先来扯淡吧，上一篇文章说到要补习的第二篇文章介绍文件系统的，现在就来写吧。其实这些技术都已经是很久以前的了，但是不管怎么样，是基础，慢慢来学习吧。有种直接上Spark源码的冲动。。

1. 这篇博客具体什么内容？

这篇博客是一篇文件系统入门文章，介绍一种概念上的文件系统，VSFS(Very Simple File System)。

2. 文件系统是什么？

文件系统，首先是单纯的软件，因此不会涉及到使用机器硬件特征来优化文件系统；其次，它主要包含两方面内容，什么样的结构来组织文件，怎么利用这种文件结构来完成读写删除操作。

3. 建立VSFS文件系统

　　磁盘的最小存储单位是扇区(Sector)，首先将磁盘划分为一个个磁盘块(Block)，每个块大小4KB，于是我们获得了这样的磁盘空间： 
 
　　其次将这64个磁盘块的后56个磁盘块作为存储真实文件数据的区域，称为数据块(Data Region)，此外，为了方便查看文件的属性等元数据，我们为每个文件建立一个inode（256Byte），然后将所有文件的inode统一组织起来放在磁盘的固定区域，在这里我们将其放在3-7这5个磁盘块(Inodes)： 
 
　　在这里，每个inode占用256Byte的空间，而一共是5*4Kb，故而我们一共最多可以存储80个inode，也就是说我们这个小型简单文件系统最多存储80个文件。 
　　此外，为了便于磁盘管理，我们使用位标记为来标注Data Region 和 Inodes区域的使用情况（假设如果使用则设置，位为1，否则为0），为此分别占用1和2这两个磁盘，分别称为inode bitmap和data bitmap。 
　　最后，我们需要一个磁盘块来存储整个文件系统的原信息(称之为SuperBlock)，包括系统管理的数据规模、文件数目、inode区域起始物理地址等等吧。于是最终我们的文件系统磁盘占用是这样的： 
 
　　我们这个文件系统接入到操作系统之后，操作系统会首先根据SuperBlock来初始化一些参数，然后将这个文件系统接入到操作系统的文件系统树上面去。

4.VSFS文件系统各部分具体实现

• Inode 
  这个最“悬乎”，里面到底存储什么了？下面这个图解释了ext2 inode里面存储的内容，可以参考一下： 
   
  其实除了一些文件属性信息之外，inode最大的作用就是管理文件各个磁盘块的物理地址了，在看这个之前先来看看inode本身在Inodes区域的存储： 
   
  我们看到，其实就是给每个inode编号，然后存储在磁盘中，形成一个inode数组。 
  下面来说说inode是怎么存储文件的磁盘块的地址的。 
  最先想到的应该是直接存储就好了嘛，事实上,ext2中存储时分配了60Byte，想到每个指针的大小是4Byte(32位)，也就是15个指针/物理地址。如果每个地址都是磁盘块本身的地址的话，文件本身最多包含15个磁盘块，也就是15*4K=60K的大小，显然是不符合要求的。于是乎，就有了间接索引的概念，指针指向一个磁盘块，而这个磁盘块本身存储的是真实文件磁盘块的地址。如此，一级间接索引可以表示4KB/4B=1024个物理磁盘快的数据，也就是4M。此外，还可以组织二级间接索引，可以计算出来就是4G的大小，还可以有三级索引，如此便解决了大文件的表示问题。事实上，ext2上面的15个指针中有12个事直接磁盘块的物理地址（比较大多数文件都很小，12*4K=48K足够了），剩下的三个分别表示1个一级间接索引，1个二级间接索引，1个三级间接索引。 　　

• 文件夹 事实上，文件夹也可以作为一种“文件类型”，只不过存储的数据是文件名和inode number之间的映射而已。所以存储文件夹的时候只需要在对应的inode中标志位文件夹即可。

• 空间分配 因为有了inode bitmap以及data bitmap，我们就可以获知那些磁盘块是空的，于是就按照这个来就可以了。当然了，这里面可以有优化的空间，比如是不是可以尽量分配连续的空闲磁盘块啊，等等吧。

5. 读写操作是怎么执行的

• 读文件 为了不失去一般性，我们需要读取文件这个路径下的文件：/foo/bar 
  首先我们需要找到"/"根目录的位置，但是怎么做啊！！！事实上，根目录的inode编号是实现设定好的，假设为2。对照下面这个表来看吧： 
  

  • 根据根目录的inode number计算出inode所在地址，读取出来；
  • 根据inode里面的地址，读取根目录的文件夹的数据，获得文件夹foo的inode number；
  • 找到文件夹foo的inode，进而获得foo的内容，获得bar文件的inode number；
  • 根据文件bar的inode number获得文件的inode，进而获得文件数据，一块一块来读取吧；

  可见，每多一级目录，需要增加两个I/O操作。

• 写文件 写文件的定位文件过程跟上面类似，但是写数据可能需要包括很多其他操作，比如向data bitmap申请空闲空间、之后将被分配的心block标志位使用后将更新的data bitmap写回磁盘、写文件数据本身。此外，可能还有更新inode的可能，如果是新建文件的话，还需要更改对应文件夹的内容。下面以新建文件为例子说明整个过程，见下图： 
   
  应该可以看懂吧，很恐怖吧。每次创建文件需要10次I/O，而单纯的写操作需要5次I/O！！

6. Cache

使用Cache来缓存一些数据，这样可以加速操作，比较文件读写太恶心了，读就不多说了，除了缓存数据本身还可以缓存目录的地址。写缓存(Write Buffering) ，这个主要是通过暂缓执行写操作，而尽可能将I/O合并，调度等等吧，是个很好玩的地方。 
当然了，你也可以强制不使用write buffering，fsync()就是干这个的。

7. 参考文献

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1. http://pages.cs.wisc.edu/~remzi/OSTEP/file-implementation.pdf

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