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为什么需要文件系统？
所有的应用程序都需要存储和检索信息。进程运行时，它能够在自己的存储空间内存储一定量的信息。然而，存储容量受虚拟地址空间大小的限制。对于一些应用程序来说，存储空间的大小是充足的，但是对于其他一些应用程序，比如航空订票系统、银行系统、企业记账系统来说，这些容量又显得太小了。
第二个问题是，当进程终止时信息会丢失。对于一些应用程序（例如数据库），信息会长久保留。在这些进程终止时，相关的信息应该保留下来，是不能丢失的。甚至这些应用程序崩溃后，信息也应该保留下来。
第三个问题是，通常需要很多进程在同一时刻访问这些信息。解决这种问题的方式是把这些信息单独保留在各自的进程中。
因此，对于长久存储的信息我们有三个基本需求：
- 必须要有可能存储的大量的信息。
- 信息必须能够在进程终止时保留。
- 必须能够使多个进程同时访问有关信息。
磁盘（Magnetic disk）一直是用来长久保存信息的设备。近些年来，固态硬盘逐渐流行起来。固态硬盘不仅没有易损坏的移动部件，而且能够提供快速的随机访问。相比而言，虽然磁带和光盘也被广泛使用，但是它们的性能相对较差，通常应用于备份。
事实上磁盘支持更多的操作，但是只要有了读写操作，原则上就能够解决长期存储的问题。然而，磁盘还有一些不便于实现的操作，特别是在有很多程序或者多用户使用的大型系统上（如服务器）。在这种情况下，很容易产生一些问题，例如：
- 你如何找到这些信息？
- 你如何保证一个用户不会读取另外一个用户的数据？
- 你怎么知道哪些块是空闲的？
我们可以针对这些问题提出一个新的抽象 - 文件。
文件（Files）是由进程创建的逻辑信息单元。一个磁盘会包含几千甚至几百万个文件，每个文件是独立于其他文件的。事实上，如果你能把每个文件都看作一个独立的地址空间，那么你就可以真正理解文件的概念了。
进程能够读取已经存在的文件，并在需要时重新创建他们。存储在文件中的信息必须是持久的，这也就是说，不会因为进程的创建和终止而受影响。一个文件只能在当用户明确删除的时候才能消失。
文件由操作系统进行管理，有关文件的构造、命名、访问、使用、保护、实现和管理方式都是操作系统设计的主要内容。从总体上看，操作系统中处理文件的部分称为文件系统（File system）。
日志结构的文件系统
技术的改变会给当前的文件系统带来压力。这种情况下，CPU 会变得越来越快，磁盘会变得越来越大并且越来越便宜（但不会越来越快）。内存容量也是以指数级增长。但是磁盘的寻道时间（除了固态盘，因为固态盘没有寻道时间）并没有获得提高。
这些因素结合起来意味着许多系统文件中出现性能瓶颈。为此，Berkeley 设计了一种全新的文件系统，试图缓解这个问题，这个文件系统就是 日志结构文件系统（Log-structured File System，LFS）。
日志结构文件系统由 Rosenblum和 Ousterhout于 90 年代初引入，旨在解决以下问题：
- 不断增长的系统内存
- 顺序 I/O 性能胜过随机 I/O 性能
- 现有低效率的文件系统
- 文件系统不支持 RAID（虚拟化）
另一方面，当时的文件系统不论是 UNIX 还是 FFS，都有大量的随机读写（在 FFS 中创建一个新文件至少需要 5 次随机写），因此成为整个系统的性能瓶颈。同时因为 Page cache 的存在，作者认为随机读不是主要问题：随着越来越大的内存，大部分的读操作都能被 cache，因此 LFS 主要要解决的是减少对硬盘的随机写操作。
在这种设计中，inode 甚至具有与 UNIX 中相同的结构，但是现在它们分散在整个日志中，而不是位于磁盘上的固定位置。所以，inode 很定位。为了能够找到 inode ，维护了一个由 inode 索引的 inode map（inode 映射）。表项 i 指向磁盘中的第 i 个 inode 。这个映射保存在磁盘中，但是也保存在缓存中，因此，使用最频繁的部分大部分时间都在内存中。
日志结构文件系统主要使用四种数据结构：Inode、Inode Map、Segment、Segment Usage Table。
到目前为止，所有写入最初都缓存在内存中，并且追加在日志末尾，所有缓存的写入都定期在单个段中写入磁盘。所以，现在打开文件也就意味着用映射定位文件的索引节点。一旦 inode 被定位后，磁盘块的地址就能够被找到。所有这些块本身都将位于日志中某处的分段中。
真实情况下的磁盘容量是有限的，所以最终日志会占满整个磁盘空间，这种情况下就会出现没有新的磁盘块被写入到日志中。幸运的是，许多现有段可能具有不再需要的块。例如，如果一个文件被覆盖了，那么它的 inode 将被指向新的块，但是旧的磁盘块仍在先前写入的段中占据着空间。
为了处理这个问题，LFS 有一个清理（Clean）线程，它会循环扫描日志并对日志进行压缩。首先，通过查看日志中第一部分的信息来查看其中存在哪些索引节点和文件。它会检查当前 inode 的映射来查看 inode 是否在当前块中，是否仍在被使用。如果不是，该信息将被丢弃。如果仍然在使用，那么 inode 和块就会进入内存等待写回到下一个段中。然后原来的段被标记为空闲，以便日志可以用来存放新的数据。用这种方法，清理线程遍历日志，从后面移走旧的段，然后将有效的数据放入内存等待写到下一个段中。由此一来整个磁盘会形成一个大的环形缓冲区，写线程将新的段写在前面，而清理线程则清理后面的段。
日志文件系统
虽然日志结构系统的设计很优雅，但是由于它们和现有的文件系统不相匹配，因此还没有广泛使用。不过，从日志文件结构系统衍生出来一种新的日志系统，叫做日志文件系统，它会记录系统下一步将要做什么的日志。微软的 NTFS 文件系统、Linux 的 ext3 就使用了此日志。OS X 将日志系统作为可供选项。为了看清它是如何工作的，我们下面讨论一个例子，比如 移除文件 ，这个操作在 UNIX 中需要三个步骤完成：
- 在目录中删除文件
- 释放 inode 到空闲 inode 池
- 将所有磁盘块归还给空闲磁盘池
在 Windows 中，也存在类似的步骤。不存在系统崩溃时，这些步骤的执行顺序不会带来问题。但是一旦系统崩溃，就会带来问题。假如在第一步完成后系统崩溃。inode 和文件块将不会被任何文件获得，也不会再分配；它们只存在于废物池中的某个地方，并因此减少了可利用的资源。如果崩溃发生在第二步后，那么只有磁盘块会丢失。日志文件系统保留磁盘写入期间对文件系统所做的更改的日志或日志，该日志可用于快速重建可能由于系统崩溃或断电等事件而发生的损坏。
一般文件系统崩溃后必须运行 fsck（文件系统一致性检查）实用程序。
为了让日志能够正确工作，被写入的日志操作必须是幂等的（idempotent），它意味着只要有必要，它们就可以重复执行很多次，并不会带来破坏。像操作 更新位表并标记 inode k 或者块 n 是空闲的 可以重复执行任意次。同样地，查找一个目录并且删除所有叫 foobar 的项也是幂等的。相反，把从 inode k 新释放的块加入空闲表的末端不是幂等的，因为它们可能已经被释放并存放在那里了。
为了增加可靠性，一个文件系统可以引入数据库中原子事务（atomic transaction）的概念。使用这个概念，一组动作可以被界定在开始事务和结束事务操作之间。这样，文件系统就会知道它必须完成所有的动作，要么就一个不做。
虚拟文件系统
即使在同一台计算机上或者在同一个操作系统下，都会使用很多不同的文件系统。Windows 中的主要文件系统是 NTFS 文件系统，但不是说 Windows 只有 NTFS 操作系统，它还有一些其他的例如旧的 FAT32 或 FAT16 驱动器或分区，其中包含仍需要的数据，闪存驱动器，旧的 CD-ROM 或 DVD（每个都有自己的独特文件系统）。Windows 通过指定不同的盘符来处理这些不同的文件系统，比如 C:，D: 等。盘符可以显示存在也可以隐式存在，如果你想找指定位置的文件，那么盘符是显示存在；如果当一个进程打开一个文件时，此时盘符是隐式存在，所以 Windows 知道向哪个文件系统传递请求。
相比之下，UNIX 采用了一种不同的方式，即 UNIX 把多种文件系统整合到一个统一的结构中。一个 Linux 系统可以使用 ext2 作为根文件系统，ext3 分区装载在 /usr 下，另一块采用 Reiser FS 文件系统的硬盘装载到 /home下，以及一个 ISO 9660 的 CD-ROM 临时装载到 /mnt 下。从用户的观点来看，只有一个文件系统层级，但是事实上它们是由多个文件系统组合而成，对于用户和进程是不可见的。
UNIX 操作系统使用一种 虚拟文件系统（Virtual File System，VFS）来尝试将多种文件系统构成一个有序的结构。关键的思想是抽象出所有文件系统都共有的部分，并将这部分代码放在一层，这一层再调用具体文件系统来管理数据。下面是一个 VFS 的系统结构。
还是那句经典的话，在计算机世界中，任何解决不了的问题都可以加个代理来解决。所有和文件相关的系统调用在最初的处理上都指向虚拟文件系统。这些来自用户进程的调用，都是标准的 POSIX 系统调用，比如 open、read、write 和 seek 等。VFS 对用户进程有一个 上层 接口，这个接口就是著名的 POSIX 接口。
VFS 也有一个对于实际文件的 下层 接口，就是上图中标记为 VFS 的接口。这个接口包含许多功能调用，这样 VFS 可以使每一个文件系统完成任务。因此，要创建一个可以与 VFS 一起使用的新文件系统，新文件系统的设计者必须确保它提供了 VFS 要求的功能。一个明显的例子是从磁盘读取特定的块，然后将其放入文件系统的缓冲区高速缓存中，然后返回指向该块的指针的函数。因此，VFS 具有两个不同的接口：上一个到用户进程，下一个到具体文件系统。
当系统启动时，根文件系统在 VFS 中注册。另外，当装载其他文件时，不管在启动时还是在操作过程中，它们也必须在 VFS 中注册。当一个文件系统注册时，根文件系统注册到 VFS。另外，在引导时或操作期间挂载其他文件系统时，它们也必须向 VFS 注册。当文件系统注册时，其基本作用是提供 VFS 所需功能的地址列表、调用向量表、或者 VFS 对象。因此一旦文件系统注册到 VFS，它就知道从哪里开始读取数据块。
装载文件系统后就可以使用它了。比如，如果一个文件系统装载到 /usr 并且一个进程调用它：
open("/usr/include/unistd.h", O_RDONLY)
当解析路径时， VFS 看到新的文件系统被挂载到 /usr，并且通过搜索已经装载文件系统的超级块来确定它的超块。然后它找到它所转载的文件的根目录，在那里查找路径 include/unistd.h。然后 VFS 创建一个 vnode 并调用实际文件系统，以返回所有的在文件 inode 中的信息。这个信息和其他信息一起复制到 vnode （内存中）。而这些其他信息中最重要的是指向包含调用 vnode 操作的函数表的指针，比如 read、write 和 close 等。
当 vnode 被创建后，为了进程调用，VFS 在文件描述符表中创建一个表项，并将它指向新的 vnode，最后，VFS 向调用者返回文件描述符，所以调用者可以用它去 read、write 或者 close 文件。
当进程用文件描述符进行一个读操作时，VFS 通过进程表和文件描述符确定 vnode 的位置，并跟随指针指向函数表，这样就调用了处理 read 函数，运行在实际系统中的代码并得到所请求的块。VFS 不知道请求时来源于本地硬盘、还是来源于网络中的远程文件系统、CD-ROM 、USB 或者其他介质，所有相关的数据结构如下图所示：
从调用者进程号和文件描述符开始，进而是 vnode，读函数指针，然后是对实际文件系统的访问函数定位。
Linux 文件系统
文件系统是文件存放在磁盘等存储设备上的组织方法。Linux 系统中每个分区都是一个文件系统，都有自己的目录层次结构。Linux 会将这些分属不同分区的、单独的文件系统按一定的方式形成一个系统的总的目录层次结构。一个操作系统的运行离不开对文件的操作，因此必然要拥有并维护自己的文件系统。
Linux 操作系统的一个重要特点是它支持许多不同类型的文件系统。Linux 中最普遍使用的文件系统是 ExtX，它也是 Linux 土生土长的文件系统。但 Linux 也能够支持 FAT、 FAT32、 VFAT 和 ISO9660 等不同类型的文件系统，从而可以方便地和其它操作系统交换数据。
- ext2：早期 Linux 中常用的文件系统。
- ext3：ext2 的升级版，带有日志功能。
- ext4：较新的文件系统版本。
- RAMFS：内存文件系统，速度很快。
由于 Linux 支持许多不同的文件系统，并且将它们组织成了一个统一的虚拟文件系统。
虚拟文件系统（Virtual FileSystem，VFS）隐藏了各种硬件的具体细节，把文件系统操作和不同文件系统的具体实现细节分离了开来，为所有的设备提供了统一的接口，VFS 提供了多达数十种不同的文件系统。虚拟文件系统可以分为逻辑文件系统和设备驱动程序。逻辑文件系统指 Linux 所支持的文件系统，如 extX、FAT 等，设备驱动程序指为每一种硬件控制器所编写的设备驱动程序模块。
虚拟文件系统（VFS）是 Linux 内核中非常有用的一个方面，因为它为文件系统提供了一个通用的接口抽象。VFS 在 SCI 和内核所支持的文件系统之间提供了一个交换层。即 VFS 在用户和文件系统之间提供了一个交换层。
在 VFS 上面，是对诸如 open、close、read 和 write 之类的函数的一个通用 API 抽象。在 VFS 下面是文件系统抽象，它定义了上层函数的实现方式。它们是给定文件系统（超过 50 个）的插件。文件系统的源代码可以在 ./linux/fs 中找到。
文件系统层之下是缓冲区缓存，它为文件系统层提供了一个通用函数集（与具体文件系统无关）。这个缓存层通过将数据保留一段时间（或者随即预先读取数据以便在需要是就可用）优化了对物理设备的访问。缓冲区缓存之下是设备驱动程序，它实现了特定物理设备的接口。
因此，用户和进程不需要知道文件所在的文件系统类型，而只需要象使用 Ext2 文件系统中的文件一样使用它们。
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