低调的 Linux 文件系统家族（二）

对于每个文件，Linux 都会跟踪文件模式（常规，目录，特殊文件），大小，最后修改时间以及其他信息。程序能够通过 stat 系统调用看到这些信息。第一个参数就是文件名，第二个是指向要放置请求信息结构的指针。这些结构的属性如下图所示。

fstat 调用和 stat 相同，只有一点区别，fstat 可以对打开文件进行操作，而 stat 只能对路径进行操作。

pipe 文件系统调用被用来创建 shell 管道。它会创建一系列的伪文件，来缓冲和管道组件之间的数据，并且返回读取或者写入缓冲区的文件描述符。在管道中，像是如下操作

sort <in | head –40

sort 进程将会输出到文件描述符1，也就是标准输出，写入管道中，而 head 进程将从管道中读入。在这种方式中，sort 只是从文件描述符 0 中读取并写入到文件描述符 1 （管道）中，甚至不知道它们已经被重定向了。如果没有重定向的话，sort 会自动的从键盘读入并输出到屏幕中。

最后一个系统调用是 fcntl，它用来锁定和解锁文件，应用共享锁和互斥锁，或者是执行一些文件相关的其他操作。

现在我们来关心一下和整体目录和文件系统相关的系统调用，而不是把精力放在单个的文件上，下面列出了这些系统调用，我们一起来看一下。

可以使用 mkdir 和 rmdir 创建和删除目录。但是需要注意，只有目录为空时才可以删除。

创建一个指向已有文件的链接时会创建一个目录项(directory entry)。系统调用 link 来创建链接，oldpath 代表已有的路径，newpath 代表需要链接的路径，使用 unlink 可以删除目录项。当文件的最后一个链接被删除时，这个文件会被自动删除。

使用 chdir 系统调用可以改变工作目录。

最后四个系统调用是用于读取目录的。和普通文件类似，他们可以被打开、关闭和读取。每次调用 readdir 都会以固定的格式返回一个目录项。用户不能对目录执行写操作，但是可以使用 creat 或者 link 在文件夹中创建一个目录，或使用 unlink 删除一个目录。用户不能在目录中查找某个特定文件，但是可以使用 rewindir 作用于一个打开的目录，使他能在此从头开始读取。

Linux 文件系统的实现

下面我们主要讨论一下 虚拟文件系统(Virtual File System)。VFS 对高层进程和应用程序隐藏了 Linux 支持的所有文件系统的区别，以及文件系统是存储在本地设备，还是需要通过网络访问远程设备。设备和其他特殊文件和 VFS 层相关联。接下来，我们就会探讨一下第一个 Linux 广泛传播的文件系统：ext2。随后，我们就会探讨 ext4 文件系统所做的改进。各种各样的其他文件系统也正在使用中。所有 Linux 系统都可以处理多个磁盘分区，每个磁盘分区上都有不同的文件系统。

Linux 虚拟文件系统

为了能够使应用程序能够在不同类型的本地或者远程设备上的文件系统进行交互，因为在 Linux 当中文件系统千奇百种，比较常见的有 EXT3、EXT4，还有基于内存的 ramfs、tmpfs 和基于网络的 nfs，和基于用户态的 fuse，当然 fuse 应该不能完全的文件系统，只能算是一个能把文件系统实现放到用户态的模块，满足了内核文件系统的接口，他们都是文件系统的一种实现。对于这些文件系统，Linux 做了一层抽象就是 VFS虚拟文件系统，

下表总结了 VFS 支持的四个主要的文件系统结构。

超级块(superblock) 包含了有关文件系统布局的重要信息，超级块如果遭到破坏那么就会导致整个文件系统不可读。

i-node 索引节点，包含了每一个文件的描述符。

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在 Linux 中，目录和设备也表示为文件，因为它们具有对应的 i-node

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超级块和索引块所在的文件系统都在磁盘上有对应的结构。

为了便于某些目录操作和路径遍历，比如 /usr/local/cxuan，VFS 支持一个 dentry 数据结构，该数据结构代表着目录项。这个 dentry 数据结构有很多东西（http://books.gigatux.nl/mirror/kerneldevelopment/0672327201/ch12lev1sec7.html）这个数据结构由文件系统动态创建。

目录项被缓存在 dentry_cache 缓存中。例如，缓存条目会缓存 /usr 、 /usr/local 等条目。如果多个进程通过硬连接访问相同的文件，他们的文件对象将指向此缓存中的相同条目。

最后，文件数据结构是代表着打开的文件，也代表着内存表示，它根据 open 系统调用创建。它支持 「read、write、sendfile、lock」 和其他在我们之前描述的系统调用中。

在 VFS 下实现的实际文件系统不需要在内部使用完全相同的抽象和操作。但是，它们必须在语义上实现与 VFS 对象指定的文件系统操作相同的文件系统操作。四个 VFS 对象中每个对象的操作数据结构的元素都是指向基础文件系统中功能的指针。

Linux Ext2 文件系统

现在我们一起看一下 Linux 中最流行的一个磁盘文件系统，那就是 ext2 。Linux 的第一个版本用于 MINIX1 文件系统，它的文件名大小被限制为最大 64 MB。MINIX 1 文件系统被永远的被它的扩展系统 ext 取代，因为 ext 允许更长的文件名和文件大小。由于 ext 的性能低下，ext 被其替代者 ext2 取代，ext2 目前仍在广泛使用。

一个 ext2 Linux 磁盘分区包含了一个文件系统，这个文件系统的布局如下所示

Boot 块也就是第 0 块不是让 Linux 使用的，而是用来加载和引导计算机启动代码的。在块 0 之后，磁盘分区被分成多个组，这些组与磁盘柱面边界所处的位置无关。

第一个块是 超级块(superblock)。它包含有关文件系统布局的信息，包括 i-node、磁盘块数量和以及空闲磁盘块列表的开始。下一个是 组描述符(group descriptor)，其中包含有关位图的位置，组中空闲块和 i-node 的数量以及组中的目录数量的信息。这些信息很重要，因为 ext2 会在磁盘上均匀分布目录。

图中的两个位图用来记录空闲块和空闲 i-node，这是从 MINIX 1文件系统继承的选择，大多数 UNIX 文件系统使用位图而不是空闲列表。每个位图的大小是一个块。如果一个块的大小是 1 KB，那么就限制了块组的数量是 8192 个块和 8192 个 i-node。块的大小是一个严格的限制，块组的数量不固定，在 4KB 的块中，块组的数量增大四倍。

在超级块之后分布的是 i-node 它们自己，i-node 取值范围是 1 - 某些最大值。每个 i-node 是 128 字节的 long ，这些字节恰好能够描述一个文件。i-node 包含了统计信息(包含了 stat 系统调用能获得的所有者信息，实际上 stat 就是从 i-node 中读取信息的)，以及足够的信息来查找保存文件数据的所有磁盘块。

在 i-node 之后的是 数据块(data blocks)。所有的文件和目录都保存在这。如果一个文件或者目录包含多个块，那么这些块在磁盘中的分布不一定是连续的，也有可能不连续。事实上，大文件块可能会被拆分成很多小块散布在整个磁盘上。

对应于目录的 i-node 分散在整个磁盘组上。如果有足够的空间，ext2 会把普通文件组织到与父目录相同的块组中，而把同一块上的数据文件组织成初始 i-node 节点。位图用来快速确定新文件系统数据的分配位置。在分配新的文件块时，ext2 也会给该文件预分配许多额外的数据块，这样可以减少将来向文件写入数据时产生的文件碎片。这种策略在整个磁盘上实现了文件系统的 负载，后续还有对文件碎片的排列和整理，而且性能也比较好。

为了达到访问的目的，需要首先使用 Linux 系统调用，例如 open，这个系统调用会确定打开文件的路径。路径分为两种，相对路径 和 绝对路径。如果使用相对路径，那么就会从当前目录开始查找，否则就会从根目录进行查找。

目录文件的文件名最高不能超过 255 个字符，它的分配如下图所示

每一个目录都由整数个磁盘块组成，这样目录就可以整体的写入磁盘。在一个目录中，文件和子目录的目录项都是未经排序的，并且一个挨着一个。目录项不能跨越磁盘块，所以通常在每个磁盘块的尾部会有部分未使用的字节。

上图中每个目录项都由四个固定长度的属性和一个长度可变的属性组成。第一个属性是 i-node 节点数量，文件 first 的 i-node 编号是 19 ，文件 second 的编号是 42，目录 third 的 i-node 编号是 88。紧随其后的是 rec_len 域，表明目录项大小是多少字节，名称后面会有一些扩展，当名字以未知长度填充时，这个域被用来寻找下一个目录项，直至最后的未使用。这也是图中箭头的含义。紧随其后的是 类型域：F 表示的是文件，D 表示的是目录，最后是固定长度的文件名，上面的文件名的长度依次是 5、6、5，最后以文件名结束。

rec_len 域是如何扩展的呢？如下图所示

我们可以看到，中间的 second 被移除了，所以将其所在的域变为第一个目录项的填充。当然，这个填充可以作为后续的目录项。

由于目录是按照线性的顺序进行查找的，因此可能需要很长时间才能在大文件末尾找到目录项。因此，系统会为近期的访问目录维护一个缓存。这个缓存用文件名来查找，如果缓存命中，那么就会避免线程搜索这样昂贵的开销。组成路径的每个部分都在目录缓存中保存一个 dentry 对象，并且通过 i-node 找到后续的路径元素的目录项，直到找到真正的文件 i - node。

比如说要使用绝对路径来寻找一个文件，我们暂定这个路径是 /usr/local/file，那么需要经过如下几个步骤：

• 首先，系统会确定根目录，它通常使用 2 号 i -node ，也就是索引 2 节点，因为索引节点 1 是 ext2 /3/4 文件系统上的坏块索引节点。系统会将一项放在 dentry 缓存中，以应对将来对根目录的查找。
• 然后，在根目录中查找字符串 usr，得到 /usr 目录的 i - node 节点号。/usr 的 i - node 同样也进入 dentry 缓存。然后节点被取出，并从中解析出磁盘块，这样就可以读取 /usr 目录并查找字符串 local 了。一旦找到这个目录项，目录 /usr/local 的 i - node 节点就可以从中获得。有了 /usr/local 的 i - node 节点号，就可以读取 i - node 并确定目录所在的磁盘块。最后，从 /usr/local 目录查找 file 并确定其 i - node 节点呢号。

如果文件存在，那么系统会提取 i - node 节点号并把它作为索引在 i - node 节点表中定位相应的 i - node 节点并装入内存。i - node 被存放在 i - node 节点表(i-node table) 中，节点表是一个内核数据结构，它会持有当前打开文件和目录的 i - node 节点号。下面是一些 Linux 文件系统支持的 i - node 数据结构。

现在我们来一起探讨一下文件读取过程，还记得 read 函数是如何调用的吗？

n = read(fd,buffer,nbytes);

当内核接管后，它会从这三个参数以及内部表与用户有关的信息开始。内部表的其中一项是文件描述符数组。文件描述符数组用文件描述符 作为索引并为每一个打开文件保存一个表项。

文件是和 i - node 节点号相关的。那么如何通过一个文件描述符找到文件对应的 i - node 节点呢？

这里使用的一种设计思想是在文件描述符表和 i - node 节点表之间插入一个新的表，叫做 打开文件描述符(open-file-description table)。文件的读写位置会在打开文件描述符表中存在，如下图所示

我们使用 shell 、P1 和 P2 来描述一下父进程、子进程、子进程的关系。Shell 首先生成 P1，P1 的数据结构就是 Shell 的一个副本，因此两者都指向相同的打开文件描述符的表项。当 P1 运行完成后，Shell 的文件描述符仍会指向 P1 文件位置的打开文件描述。然后 Shell 生成了 P2，新的子进程自动继承文件的读写位置，甚至 P2 和 Shell 都不知道文件具体的读写位置。

上面描述的是父进程和子进程这两个 相关 进程，如果是一个不相关进程打开文件时，它将得到自己的打开文件描述符表项，以及自己的文件读写位置，这是我们需要的。

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因此，打开文件描述符相当于是给相关进程提供同一个读写位置，而给不相关进程提供各自私有的位置。

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i - node 包含三个间接块的磁盘地址，它们每个指向磁盘块的地址所能够存储的大小不一样。

Linux Ext4 文件系统

为了防止由于系统崩溃和电源故障造成的数据丢失，ext2 系统必须在每个数据块创建之后立即将其写入到磁盘上，磁盘磁头寻道操作导致的延迟是无法让人忍受的。为了增强文件系统的健壮性，Linux 依靠日志文件系统，ext3 是一个日志文件系统，它在 ext2 文件系统的基础之上做了改进，ext4 也是 ext3 的改进，ext4 也是一个日志文件系统。ext4 改变了 ext3 的块寻址方案，从而支持更大的文件和更大的文件系统大小。下面我们就来描述一下 ext4 文件系统的特性。

具有记录的文件系统最基本的功能就是记录日志，这个日志记录了按照顺序描述所有文件系统的操作。通过顺序写出文件系统数据或元数据的更改，操作不受磁盘访问期间磁盘头移动的开销。最终，这个变更会写入并提交到合适的磁盘位置上。如果这个变更在提交到磁盘前文件系统宕机了，那么在重启期间，系统会检测到文件系统未正确卸载，那么就会遍历日志并应用日志的记录来对文件系统进行更改。

Ext4 文件系统被设计用来高度匹配 ext2 和 ext3 文件系统的，尽管 ext4 文件系统在内核数据结构和磁盘布局上都做了变更。尽管如此，一个文件系统能够从 ext2 文件系统上卸载后成功的挂载到 ext4 文件系统上，并提供合适的日志记录。

日志是作为循环缓冲区管理的文件。日志可以存储在与主文件系统相同或者不同的设备上。日志记录的读写操作会由单独的 JBD(Journaling Block Device) 来扮演。

JBD 中有三个主要的数据结构，分别是 「log record(日志记录)、原子操作和事务」。一个日志记录描述了一个低级别的文件系统操作，这个操作通常导致块内的变化。因为像是 write 这种系统调用会包含多个地方的改动 --- i - node 节点，现有的文件块，新的文件块和空闲列表等。相关的日志记录会以原子性的方式分组。ext4 会通知系统调用进程的开始和结束，以此使 JBD 能够确保原子操作的记录都能被应用，或者一个也不被应用。最后，主要从效率方面考虑，JBD 会视原子操作的集合为事务。一个事务中的日志记录是连续存储的。只有在所有的变更一起应用到磁盘后，日志记录才能够被丢弃。

由于为每个磁盘写出日志的开销会很大，所以 ext4 可以配置为保留所有磁盘更改的日志，或者仅仅保留与文件系统元数据相关的日志更改。仅仅记录元数据可以减少系统开销，提升性能，但不能保证不会损坏文件数据。其他的几个日志系统维护着一系列元数据操作的日志，例如 SGI 的 XFS。

/proc 文件系统

另外一个 Linux 文件系统是 /proc (process) 文件系统

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它的主要思想来源于贝尔实验室开发的第 8 版的 UNIX，后来被 BSD 和 System V 采用。

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然而，Linux 在一些方面上对这个想法进行了扩充。它的基本概念是为系统中的每个进程在 /proc 中创建一个目录。目录的名字就是进程 PID，以十进制数进行表示。例如，/proc/1024 就是一个进程号为 1024 的目录。在该目录下是进程信息相关的文件，比如进程的命令行、环境变量和信号掩码等。事实上，这些文件在磁盘上并不存在磁盘中。当需要这些信息的时候，系统会按需从进程中读取，并以标准格式返回给用户。

许多 Linux 扩展与 /proc 中的其他文件和目录有关。它们包含各种各样的关于 CPU、磁盘分区、设备、中断向量、内核计数器、文件系统、已加载模块等信息。非特权用户可以读取很多这样的信息，于是就可以通过一种安全的方式了解系统情况。

NFS 网络文件系统

从一开始，网络就在 Linux 中扮演了很重要的作用。下面我们会探讨一下 NFS(Network File System) 网络文件系统，它在现代 Linux 操作系统的作用是将不同计算机上的不同文件系统链接成一个逻辑整体。

NFS 架构

NFS 最基本的思想是允许任意选定的一些客户端和服务器共享一个公共文件系统。在许多情况下，所有的客户端和服务器都会在同一个 LAN(Local Area Network)  局域网内共享，但是这并不是必须的。也可能是下面这样的情况：如果客户端和服务器距离较远，那么它们也可以在广域网上运行。客户端可以是服务器，服务器可以是客户端，但是为了简单起见，我们说的客户端就是消费服务，而服务器就是提供服务的角度来聊。

每一个 NFS 服务都会导出一个或者多个目录供远程客户端访问。当一个目录可用时，它的所有子目录也可用。因此，通常整个目录树都会作为一个整体导出。服务器导出的目录列表会用一个文件来维护，这个文件是 /etc/exports，当服务器启动后，这些目录可以自动的被导出。客户端通过挂载这些导出的目录来访问它们。当一个客户端挂载了一个远程目录，这个目录就成为客户端目录层次的一部分，如下图所示。

在这个示例中，一号客户机挂载到服务器的 bin 目录下，因此它现在可以使用 shell 访问 /bin/cat 或者其他任何一个目录。同样，客户机 1 也可以挂载到 二号服务器上从而访问 /usr/local/projects/proj1 或者其他目录。二号客户机同样可以挂载到二号服务器上，访问路径是 /mnt/projects/proj2。

从上面可以看到，由于不同的客户端将文件挂载到各自目录树的不同位置，同一个文件在不同的客户端有不同的访问路径和不同的名字。挂载点一般通常在客户端本地，服务器不知道任何一个挂载点的存在。

NFS 协议

由于 NFS 的协议之一是支持 异构 系统，客户端和服务器可能在不同的硬件上运行不同的操作系统，因此有必要在服务器和客户端之间进行接口定义。这样才能让任何写一个新客户端能够和现有的服务器一起正常工作，反之亦然。

NFS 就通过定义两个客户端 - 服务器协议从而实现了这个目标。协议就是客户端发送给服务器的一连串的请求，以及服务器发送回客户端的相应答复。

第一个 NFS 协议是处理挂载。客户端可以向服务器发送路径名并且请求服务器是否能够将服务器的目录挂载到自己目录层次上。因为服务器不关心挂载到哪里，因此请求不会包含挂载地址。如果路径名是合法的并且指定的目录已经被导出，那么服务器会将文件 句柄 返回给客户端。

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文件句柄包含唯一标识文件系统类型，磁盘，目录的i节点号和安全性信息的字段。

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随后调用读取和写入已安装目录或其任何子目录中的文件，都将使用文件句柄。

当 Linux 启动时会在多用户之前运行 shell 脚本 /etc/rc 。可以将挂载远程文件系统的命令写入该脚本中，这样就可以在允许用户登陆之前自动挂载必要的远程文件系统。大部分 Linux 版本是支持自动挂载的。这个特性会支持将远程目录和本地目录进行关联。

相对于手动挂载到 /etc/rc 目录下，自动挂载具有以下优势

• 如果列出的 /etc/rc 目录下出现了某种故障，那么客户端将无法启动，或者启动会很困难、延迟或者伴随一些出错信息，如果客户根本不需要这个服务器，那么手动做了这些工作就白费了。
• 允许客户端并行的尝试一组服务器，可以实现一定程度的容错率，并且性能也可以得到提高。

另一方面，我们默认在自动挂载时所有可选的文件系统都是相同的。由于 NFS 不提供对文件或目录复制的支持，用户需要自己确保这些所有的文件系统都是相同的。因此，大部分的自动挂载都只应用于二进制文件和很少改动的只读的文件系统。

第二个 NFS 协议是为文件和目录的访问而设计的。客户端能够通过向服务器发送消息来操作目录和读写文件。客户端也可以访问文件属性，比如文件模式、大小、上次修改时间。NFS 支持大多数的 Linux 系统调用，但是 open 和 close 系统调用却不支持。

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不支持 open 和 close 并不是一种疏忽，而是一种刻意的设计，完全没有必要在读一个文件之前对其进行打开，也没有必要在读完时对其进行关闭。

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NFS 使用了标准的 UNIX 保护机制，使用 rwx 位来标示所有者(owner)、组(groups)、其他用户 。最初，每个请求消息都会携带调用者的 groupId 和 userId，NFS 会对其进行验证。事实上，它会信任客户端不会发生欺骗行为。可以使用公钥密码来创建一个安全密钥，在每次请求和应答中使用它验证客户端和服务器。

NFS 实现

即使客户端和服务器的代码实现是独立于 NFS 协议的，大部分的 Linux 系统会使用一个下图的三层实现，顶层是系统调用层，系统调用层能够处理 open 、 read 、 close 这类的系统调用。在解析和参数检查结束后调用第二层，虚拟文件系统 (VFS) 层。

VFS 层的任务是维护一个表，每个已经打开的文件都在表中有一个表项。VFS 层为每一个打开的文件维护着一个虚拟i节点，简称为 v - node。v 节点用来说明文件是本地文件还是远程文件。如果是远程文件的话，那么 v - node 会提供足够的信息使客户端能够访问它们。对于本地文件，会记录其所在的文件系统和文件的 i-node ，因为现代操作系统能够支持多文件系统。虽然 VFS 是为了支持 NFS 而设计的，但是现代操作系统都会使用 VFS，而不管有没有 NFS。