我们将用于存放用户数据的块称为数据区域，所以我们将上述磁盘中的56个块用来存放用户数据：

文件系统还必须记录每个文件的信息，该信息是元数据的关键部分，记录着诸如文件中包含哪些数据块、文件的大小、其所有者和访问权限、访问和修改时间以及其他类似信息的事情. 为了存储这些信息，文件系统通常有一个名为inode的结构.

为了存放inode，我们还需要在磁盘上留出一些空间，我们将这部分的磁盘称为inode表. 它保存了一个磁盘上inode的数组，现在，我们将磁盘区域中的5块用于inode：

inode通常没有那么大，假设每个inode大小为256字节，一个4KB的块可以容纳16个inode，所以我们上面的文件系统包含了80个inode.

我们还需要某种方法来记录inode或数据块是空闲还是已分配，因此，我们选择一种简单而流行的结构：位图. 一种用于数据区域（data bitmap），另一种用于inode表（inode bitmap）.

位图中的每个位用于指示相应的对象/块是空闲还是正在使用，因此新的磁盘布局如下，包含inode位图（i）和数据位图（d）：

在这个简单的磁盘结构设计中，还有一块，我们将它留给超级块（superblock），用S表示，超级块包含关于该特定文件系统的信息，例如文件系统中有多少个inode和数据块，inode表的起始位置等等.

在挂载文件系统时，操作系统首先将读取超级块，初始化各种参数.

🌁2. 文件组织：inode

文件系统最重要的磁盘结构之一是inode，几乎所有的文件系统都有类似的结构. 名称inode是index inode.

每个inode都有一个数字隐式引用（number），我们称之为文件的低级名称. 在一个文件系统中，给定一个number，能够直接计算磁盘上相应节点的位置.

例如，上述文件系统的inode表：大小为20KB（5个4KB块），因此由80个inode（每个256字节）组成，假设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），inode表紧随其后，因此，我们为文件系统分区的开头提供了以下布局：

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），再将它加上磁盘的起始地址（12KB），从而得到inode块的地址：20KB.

但磁盘不是按字节寻址的，而是由大量的可寻址扇区组成，通常为512字节，因此为了获取包含索引节点32的索引节点块，inode块的扇区地址可计算如下：

sector = inumber * sizeof(inode_t) + BaseAddr / sectorSize

在每个inode中，实际上是所有关于文件的信息：文件类型（普通文件、目录等）、大小、分配给它的块数、保护信息（谁拥有文件以及谁可以访问它）、一些时间信息（包括文件创建、修改或上次访问的时间）、以及有关其数据块驻留在磁盘上的位置信息，我们将所有关于文件的信息称为元数据.

在设计inode时，最重要的是它如何引用数据块的位置，一种简单的方法是在inode中有一个或多个直接指针（磁盘地址）. 每个指针指向属于该文件的一个磁盘块.

下表所示的是ext2的inode的例子：

🌠3. 多级索引

📖3.1 间接指针

为了支持更大的文件，文件系统必须在inode中引入不同的结构，一个常见的思路是加入一个称为间接指针的特殊指针. 它不是指向包含用户数据的块，而是指向包含更多指针的块，每个指针指向用户数据. 因此，inode有一些固定数量的直接指针和一个间接指针.

如果文件变得足够大，则会在磁盘的数据块区域分配一个间接块，并将inode的间接指针指向它.

假设一个块为4KB，磁盘地址是4字节，所以就增加了1024个指针，文件的大小可以为（12 + 1024）* 4KB，即4144KB.

📖3.2 多重间接指针

如果我们希望支持更大的文件呢？

只需要添加另一个指向inode的指针：双重间接指针，该指针指向的是一个包含间接块指针的块，每个间接块都包含指向数据块的指针.

这种不平衡树被称为指向文件块的多级索引方法，我们来看一个例子：它有12个直接指针，以及一个间接指针和一个双重间接指针，假设块大小为4KB，并且指针为4字节，则该结构可以容纳一个刚好超过4GB的文件，即（12 + 1024 + 1024^2）* 4KB.

📖3.3 基于范围的方法

另一种方法是使用范围而不是指针，范围就是一个磁盘指针加一个长度（以块为单位），因此，不需要指向文件的每个块的指针，只需要指针和长度来指定文件的磁盘位置. 只有一个范围是有局限的，因为分配文件时可能无法找到连续的磁盘可用空间块. 所以，基于范围的文件系统通常允许多个范围，从而在文件分配期间给予文件系统更多的自由.

🌌4. 目录组织

目录的组织很简单，一个目录基本上只包含一个二元组（条目名称，inode号）的列表，对于给定目录中的每个目录或文件，目录的数据块中都有一个字符串和一个数字.

例如，假设目录dir（inode号是5）中有个文件（foo、bar和foobar），它们的inode号分别为12、13和24，dir在磁盘上的数据可能如下：

删除一个文件（例如调用unlink()）会在目录中间留下一段空白空间，因此应该有一些方法来标记它（用一个保留的inode号，比如0），这种删除是我们需要记录长度的一个原因：

新的条目可能会重复使用旧的、更大的条目，从而在其中留有额外的空间.

⛺5. 空闲空间管理

文件系统还必须记录哪些inode和数据块是空闲的，这样在分配新文件或目录时，就可以为它找到空间，因此，空闲空间管理对于所有文件系统都很重要，我们使用两个简单的位图来完成这个任务：

例如，当我们创建一个文件时，我们必须为该文件分配一个inode，文件系统将通过位图搜索一个空闲的内容，并将其分配给该文件，并将inode标记为已使用，接着更新磁盘上的位图.

🌿6. 读取和写入文件

📖6.1 读取文件

当你发出一个open("/foo/bar", O_RDONLY)调用时，文件系统首先需要找到文件bar的inode，从而获取关于该文件的一些基本信息（权限信息、文件大小等），因此，文件系统必须找到inode，通过遍历路径名，从而找到所需的inode.

📖6.2 写入文件

与读取不同，写入文件可能会分配一个块，当写入一个新文件时，每次写入操作不仅需要将数据写入磁盘，还必须首先决定将哪个块分配给文件，从而相应的更新磁盘的其他结构（例如数据位图和inode），因此，每次写入文件在逻辑上会导致IO：读取数据位图，写入位图，写入inode，最后写入数据块.

🍁7. 缓冲和缓存

读取和写入文件是非常昂贵的，会导致磁盘的许多IO，这会对性能造成较大影响，所以大多数文件系统使用系统内存（DRAM）来缓存重要的块.

现代系统采用动态划分方法，将虚拟内存页面和文件系统页面集成到统一页面缓存中，可以在虚拟内存和文件系统之间更灵活的分配内存，具体取决于给定时间哪个对内存的需求量更大.

但是这种缓存对写入操作并没有优化，因为写入操作必须最终写入磁盘，所以需要用写缓冲解决：

通过延迟写入，文件系统可以将一些更新编成一批，放入一组IO中，例如，在创建一个文件时，inode位图被更新，稍后在创建另一个文件时又被更新，则文件系统会在第一次更新后延迟写入，从而节省一次IO，通过将一些写入缓冲在内存中，系统可以调度后续的IO，从而提高性能.

还有一些写入甚至可以使用延迟来完全避免，例如，如果应用程序创建文件并将其删除，则将文件创建延迟写入磁盘，可以完全避免写入.

🏜️8. 理解静态划分与动态划分

在不同 客户端/用户 之间划分资源时，可以使用静态划分或动态划分.

静态方法简单的将资源一次分成固定的比例. 例如，如果有两个可能的内存用户，则可以给一个用户固定的内存部分，其余的则分配给另一个用户.

动态方法更灵活，随着时间的推移提供不同数量的资源. 例如：一个用户可能会在一段时间内获得更高的磁盘带宽百分比，之后，系统可能会切换，决定为不同的用户提供更大比例的可用磁盘带宽.

每种方法都有其各自的优点：

静态方法优点：静态划分可确保每个用户共享一些资源，通常提供更可预测的性能，也更易实现.

动态方法优点：动态划分可以实现更好的利用率（让资源匮乏的用户占用其他空闲资源），但实现起来可能会更复杂，并且可能导致空闲资源被其他用户占用，然后在需要时花费很长时间收回，从而导致这些用户性能变差.