与大家分享一组文件系统考古文章，翻译自：《50 years in filesystems》由 KRISTIAN KÖHNTOPP 撰写。
有时候，进步是难以察觉的，特别是当你亲历其中时。而通过对比新旧资料之间的差异，寻找那些推动变革的信息源，更容易看到进步的存在。在Linux（以及大部分 Unix 系统）中，都可以印证这一点。
Unix V7 是 Unix 操作系统的一个重要的早期版本，于 1979 年发布，是贝尔实验室最后一个广泛分发的版本。它是第一个真正可移植的 Unix 版本，被移植到了多种平台上，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 系统的直接祖先。许多老牌的 Unix 用户认为 Unix V7 是 Unix 发展的顶峰。
Unix V7 Research Release 的源代码可以在 unix-history-repo 这个由 Diomidis Spinellis 维护的项目中找到。如果你想深入了解 Unix 的设计原理，可以参考 Maurice J. Bach 的经典著作 The Design of the Unix Operating System，并查看 Research V7 Snapshot 这个分支的代码库。
Machines
让我们回到 1974 年，计算机拥有一个“核心”，即中央处理单元。然而，在某些计算机中，这个“核心”已经发生了变化。不再是由多个部件（如算术逻辑单元、寄存器、顺序控制器和微码存储器）组成的设备，而是一颗单一的集成芯片，单个芯片上集成了数千个晶体管。
Kernels
在 Unix 中，我们通过配置头文件（header file）来处理系统资源。如下图所示，这里显示了头文件中配置的默认值，数据结构是数组，所示值是相应的数组大小。如果要更改它们，则需要编辑文件，重新编译和链接内核，然后重新启动系统。
它有一个文件系统缓冲区缓存（file system buffer cache），使用 NBUF（29）个磁盘块，每个磁盘块的大小是 512 字节，用来暂时存储磁盘上的数据块和 inode，从而加速文件系统访问。另外还有一个索引节点数组（inode array），它有 NINODE （200）个条目，每个条目对应一个文件的元数据，还可以同时挂载 NMOUNT （8）个文件系统。每个用户最多可以运行 MAXUPRC（25）个进程，总共有 NPROC（150）个系统进程。每个进程最多可以打开 NOFILE（20）个文件。
阅读 Bach 的著作和原始的 V7 源代码是很有趣的，尽管它们已经完全过时。因为这些源代码中呈现出的许多核心概念更加清晰，结构更简洁，有时甚至带有古老的风格。然而，正是这些概念定义了 Unix 文件系统。 V7 Unix 被写入了 POSIX 标准，之后的每个文件系统都必须遵守它。如果您想了解更多相关示例，请参考《But Is It Atomic?》。
Core Concepts
Unix文件系统的基本概念和结构来自这个时期，也来自这个系统。其中一些概念甚在现代系统中依然存在。磁盘由一系列数据块（block）组成，从第 0 块开始，一直到第 n 块结束。在文件系统的开始部分，我们可以找到超级块（superblock）。它位于文件系统的第 1 块。超级块存储了文件系统的一些基本信息，比如文件系统的大小、空闲块的数量、空闲索引节点的数量等。当我们执行挂载（mount）系统调用时，系统会找到一个空闲的挂载结构（mount structure），并且从磁盘上读取超级块，把它作为挂载结构的一部分。
Inode
内存中的超级块（in-memory superblock）是磁盘上超级块的副本，用于加快文件系统的访问速度。它包含一个 short 类型的字段，用于存储一个索引节点数组（inode array）在磁盘上的位置。
索引节点（inode）是一个描述文件内容和属性的结构，文件内容由一系列数据块（block）组成，每个数据块的大小是固定的（通常是 512 字节或 1024 字节），文件属性包含文件名、大小、权限、时间戳等元数据（metadata）。
磁盘上的 inode 如上图所示。每个 512 字节的磁盘块可以容纳 8 个 inode，因此它们在 64 字节边界上对齐。
文件系统中的 inode 数组是一个 short 类型的计数器，它的最大值是 65535，也就是说文件系统中最多只能有 65535 个 inode。由于每个文件都需要一个 inode，因此每个文件系统最多只能容纳 65535 个文件。
每个文件具有一些固定属性：
- （2字节）mode，它包含了文件的类型和访问权限。
- （2字节）nlink，它表示这个文件有多少个名字。
- （2字节）uid，文件的所有者；
- （2字节）gid，文件所有者的组 ID；
- （4字节）size，文件的长度，以字节为单位（定义为 off_t，长整型）；
- （40字节）addr 数组，包含了文件的数据块在磁盘上的地址；
- （3x 4字节）三个时间，atime（访问时间），mtime（修改时间）和 ctime（所谓的创建时间，但实际上是最后一个 inode 更改的时间）。
总大小为 64 字节。
bmap()
Addr 数组包含 40 个字节，但它存储了 13 个磁盘块地址，每个地址使用 3 个字节。这对于 24 位来说非常适用，或者说对应于 一千六百万个 512 字节的块，总文件系统大小为 8M 千字节，即 8GB。
PDP-11 RL02K磁盘盒可容纳 10.4 MB，而更新的 RA92 可存储 1.5 GB。
Addr 数组在 bmap() 函数中被使用。该函数接收一个 inode（ip）和一个逻辑块号 bn，并返回一个物理块号。也就是说，它将文件中的一个块映射到磁盘上的一个块，因此得名。
前 10 个块指针直接存储在 inode 中。例如，要访问块 0，bmap() 将在 inode 中查找 di_addr[0] 并返回该块号。
额外的块存储在一个间接块中，而间接块则存储在 inode 中。对于更大的文件，会分配一个双间接块，并指向更多的间接块，最终非常大的文件需要甚至三次间接块。
代码首先确定需要多少层间接寻址，也就是要通过多少个间接块才能找到文件内容的磁盘块。然后，获取相应的间接块。最后，代码按照适当的次数解析间接寻址，也就是根据层数依次从间接块中读取其他间接块或直接块的地址，直到找到文件内容的磁盘块。
对于越来越大的文件，原始的 Unix 文件结构采用了逐渐增加的间接访问次数。这样形成了一个压缩的数组，其中较短的文件可以直接通过 inode 中的数据进行访问，而较大的文件则需要通过越来越多的间接访问来获取数据。为了提高性能，保持间接块在文件系统缓冲区高速缓存中是至关重要的。
这种扩展性取决于块大小（早期为 512 字节，现在为 4096 字节）和块号的字节大小（最初为 3 字节，后来为 4 字节甚至 8 字节）。
Atomic writes
文件的写入是在加锁的状态下进行的，因此它们始终具有原子性。即使是跨越多个数据块的写入操作，也是如此。这一点在《But Is It Atomic?》中有详细讨论。
这也意味着即使有多个写入进程，在单个文件上，任何时刻只能有一个磁盘写入操作处于活跃状态。这对数据库系统的开发者来说非常不便利。
Naming files
目录是一个具有特殊类型和固定记录结构的文件。
一个目录条目包含一个inode号（一个无符号整数）和一个文件名，文件名的长度最多可以达到14个字节。这使得一个磁盘块可以容纳32个目录条目，而一个目录文件的直接块可以引用的10个磁盘块可以容纳320个目录条目。
下层（lower）的文件系统中充满了大量的文件。这些文件没有名称，只有编号。
上层 （upper）的文件系统使用一种特殊类型的文件，具有简单的16字节记录结构，用于为文件分配最多14个字符的名称。一个特殊的函数namei()将文件名转换为inode号。
传递给namei()的路径名具有层次结构：它们可以包含/作为路径分隔符，并以\0（NUL）作为终止符。路径名若以/开头，则遍历将从文件系统的根目录开始，形成绝对路径名；若不以/开头，则遍历将从u.u_cdir，即当前目录开始。
该函数逐个消耗路径名的各个组成部分，使用当前活动目录，并在该目录中线性搜索当前组件的名称。当找到最后一个路径名组件或在任何阶段找不到组件时，该函数结束。如果在路径中的任何目录的任何点上，我们没有x权限，它也会结束。
该函数按顺序逐个处理路径名的各个组成部分。它使用当前目录，并在该目录中线性搜索当前组成部分的名称。函数的结束条件有两种情况：一是找到了路径名的最后一个组成部分，二是在路径的任何目录中，出现了无法访问的情况。
挂载点是特殊条目，它会从当前节点和文件系统的目录条目切换到挂载文件系统的根inode。这使得Unix中的所有文件系统看起来像是一棵单一的树，如果要进行"硬盘修改"的操作，只需简单地切换到不同的目录。
最终，该函数将返回给定路径名的inode指针，根据需要和需求创建（或删除）inode（和目录条目）。它是目录遍历和访问权限检查的集中点。
Novel Ideas and Limits
这个早期的Unix文件系统具有许多很好的特性：
- 它将多个文件系统呈现为一个统一的树形结构。
- 文件是无结构的字节数组。
- 这些数组以可动态增加深度的动态数组的形式存储。它们内部使用一种逐渐嵌套的间接块系统，其中数组的元素可以是指向其他数组或数据的指针，从而形成层次嵌套的结构。这使得磁盘搜索的复杂度为O(1)
- 下层文件系统创建文件和上层的文件系统组织文件互相隔离，分工明确。
- 获取inode的唯一方式是路径名遍历，并且在此过程中始终检查权限。
- 文件名中只有很少的特殊字符，即/和\0（空字符）。
但也有明显的限制：
- 文件只能有16M个块。
- 文件系统只能有非常有限的65535个inode。
还有一些令人讨厌的限制：
- 每个文件只能有一个正在写入的进程，这会导致并发性受限。
- 目录查找是线性扫描，因此对于大型目录（超过320个条目），速度变得非常慢。
- 没有强制文件锁定系统。但存在几种用于咨询式文件锁定的系统。
还有一些特殊情况：
- 在 Unix V7 系统中，没有 delete() 系统调用，而是 unlink() 系统调用，它可以删除一个文件的名字，并且那些没有任何文件名和打开文件句柄的文件会被自动清理。这会导致一些不符合预期的结果，例如，只有当一个完全没有文件名的文件被完全关闭时，它占用的磁盘空间才会被释放。许多 Unix 系统管理员都曾经问过他们的磁盘空间去哪了，当他们删除了 /var/log 目录下的日志文件，却忘记了有一些进程还在使用它。
- 最初没有 mkdir() 和 rmdir() 系统调用，这导致了存在可被利用的竞态条件。竞态条件是指在多线程或多进程环境中，由于操作的顺序和时机不确定性，可能导致安全漏洞或错误行为的情况。这在 Unix 的后续版本中得到了修复。
- 有一些操作在特定条件下具有原子性（例如write(2)系统调用），或者经过修改后具有原子性（mknod(2)和mkdir(2)）。
在结构上，inode 表和块和 inode 的空闲映射位于文件系统的开头，磁盘空间也是从磁盘的前端线性分配的。这导致了频繁的寻址操作，并且可能导致文件系统的碎片化（即文件存储在非相邻的块中）。
遍历目录结构意味着从磁盘开头读取目录的 inode，然后向后移动到更远的数据块，再从磁盘开头读取下一个路径名组成部分的下一个 inode，并向后移动到相应的数据块。这个过程在每个路径名组成部分上来回进行，速度并不快。
Today, and Improvements
在之后的发展中，minix 文件系统忠实继承了 PDP-11 V7 Unix 文件系统，保留了它的特性包括局限。然而，随着时间的推移，在现代的 Linux 系统中，由于其不再具备实用性，它已经从内核源代码中移除。
在稍后的一篇文章中，我们将会了解到关于 BSD 快速文件系统，如何更好地布局磁盘上的数据，如何实现更长的文件名、更多的 inode，以及如何通过考虑磁盘的物理特性来加快速度。
要解决目录查找时间线性增长、单个写入者或有限的文件元数据这些问题需要更新的文件系统。
