文件系统基本都是构建于块存储之上的。但当然，现在的一些分布式文件系统，如 JuiceFS[2]，底层是基于对象存储的。但无论块存储还是对象存储，其本质都是按 “数据块” 进行寻址和数据交换的。
我们首先会探讨一个完整的文件系统在硬盘上的数据结构，也即布局；然后再通过打开关闭、读写流程将各个子模块串起来，从而完成对一个文件系统要点的覆盖。
总体布局
假设我们的块大小是 4KB，然后有一块非常小的硬盘，只有 64 个块（则总大小为 64 * 4KB = 256KB），且该硬盘只给文件系统用。由于硬盘是按块进行寻址的，则地址空间为 0~63 。
就这么点空间的迷你硬盘
基于此迷你硬盘，我们一起来逐步推导下这个极简文件系统。
文件系统的首要目的肯定是存储用户数据，为此我们在磁盘留出一块数据区（Data Region）。假设我们使用后面 56 个块作为数据区。为什么是 56 个呢？从后面就可以知道，其实是可以算出来的——我们可以大致算出元信息和真正数据的比例，进而可以确定两部分大小。
隔出来数据区
接下来，我们需要为系统中的每个文件保存一些元信息，比如：
- 文件名
- 文件大小
- 文件归属者
- 访问权限
- 创建、修改时间
等等。保存这些元信息的数据块，我们通常称为 inode （index node）。如下，我们给 inode 分配 5 个 block。
隔出来索引区
元信息所占空间相对较小，比如 128B 或者 256B，我们这里假设每个 inode 占用 256B。则每个 4KB 块能容纳 16 个 inode，则我们的文件系统最多可以支持 5 * 16 = 80 个 inode，也即我们的迷你文件系统最多可以支持 80 个文件，但由于目录也要占 inode，所以实际可用文件数要少于 80。
现在我们有了数据区，有了文件元信息区，但在一个正常使用的文件系统中，还需要追踪哪些数据块被用了，哪些还没有被使用。这种数据结构我们称之为分配结构（allocation structures）。业界常用的方法有空闲链表（free list），即把所有空闲块按链表的方式串起来。但为了简单，这里使用一种更简单的数据结构：位图（bitmap），数据区用一个，称数据位图（data bitmap）；inode 表用一个，称 inode 位图（inode bitmap）。
位图的思想很简单，即为每一个 inode 或者数据块使用一个数据位，来标记是否空闲：0 表示空闲，1 表示有数据。一个 4KB 的 bitmap 最多能追踪 32K 的对象。为了方便，我们给 inode 表和数据池各分配一个完整的块（虽然用不完），于是便有了下图。
造两个 map 作为空闲列表
可以看出，我们的基本思路是从后往前进行数据布局，最后还剩一个块。该块我们是故意留的，用以充当文件系统的超级块（superblock）。超级块作为一个文件系统的入口，通常会保存一些文件系统级别的元信息，比如本文件系统中有多少个 inode 和数据块（80 和 56），inode 表的起始块偏移量（3），等等。
最后一个 block 是入口，称为超级块
则当文件系统被装载（ mount ）时，操作系统会首先读取超级块（所以放最前面），并据此初始化一系列参数，并将其作为数据卷挂载到文件系统树中。有了这些基本信息，当该卷中的文件被访问到时，就能逐步找出其位置，也就是我们之后要讲的读写流程。
但在讲读写流程之前，需要先放大一些关键数据结构看看其内在布局。
索引节点（Inode）
inode 是索引节点（index node）的简称，是对文件和文件夹的索引节点。为了简单，我们使用数组来组织索引节点，每个 inode 会关联一个编号（inumber），也即其在数组中的下标（偏移量）。
索引区的详细布局
上面提到过一嘴，每个 inode 占 256B。则给定一个 inumber，我们就可以计算出其在硬盘中的偏移量（12KB + inumber * 256），但由于内外存交换是按块来的，我们可以据此进而计算出其所在磁盘块。
inode 主要保存文件名、一些元信息（权限控制、各种事件、一些标记位）和数据块索引。数据块索引其实也是元信息，单拎出来说是因为它很重要。
我们使用一种比较简单的索引方式：间接指针（indirect pointer）。即 inode 中保存的不是直接指向数据块的指针，而是指向一个指针块（也在数据区分配，但保存的都是二级指针）。如果文件足够大，可能还会引出三级指针（至于我们这个小系统是否用的着，大家可以估算下）。
但我们统计发现，在大多数文件系统中，小文件占多数。小到什么地步呢？一个数据块就可以存下。
Untitled
因此实践中，我们在 inode 中使用一种直接指针和间接指针混合的方式进行表示。在我们的文件系统中，就是使用 12 个直接指针和 1 个间接指针。所以只要文件尺寸不超过 12 个数据块，就可以直接用直接指针。只有过大时，才使用间接指针，并且在数据区新分配数据块，来存间接指针。
我们的数据区很小，只有 56 个 block，假设使用 4byte 进行索引。则二级指针最多可支持 (12 + 1024) · 4K ，也就是 4144KB 大小的文件。
另一种实践中常用的方式是数据段（extents）。即将每个连续数据区用起始指针和大小来表示，然后将一个文件的所有数据段串起来。但多段数据时，如果想访问最后一个数据段或者随机访问，性能会很差（下一个数据段的指针都保存在上一个数据段中）。为了优化访问速度，常将该数据段的索引链表存在内存中。Windows 的早期文件系统 FAT 就是这么干的。
目录组织
在我们的文件系统中，目录组织得很简单——即和文件一样，每个目录也占用一个 inode，但在 inode 指向的数据块不是存文件内容，而是存储该目录中所包含的所有文件和文件夹的信息，通常是用 List<entry name, inode number> 表示。当然要转为实际编码，还要存文件名长度等信息（因为文件名是变长的）。
看一个简单例子，设我们有一个文件夹 dir （inode 编号是 5），里面有三个文件（foor，bar 和 foobar），其对应的 inode 编号分别是 12，13 和 24 。则在该文件夹的数据块中存储的信息如下：
dir 内容的编码
其中 reclen （record length）是文件名所占空间大小，strlen 是实际长度。点和点点是指向本文件夹和上级文件夹的两个指针。记录reclen 看着有点多此一举，但要考虑到文件删除问题（可以用特殊的 inum，比如 0 来标记删除）。如果文件夹下的某个文件或者目录被删除，存储就会出现空洞。reclen 的存在，可以让删除留下的空洞为之后新增的文件复用。
需要说明的是，线性的组织一个目录中的文件是最简单的方式。实践中，还有其他方式。比如说在 XFS 中，如果目录中文件或者子文件夹特别多，会使用 B+ 树进行组织。从而在插入时，可以很快地知道是否有同名文件。
空闲空间管理
当我们需要新建文件或者目录项时，就需要从文件系统中获取一块可用空间。因此，如何高效的管理空闲空间，是个很重要的问题。我们使用两个 bitmap 进行管理，优点是简单，缺点是每次都得线性的扫描查找所有空闲 bit 位，且只能做到块粒度，块内如果有剩余空间，就管不到了。
读写路径
有了对磁盘上的数据结构的把握之后，我们再来通过读写流程将不同的数据结构串一下。我们假设文件系统已经被挂载：即超级块（superblock）已经在内存中。
读取文件
我们的操作很简单，就是打开一个文件（如 /foo/bar），进行读取，然后关闭。简化起见，假设我们文件大小占一个 block，即 4k。
当发起一个系统调用 open("/foo/bar", O RDONLY)时，文件系统需要首先找到文件 bar 对应的 inode，以获取其元信息和数据位置信息。但现在我们只有文件路径，那怎么办呢？
答曰：从根目录往下遍历。根目录的 inode 编号，我们要么保存在超级块中，要么就写死（比如 2，大部分 Unix 文件系统都是从 2 开始的）。也即，必须能事先知道（well known）。
于是文件系统将该根目录的 inode 从硬盘调入内存，进而再通过 inode 中的指针找到其指向数据块，进而从其包含所有子目录和文件夹中找到 foo 文件夹和其对应 inode。递归的重复上述过程，open 系统调用的最后一步是将 bar 的 inode 载入内存，进行权限检查（比对进程用户权限和 inode 访问权限控制），分配文件描述符放到进程打开文件表中，并将其返回给用户。
一旦文件被打开后，就可以继而发起 read() 的系统调用 ，真正地去读取数据。读取时，首先会根据文件的 inode 信息，找到第一个 block（除非读前实现用 lseek() 修改过偏移量），然后读取。同时，可能会更改 inode 的一些元信息，比如说访问时间。继而，更新进程中该文件描述符的偏移量，继续往下读，直到某个时刻，调用 close() 关闭该文件描述符。
进程关闭文件时，所需工作要少得多，只需要释放文件描述符即可，并不会有真正的磁盘 IO。
最后，我们再捋一下这个读文件过程。从根目录的 inode 编号开始，我们交替地读取 inode 和相应数据块，直到最终找到待查找文件。然后要进行数据读取，还要更新其 inode 的访问时间等元信息，进行写回。下表简单地总结了下这个过程，可以看出，读取路径全程不会涉及分配结构—— data bitmap 和 inode bitmap。
文件读取时间线
从深度上来说，如果我们的待查找路径层级非常多，这个过程会线性增长；从广度上来说，如果中间查找时涉及到的文件夹，其包含的目录子项特别多，即文件树“很宽”，则每次在目录中进行查找时，可能需要读取不止一个数据块。
写入硬盘
写文件和读取文件的流程很类似，也是打开文件（从根目录一路找到对应文件）；然后开始写入，最后关闭。但与读取文件不同的是，写入需要分配新的数据块，这就需要涉及我们之前的 bitmap 了，通常来说，一次写入至少需要五次 IO：
- 读取 data bitmap（以找到空闲块，并在内存中标记使用）
- 写回 data bitmap（以对其他进程可见）
- 读取 inode（增加新的数据位置指针）
- 写回 inode
- 在找到的空闲块中写入数据
这还只是对已经存在的文件进行写入。如果是尚未存在的文件进行创建并写入，那流程还要更为复杂：还要创建 inode，这就会引入一系列新的 IO：
- 一次对 inode bitmap 的读取（找到空闲 inode）
- 一次对 inode bitmap 的写回（标记某个 inode 被占用）
- 一次对 inode 本身的写入（初始化）
- 一次对父文件夹所对应目录子项数据块的读写（增加新建的文件和 inode 对）
- 一次对父文件夹 inode 的读写（更新修改日期）
如果父文件夹的数据块不够用，还得需要新分配空间，就又得读 data bitmap，和 data block。下图是创建 /foo/bar 文件的时间线上涉及到的 IO：
创建文件的时间线
缓存和缓冲
从上面对读写流程的分析可以看出，即便如此简单的读写操作，都会涉及大量 IO，这在实践中是不可接受的。为了解决这个问题，大部分工业上的文件系统，会充分利用内存，将重要的（也就是频繁访问的）数据块缓存（cache）在内存中；与此同时，为了避免频繁刷盘，会将修改先应用到内存缓冲区（buffer）里，然后积攒后一块落盘。
早期的文件系统引入了固定尺寸缓存（fixed-size cache），如果满了，会利用 LRU 等替换算法进行页面淘汰。其缺点在于当缓存不满的时候浪费空间，满了又可能频繁换页。我们称这种风格为静态分区（static partitioning）。大部分现代文件系统，都是用动态分区（dynamic partitioning）技术。比如，将虚拟内存页和文件系统页放到一个池子中，称为统一页面缓存（unified page cache），从而上两者分配和更加弹性。上了缓存之后，对于同一个目录中多个文件的读取，后面的读取就可以省下很多 IO。
写流程由于前半程根据路径查找数据块时牵扯到读，所以也会从缓存中受益。但对于写的部分，我们可以通过缓冲区（writing buffering），来延迟刷盘。延迟刷盘有很多好处，比如说可以多次修改 bitmap 可能只需要刷一次；积攒一批更改，可以提高 IO 带宽利用率；如果文件先增后删，可能就直接省了刷盘。
但这些性能的提升是有代价的——意外宕机可能会造成数据丢失。所以，虽然现代文件系统大部分开启了读写缓冲，但也通过 direct I/O 的方式，来允许用户绕过缓存，直接写磁盘。对丢失数据很敏感的应用，可以利用其对应的系统调用 fsync() 来即时刷盘。
小结
至此，我们完成了一个至简的文件系统的实现。其“麻雀虽小，五脏俱全”，我们从中可以看出文件系统设计一些基本的理念：
- 使用 inode 存储文件粒度的元信息；使用数据块存真正的文件数据
- 目录是一种特殊的文件，只不过存的不是文件内容，而是文件夹子目录项
- 除了 inode 和数据块外，还需要一些其他的数据结构，比如 bitmap 来追踪空闲块
从这个基本的文件系统出发，我们其实可以看到特别多的可以取舍和优化的点，如果感兴趣，大家可以在本文基础上，去看看一些工业上的文件系统的设计。
参考资料
[1]Operating Systems: Three Easy Pieces: https://pages.cs.wisc.edu/~remzi/OSTEP/
[2]JuiceFS: https://github.com/juicedata/juicefs
