有時(shí)，進(jìn)步難以察覺，特別是當(dāng)你正身處其中時(shí)。而對(duì)比新舊資料之間的差異，尋找那些推動(dòng)變革的信息源，我們就可以清晰地看到進(jìn)步的發(fā)生。在Linux（以及大部分Unix系統(tǒng)）中，都可以印證這一點(diǎn)。

Unix V7 是 Unix 操作系統(tǒng)的一個(gè)重要的早期版本，于 1979 年發(fā)布，是貝爾實(shí)驗(yàn)室最后一個(gè)廣泛分發(fā)的版本。它是第一個(gè)真正可移植的 Unix 版本，被移植到了多種平臺(tái)上，包括 DEC PDP-11, VAX, x86, Motorola 68000 等。Unix V7 的 VAX 移植版本，叫做 UNIX/32V，是流行的 4BSD 系列 Unix 系統(tǒng)的直接祖先。許多老牌的 Unix 用戶認(rèn)為 Unix V7 是 Unix 發(fā)展的頂峰。

Unix V7 Research Release 的源代碼可以在 unix-history-repo 這個(gè)由 Diomidis Spinellis 維護(hù)的項(xiàng)目中找到。如果你想深入了解 Unix 的設(shè)計(jì)原理，可以參考 Maurice J. Bach 的經(jīng)典著作 The Design of the Unix Operating System，并查看 Research V7 Snapshot 這個(gè)分支的代碼庫。

Machines

1974 年，計(jì)算機(jī)擁有一個(gè)“核心”，即中央處理單元。然而，在某些計(jì)算機(jī)中，這個(gè)“核心”已經(jīng)發(fā)生了變化。不再是由多個(gè)部件（如算術(shù)邏輯單元、寄存器、順序控制器和微碼存儲(chǔ)器）組成的設(shè)備，而是一顆單一的集成芯片，單個(gè)芯片上集成了數(shù)千個(gè)晶體管。它們被叫做“小型計(jì)算機(jī)”。

Kernels

在 Unix 中，我們通過配置頭文件（header file）來處理系統(tǒng)資源。如下圖所示，這里顯示了頭文件中配置的默認(rèn)值，數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)是數(shù)組，所示值是相應(yīng)的數(shù)組大小。如果要更改它們，則需要編輯文件，重新編譯和鏈接內(nèi)核，然后重新啟動(dòng)系統(tǒng)。

它有一個(gè)文件系統(tǒng)緩沖區(qū)緩存（file system buffer cache），使用 NBUF（29）個(gè)磁盤塊，每個(gè)磁盤塊的大小是 512 字節(jié)，用來暫時(shí)存儲(chǔ)磁盤上的數(shù)據(jù)塊和 inode，從而加速文件系統(tǒng)訪問。另外還有一個(gè)索引節(jié)點(diǎn)數(shù)組（inode array），它有 NINODE （200）個(gè)條目，每個(gè)條目對(duì)應(yīng)一個(gè)文件的元數(shù)據(jù)，還可以同時(shí)掛載 NMOUNT （8）個(gè)文件系統(tǒng)。每個(gè)用戶最多可以運(yùn)行MAXUPRC（25）個(gè)進(jìn)程，總共有 NPROC（150）個(gè)系統(tǒng)進(jìn)程。每個(gè)進(jìn)程最多可以打開 NOFILE（20）個(gè)文件。

閱讀 Bach 的著作和 V7 源代碼是很有趣的，盡管它們已經(jīng)完全過時(shí)。因?yàn)檫@些源代碼中呈現(xiàn)出的許多核心概念更加清晰，結(jié)構(gòu)更簡(jiǎn)潔，有時(shí)甚至帶有古老的風(fēng)格。然而，正是這些概念定義了 Unix 文件系統(tǒng)。V7 Unix 被寫入了 POSIX 標(biāo)準(zhǔn)，之后的每個(gè)文件系統(tǒng)都必須遵守它。如果您想了解更多相關(guān)示例，請(qǐng)參考 But Is It Atomic?

核心概念

Unix 文件系統(tǒng)的基本概念和結(jié)構(gòu)來自這個(gè)系統(tǒng)。其中一些概念甚在現(xiàn)代系統(tǒng)中依然存在。

磁盤由一系列數(shù)據(jù)塊（block）組成，從第 0 塊開始，一直到第 n 塊結(jié)束。在文件系統(tǒng)的開始部分，我們可以找到超級(jí)塊（superblock）。它位于文件系統(tǒng)的第 1 塊。超級(jí)塊存儲(chǔ)了文件系統(tǒng)的一些基本信息，比如文件系統(tǒng)的大小、空閑塊的數(shù)量、空閑索引節(jié)點(diǎn)的數(shù)量等。當(dāng)我們執(zhí)行掛載（mount）系統(tǒng)調(diào)用時(shí)，系統(tǒng)會(huì)找到一個(gè)空閑的掛載結(jié)構(gòu)（mount structure），并且從磁盤上讀取超級(jí)塊，把它作為掛載結(jié)構(gòu)的一部分。

Inode

內(nèi)存中的超級(jí)塊（in-memory superblock）是磁盤上超級(jí)塊的副本，用于加快文件系統(tǒng)的訪問速度。它包含一個(gè) short 類型的字段，用于存儲(chǔ)一個(gè)索引節(jié)點(diǎn)數(shù)組（inode array）在磁盤上的位置。

索引節(jié)點(diǎn)（inode）是一個(gè)描述文件內(nèi)容和屬性的結(jié)構(gòu)，文件內(nèi)容由一系列數(shù)據(jù)塊（block）組成，每個(gè)數(shù)據(jù)塊的大小是固定的（通常是 512 字節(jié)或 1024 字節(jié)），文件屬性包含文件名、大小、權(quán)限、時(shí)間戳等元數(shù)據(jù)（metadata）。

文件系統(tǒng)中的 inode 數(shù)組是一個(gè) short 類型的計(jì)數(shù)器，它的最大值是 65535，也就是說文件系統(tǒng)中最多只能有 65535 個(gè) inode。由于每個(gè)文件都需要一個(gè) inode，因此每個(gè)文件系統(tǒng)最多只能容納 65535 個(gè)文件。
每個(gè)文件具有一些固定屬性：

• （2字節(jié)）mode，它包含了文件的類型和訪問權(quán)限；
• （2字節(jié)）nlink，它表示這個(gè)文件有多少個(gè)名字；
• （2字節(jié)）uid，文件的所有者；
• （2字節(jié)）gid，文件所有者的組 ID；
• （4字節(jié)）size，文件的長度，以字節(jié)為單位（定義為 off_t，長整型）；
• （40字節(jié)）addr 數(shù)組，包含了文件的數(shù)據(jù)塊在磁盤上的地址;
• （3x 4字節(jié)）三個(gè)時(shí)間，atime（訪問時(shí)間），mtime（修改時(shí)間）和 ctime（所謂的創(chuàng)建時(shí)間，但實(shí)際上是最后一個(gè) inode 更改的時(shí)間）。

總大小為 64 字節(jié)。

bmap()

Addr 數(shù)組包含 40 個(gè)字節(jié)，但它存儲(chǔ)了 13 個(gè)磁盤塊地址，每個(gè)地址使用 3 個(gè)字節(jié)。這對(duì)于 24 位來說非常適用，或者說對(duì)應(yīng)于 16 個(gè)大小為 512 字節(jié)的兆塊，總文件系統(tǒng)大小為 8M 千字節(jié)，即 8GB。

PDP-11 RL02K磁盤盒可容納 10.4 MB，而更新的 RA92 可存儲(chǔ) 1.5 GB。
Addr 數(shù)組在 bmap() 函數(shù)中被使用。該函數(shù)接收一個(gè) inode（ip）和一個(gè)邏輯塊號(hào) bn，并返回一個(gè)物理塊號(hào)。也就是說，它將文件中的一個(gè)塊映射到磁盤上的一個(gè)塊，因此得名。

前 10 個(gè)塊指針直接存儲(chǔ)在 inode 中。例如，要訪問塊 0，bmap() 將在 inode 中查找 di_addr[0] 并返回該塊號(hào)。

額外的塊存儲(chǔ)在一個(gè)間接塊中，而間接塊則存儲(chǔ)在 inode 中。對(duì)于更大的文件，會(huì)分配一個(gè)雙間接塊，并指向更多的間接塊，最終非常大的文件需要甚至三次間接塊。

代碼首先確定需要多少層間接尋址，也就是要通過多少個(gè)間接塊才能找到文件內(nèi)容的磁盤塊。然后，獲取相應(yīng)的間接塊。最后，代碼按照適當(dāng)?shù)拇螖?shù)解析間接尋址，也就是根據(jù)層數(shù)依次從間接塊中讀取其他間接塊或直接塊的地址，直到找到文件內(nèi)容的磁盤塊。

對(duì)于越來越大的文件，原始的 Unix 文件結(jié)構(gòu)采用了逐漸增加的間接訪問次數(shù)。這樣形成了一個(gè)壓縮的數(shù)組，其中較短的文件可以直接通過 inode 中的數(shù)據(jù)進(jìn)行訪問，而較大的文件則需要通過越來越多的間接訪問來獲取數(shù)據(jù)。為了提高性能，保持間接塊在文件系統(tǒng)緩沖區(qū)高速緩存中是至關(guān)重要的。

這種擴(kuò)展性取決于塊大?。ㄔ缙跒?512 字節(jié)，現(xiàn)在為 4096 字節(jié)）和塊號(hào)的字節(jié)大?。ㄗ畛鯙?3 字節(jié)，后來為 4 字節(jié)甚至 8 字節(jié)）。

Atomic writes

文件的寫入是在加鎖的狀態(tài)下進(jìn)行的，因此它們始終具有原子性。即使是跨越多個(gè)數(shù)據(jù)塊的寫入操作，也是如此。這一點(diǎn)在 But Is It Atomic? 中有詳細(xì)討論。
這也意味著即使有多個(gè)寫入進(jìn)程，在單個(gè)文件上，任何時(shí)刻只能有一個(gè)磁盤寫入操作處于活躍狀態(tài)。這對(duì)數(shù)據(jù)庫系統(tǒng)的開發(fā)者來說非常不便利。

Naming files

目錄是一個(gè)具有特殊類型和固定記錄結(jié)構(gòu)的文件。

一個(gè)目錄條目包含一個(gè)inode號(hào)（一個(gè)無符號(hào)整數(shù)）和一個(gè)文件名，文件名的長度最多可以達(dá)到14個(gè)字節(jié)。這使得一個(gè)磁盤塊可以容納32個(gè)目錄條目，而一個(gè)目錄文件的直接塊可以引用的10個(gè)磁盤塊可以容納320個(gè)目錄條目。

下層（lower）的文件系統(tǒng)中充滿了大量的文件。這些文件沒有名稱，只有編號(hào)。
上層 （upper）的文件系統(tǒng)使用一種特殊類型的文件，具有簡(jiǎn)單的16字節(jié)記錄結(jié)構(gòu)，用于為文件分配最多14個(gè)字符的名稱。一個(gè)特殊的函數(shù)namei()將文件名轉(zhuǎn)換為inode號(hào)。

傳遞給namei()的路徑名具有層次結(jié)構(gòu)：它們可以包含/作為路徑分隔符，并以\0（NUL）作為終止符。路徑名若以/開頭，則遍歷將從文件系統(tǒng)的根目錄開始，形成絕對(duì)路徑名；若不以/開頭，則遍歷將從u.u_cdir，即當(dāng)前目錄開始。
該函數(shù)逐個(gè)消耗路徑名的各個(gè)組成部分，使用當(dāng)前活動(dòng)目錄，并在該目錄中線性搜索當(dāng)前組件的名稱。當(dāng)找到最后一個(gè)路徑名組件或在任何階段找不到組件時(shí)，該函數(shù)結(jié)束。如果在路徑中的任何目錄的任何點(diǎn)上，我們沒有 x 權(quán)限，它也會(huì)結(jié)束。

該函數(shù)按順序逐個(gè)處理路徑名的各個(gè)組成部分。它使用當(dāng)前目錄，并在該目錄中線性搜索當(dāng)前組成部分的名稱。函數(shù)的結(jié)束條件有兩種情況：一是找到了路徑名的最后一個(gè)組成部分，二是在路徑的任何目錄中，出現(xiàn)了無法訪問的情況。
掛載點(diǎn)是特殊條目，它會(huì)從當(dāng)前節(jié)點(diǎn)和文件系統(tǒng)的目錄條目切換到掛載文件系統(tǒng)的根inode。這使得Unix中的所有文件系統(tǒng)看起來像是一棵單一的樹，如果要進(jìn)行"硬盤修改"的操作，只需簡(jiǎn)單地切換到不同的目錄。

最終，該函數(shù)將返回給定路徑名的inode指針，根據(jù)需要和需求創(chuàng)建（或刪除）inode（和目錄條目）。它是目錄遍歷和訪問權(quán)限檢查的集中點(diǎn)。

一些創(chuàng)新的想法以及限制

這個(gè)早期的Unix文件系統(tǒng)具有許多很好的特性：

• 它將多個(gè)文件系統(tǒng)呈現(xiàn)為一個(gè)統(tǒng)一的樹形結(jié)構(gòu)；

• 文件是無結(jié)構(gòu)的字節(jié)數(shù)組；

• 這些數(shù)組以可動(dòng)態(tài)增加深度的動(dòng)態(tài)數(shù)組的形式存儲(chǔ)。它們內(nèi)部使用一種逐漸嵌套的間接塊系統(tǒng)，其中數(shù)組的元素可以是指向其他數(shù)組或數(shù)據(jù)的指針，從而形成層次嵌套的結(jié)構(gòu)。這使得磁盤搜索的復(fù)雜度為O(1)；

• 下層文件系統(tǒng)創(chuàng)建文件和上層的文件系統(tǒng)組織文件互相隔離，分工明確。獲取inode的唯一方式是路徑名遍歷，并且在此過程中始終檢查權(quán)限；

• 文件名中只有很少的特殊字符，即/和\0（空字符）。

但也有明顯的限制：

• 文件只能有16M個(gè)塊；

• 文件系統(tǒng)只能有非常有限的65535個(gè)inode。

還有一些令人討厭的限制：

• 文件只能有一個(gè)正在寫入的進(jìn)程，這會(huì)導(dǎo)致并發(fā)性受限；

• 目錄查找是線性掃描，因此對(duì)于大型目錄（超過320個(gè)條目），速度變得非常慢；

• 沒有強(qiáng)制文件鎖定系統(tǒng)。但存在幾種用于咨詢式文件鎖定的系統(tǒng)。

還有一些特殊情況：

• 在 Unix V7 系統(tǒng)中，沒有 delete() 系統(tǒng)調(diào)用，而是 unlink() 系統(tǒng)調(diào)用，它可以刪除一個(gè)文件的名字，并且那些沒有任何文件名和打開文件句柄的文件會(huì)被自動(dòng)清理。這會(huì)導(dǎo)致一些不符合預(yù)期的結(jié)果，例如，只有當(dāng)一個(gè)完全沒有文件名的文件被完全關(guān)閉時(shí)，它占用的磁盤空間才會(huì)被釋放。許多 Unix 系統(tǒng)管理員都曾經(jīng)問過他們的磁盤空間去哪了，當(dāng)他們刪除了 /var/log 目錄下的日志文件，卻忘記了有一些進(jìn)程還在使用它；

• 最初沒有 mkdir() 和 rmdir() 系統(tǒng)調(diào)用，這導(dǎo)致了存在可被利用的競(jìng)態(tài)條件。競(jìng)態(tài)條件是指在多線程或多進(jìn)程環(huán)境中，由于操作的順序和時(shí)機(jī)不確定性，可能導(dǎo)致安全漏洞或錯(cuò)誤行為的情況。這在 Unix 的后續(xù)版本中得到了修復(fù)；

• 有一些操作在特定條件下具有原子性（例如write(2)系統(tǒng)調(diào)用），或者經(jīng)過修改后具有原子性（mknod(2)和mkdir(2)）。

在結(jié)構(gòu)上，inode表和塊和inode的空閑映射位于文件系統(tǒng)的開頭，磁盤空間也是從磁盤的前端線性分配的。這導(dǎo)致了頻繁的尋址操作，并且可能導(dǎo)致文件系統(tǒng)的碎片化（即文件存儲(chǔ)在非相鄰的塊中）。

遍歷目錄結(jié)構(gòu)意味著從磁盤開頭讀取目錄的inode，然后向后移動(dòng)到更遠(yuǎn)的數(shù)據(jù)塊，再從磁盤開頭讀取下一個(gè)路徑名組成部分的下一個(gè)inode，并向后移動(dòng)到相應(yīng)的數(shù)據(jù)塊。這個(gè)過程在每個(gè)路徑名組成部分上來回進(jìn)行，速度并不快。

改進(jìn)

在之后的發(fā)展中，minix文件系統(tǒng)忠實(shí)繼承了PDP-11 V7 Unix文件系統(tǒng)，保留了它的特性包括局限。然而，隨著時(shí)間的推移，在現(xiàn)代的Linux系統(tǒng)中，由于其不再具備實(shí)用性，它已經(jīng)從內(nèi)核源代碼中移除。

在稍后的一篇文章中，我們將會(huì)了解到關(guān)于BSD快速文件系統(tǒng)，如何更好地布局磁盤上的數(shù)據(jù)，如何實(shí)現(xiàn)更長的文件名、更多的inode，以及如何通過考慮磁盤的物理特性來加快速度。

要解決目錄查找時(shí)間線性增長、單個(gè)寫入者或有限的文件元數(shù)據(jù)這些問題需要更新的文件系統(tǒng)。

翻譯自：《50 years in filesystems》 由 KRISTIAN K?HNTOPP 撰寫。

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到了這里，關(guān)于文件系統(tǒng)考古：1974-Unix V7 File System的文章就介紹完了。如果您還想了解更多內(nèi)容，請(qǐng)?jiān)谟疑辖撬阉鱐OY模板網(wǎng)以前的文章或繼續(xù)瀏覽下面的相關(guān)文章，希望大家以后多多支持TOY模板網(wǎng)！