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Markdown versions of documentation pages are available by appending `.md` to page URLs; this page is available as [Markdown](https://book.bsdcn.org/man/man5/fs.5.md). # fs.5 `fs` — 文件系统卷格式 ## 名称 `fs`, `inode` ## 概要 `#include ` `#include ` `#include ` `#include ` `#include ` `#include ` `#include ` `#include ` `#include ` ## 描述 文件 `#include ` 和 `#include ` 声明了若干结构、已定义的变量和宏，用于在随机访问设备（磁盘）上创建和管理文件系统对象的底层格式。 块大小和构成文件系统的块数是文件系统的参数。从 `BBLOCK` 开始、持续 `BBSIZE` 的扇区用于 disklabel 以及某些硬件的主引导和次引导程序。 实际文件系统从 `SBLOCK` 扇区开始，包含大小为 `SBLOCKSIZE` 的 *超级块*。以下结构描述了超级块，来自文件 `#include ` ```sh /* * FFS 文件系统的超级块。 */ struct fs { int32_t fs_firstfield; /* 历史文件系统链表， */ int32_t fs_unused_1; /* 用于内存中的超级块 */ int32_t fs_sblkno; /* 超级块在文件系统中的偏移 */ int32_t fs_cblkno; /* 柱面块在文件系统中的偏移 */ int32_t fs_iblkno; /* inode 块在文件系统中的偏移 */ int32_t fs_dblkno; /* cg 之后首个数据块的偏移 */ int32_t fs_old_cgoffset; /* 柱面组在柱面中的偏移 */ int32_t fs_old_cgmask; /* 用于计算 mod fs_ntrak */ int32_t fs_old_time; /* 最后写入时间 */ int32_t fs_old_size; /* 文件系统中的块数 */ int32_t fs_old_dsize; /* 文件系统中的数据块数 */ int32_t fs_ncg; /* 柱面组数量 */ int32_t fs_bsize; /* 文件系统中基本块的大小 */ int32_t fs_fsize; /* 文件系统中片段块的大小 */ int32_t fs_frag; /* 文件系统中一块的片段数 */ /* 这些是配置参数 */ int32_t fs_minfree; /* 最小空闲块百分比 */ int32_t fs_old_rotdelay; /* 最佳下一块的毫秒数 */ int32_t fs_old_rps; /* 每秒磁盘转速 */ /* 这些字段可从其他字段计算得出 */ int32_t fs_bmask; /* 块偏移的 ``blkoff'' 计算 */ int32_t fs_fmask; /* 片段偏移的 ``fragoff'' 计算 */ int32_t fs_bshift; /* 逻辑块号的 ``lblkno'' 计算 */ int32_t fs_fshift; /* 片段数的 ``numfrags'' 计算 */ /* 这些是配置参数 */ int32_t fs_maxcontig; /* 最大连续块数 */ int32_t fs_maxbpg; /* 每个柱面组的最大块数 */ /* 这些字段可从其他字段计算得出 */ int32_t fs_fragshift; /* 块到片段的位移 */ int32_t fs_fsbtodb; /* fsbtodb 和 dbtofsb 的位移常量 */ int32_t fs_sbsize; /* 超块的实际大小 */ int32_t fs_spare1[2]; /* 旧的 fs_csmask */ /* 旧的 fs_csshift */ int32_t fs_nindir; /* NINDIR 的值 */ int32_t fs_inopb; /* INOPB 的值 */ int32_t fs_old_nspf; /* NSPF 的值 */ /* 又一个配置参数 */ int32_t fs_optim; /* 优化偏好，见下文 */ int32_t fs_old_npsect; /* 每磁道扇区数（含备用） */ int32_t fs_old_interleave; /* 硬件扇区交错 */ int32_t fs_old_trackskew; /* 每磁道扇区 0 的偏斜 */ int32_t fs_id[2]; /* 唯一的文件系统 ID */ /* 大小由柱面组数量及其大小决定 */ int32_t fs_old_csaddr; /* 柱面组汇总区的块地址 */ int32_t fs_cssize; /* 柱面组汇总区的大小 */ int32_t fs_cgsize; /* 柱面组大小 */ int32_t fs_spare2; /* 旧的 fs_ntrak */ int32_t fs_old_nsect; /* 每磁道扇区数 */ int32_t fs_old_spc; /* 每柱面扇区数 */ int32_t fs_old_ncyl; /* 文件系统中的柱面数 */ int32_t fs_old_cpg; /* 每组柱面数 */ int32_t fs_ipg; /* 每组 inode 数 */ int32_t fs_fpg; /* 每组块数 * fs_frag */ /* 此数据在崩溃后必须重新计算 */ struct csum fs_old_cstotal; /* 柱面汇总信息 */ /* 这些字段在挂载时清零 */ int8_t fs_fmod; /* 超级块修改标志 */ int8_t fs_clean; /* 文件系统干净标志 */ int8_t fs_ronly; /* 只读挂载标志 */ int8_t fs_old_flags; /* 旧的 FS_ 标志 */ u_char fs_fsmnt[MAXMNTLEN]; /* 挂载点名称 */ u_char fs_volname[MAXVOLLEN]; /* 卷名 */ uint64_t fs_swuid; /* 系统级 uid */ int32_t fs_pad; /* 由于 fs_swuid 的对齐 */ /* 这些字段保留当前块分配信息 */ int32_t fs_cgrotor; /* 上次搜索的 cg */ void *fs_ocsp[NOCSPTRS]; /* 填充；曾是 fs_cs 缓冲区列表 */ uint8_t *fs_contigdirs; /* 连续分配的目录数 */ struct csum *fs_csp; /* fs_cs 的 cg 汇总信息缓冲区 */ int32_t *fs_maxcluster; /* 每个柱面组的最大簇 */ u_int *fs_active; /* 快照用于跟踪文件系统 */ int32_t fs_old_cpc; /* postbl 中每循环柱面数 */ int32_t fs_maxbsize; /* 允许的最大块因子 */ int64_t fs_unrefs; /* 未引用的 inode 数 */ int64_t fs_sparecon64[16]; /* 旧的旋转块列表头 */ int64_t fs_sblockloc; /* 标准超级块的字节偏移 */ struct csum_total fs_cstotal; /* 柱面汇总信息 */ ufs_time_t fs_time; /* 最后写入时间 */ int64_t fs_size; /* 文件系统中的块数 */ int64_t fs_dsize; /* 文件系统中的数据块数 */ ufs2_daddr_t fs_csaddr; /* 柱面组汇总区的块地址 */ int64_t fs_pendingblocks; /* 正在释放的块数 */ int32_t fs_pendinginodes; /* 正在释放的 inode 数 */ int32_t fs_snapinum[FSMAXSNAP]; /* 快照 inode 号列表 */ int32_t fs_avgfilesize; /* 预期平均文件大小 */ int32_t fs_avgfpdir; /* 预期每目录文件数 */ int32_t fs_save_cgsize; /* 保存真实 cg 大小以使用 fs_bsize */ int32_t fs_sparecon32[26]; /* 保留用于未来常量 */ int32_t fs_flags; /* 见下文 FS_ 标志 */ int32_t fs_contigsumsize; /* 簇汇总数组大小 */ int32_t fs_maxsymlinklen; /* 内部符号链接的最大长度 */ int32_t fs_old_inodefmt; /* 磁盘上 inode 的格式 */ uint64_t fs_maxfilesize; /* 最大可表示的文件大小 */ int64_t fs_qbmask; /* 用于 64 位大小的 ~fs_bmask */ int64_t fs_qfmask; /* 用于 64 位大小的 ~fs_fmask */ int32_t fs_state; /* 验证 fs_clean 字段 */ int32_t fs_old_postblformat; /* 位置布局表的格式 */ int32_t fs_old_nrpos; /* 旋转位置数 */ int32_t fs_spare5[2]; /* 旧的 fs_postbloff */ /* 旧的 fs_rotbloff */ int32_t fs_magic; /* 魔数 */ }; /* * 文件系统标识 */ #define FS_UFS1_MAGIC 0x011954 /* UFS1 快速文件系统魔数 */ #define FS_UFS2_MAGIC 0x19540119 /* UFS2 快速文件系统魔数 */ #define FS_OKAY 0x7c269d38 /* 超级块校验和 */ #define FS_42INODEFMT -1 /* 4.2BSD inode 格式 */ #define FS_44INODEFMT 2 /* 4.4BSD inode 格式 */ /* * 优化偏好。 */ #define FS_OPTTIME 0 /* 最小化分配时间 */ #define FS_OPTSPACE 1 /* 最小化磁盘碎片 */ ``` 每个磁盘驱动器包含若干文件系统。一个文件系统由若干柱面组组成。每个柱面组包含 inode 和数据。 文件系统由其超级块描述，超级块又描述了柱面组。超级块是关键数据，在每个柱面组中都有副本，以防灾难性损失。这是在文件系统创建时完成的，关键的超级块数据不会改变，因此除非发生灾难，否则无需进一步引用这些副本。 存储在 inode 中的地址能够寻址 “块” 的片段。最多 `MAXBSIZE` 大小的文件系统块可以选择性地分为 2、4 或 8 片，每片都可寻址；这些片段可以是 `DEV_BSIZE`，或 `DEV_BSIZE` 单位的某个倍数。 大文件完全由大数据块组成。为避免过度浪费磁盘空间，小文件的最后一个数据块仅按需要分配一个大块的若干片段。文件系统格式仅保留指向此类片段的单个指针，该片段是被分割的某个大块的一部分。此类片段的大小可从 inode 中的信息通过 Fn blksize fs ip lbn 宏确定。 文件系统在片段级别记录空间可用性；要确定块可用性，需检查对齐的片段。 根 inode 是文件系统的根。inode 0 不能用于正常用途，历史上坏块链接到 inode 1，因此根 inode 是 2（inode 1 不再用于此目的，但许多 dump 磁带做了这种假设，因此我们只能维持现状）。 `fs_minfree` 元素给出可接受的最低空闲文件系统块百分比。如果空闲列表低于此水平，只有超级用户才能继续分配块。如果认为不需要保留空闲块，`fs_minfree` 元素可设为 0，但如果文件系统运行超过 90% 满，将观察到严重的性能下降；因此 `fs_minfree` 的默认值为 8%。 根据经验，在 90% 负载下，块碎片和整体磁盘利用率之间的最佳折衷是碎片化为 8，因此默认片段大小为块大小的八分之一。 `fs_optim` 元素指定文件系统应尝试最小化分配块所花费的时间，还是应尝试最小化磁盘上的空间碎片。如果 fs\_minfree 的值（见上文）小于 8%，则文件系统默认优化空间，以避免耗尽完整大小的块。如果 minfree 的值大于或等于 8%，碎片化不太可能成为问题，文件系统默认优化时间。 *柱面组相关限制：* 每个柱面跟踪不同旋转位置上块的可用性，以便以最小的旋转延迟布局连续块。在默认的 8 个区分旋转位置下，对于典型的 3600 rpm 驱动器，汇总信息的分辨率为 2ms。 `fs_old_rotdelay` 元素给出在同一柱面上启动另一次磁盘传输所需的最小毫秒数。它用于确定文件内磁盘块的旋转最佳布局；`fs_old_rotdelay` 的默认值为 2ms。 每个文件系统有静态分配的 inode 数。每 `NBPI` 字节的磁盘空间分配一个 inode。inode 分配策略极其保守。 `MINBSIZE` 是允许的最小块大小。在 `MINBSIZE` 为 4096 时，仅用两级间接即可创建大小为 2^32 的文件。`MINBSIZE` 必须足够大以容纳柱面组块，因此对（`struct cg`）的修改必须使其大小保持在 `MINBSIZE` 之内。注意，超级块的大小从不超过 `SBLOCKSIZE`。 文件系统挂载的路径名保存在 `fs_fsmnt` 中。`MAXMNTLEN` 定义了超级块中为此名称分配的空间量。每个文件系统的汇总信息量限制由 `MAXCSBUFS` 定义。对于 4096 字节的块大小，目前参数化为最多两百万个柱面。 每个柱面组的信息汇总在从第一个柱面组数据块分配的块中。除了超级块外，这些块还从 `fs_csaddr`（大小 `fs_cssize`）读入。 **注意：** Fn sizeof struct csum 必须是 2 的幂，Fn fs\_cs 宏才能工作。 *文件系统的超级块：* 旋转布局表的大小受超级块大小为 `SBLOCKSIZE` 这一事实限制。这些表的大小与文件系统的块大小成 *反比*。当扇区大小不是 2 的幂时，表的大小会增加，因为这会增加旋转模式重复前所包含的柱面数（`fs_cpc`）。旋转布局表的大小由（`struct fs`）中剩余字节数推导得出。 每个柱面组的数据块数受限，因为柱面组最多为一个块。inode 和空闲块表在扣除柱面组结构（`struct cg`）的空间后必须能放入单个块中。 *inode：* inode 是 UNIX 文件系统中所有文件活动的焦点。每个活动文件、每个当前目录、每个被挂载的文件、文本文件和根目录都分配有唯一的 inode。inode 通过其设备/i-编号对“命名”。更多信息，参见包含文件 `#include ` 外部属性的格式由 extattr 结构定义： ```sh struct extattr { uint32_t ea_length; /* 此属性的长度 */ uint8_t ea_namespace; /* 此属性的命名空间 */ uint8_t ea_contentpadlen; /* 属性末尾的填充字节数 */ uint8_t ea_namelength; /* 属性名的长度 */ char ea_name[1]; /* 属性名（非 nul 结尾） */ /* 如有填充，将属性内容对齐到 8 字节边界 */ /* 扩展属性内容紧随其后 */ }; ``` 定义了若干宏来操作这些结构。每个宏接受一个指向 extattr 结构的指针。 **`EXTATTR_NEXT(eap)`** 返回指向 `eap` 之后下一个扩展属性的指针。 **`EXTATTR_CONTENT(eap)`** 返回指向 `eap` 所引用的扩展属性内容的指针。 **`EXTATTR_CONTENT_SIZE(eap)`** 返回 `eap` 所引用的扩展属性内容的大小。 以下代码标识一个 ACL： ```sh if (eap->ea_namespace == EXTATTR_NAMESPACE_SYSTEM && eap->ea_namelength == sizeof(POSIX1E_ACL_ACCESS_EXTATTR_NAME) - 1 && strncmp(eap->ea_name, POSIX1E_ACL_ACCESS_EXTATTR_NAME, sizeof(POSIX1E_ACL_ACCESS_EXTATTR_NAME) - 1) == 0) { aclp = EXTATTR_CONTENT(eap); acllen = EXTATTR_CONTENT_SIZE(eap); ... } ``` ## 历史 名为 filsys 的超级块结构出现于 Version 6 AT\&T UNIX。本手册所述的文件系统出现于 4.2BSD。 --- # Agent Instructions This documentation is published with GitBook. GitBook is the documentation platform designed so that both humans and AI agents can read, navigate, and reason over technical content effectively. Learn more at gitbook.com. ## Querying This Documentation If you need additional information that is not directly available in this page, you can query the documentation dynamically by asking a question. Perform an HTTP GET request on the current page URL with the `ask` query parameter, and the optional `goal` query parameter: ``` GET https://book.bsdcn.org/man/man5/fs.5.md?ask=&goal= ``` `ask` is the immediate question: it should be specific, self-contained, and written in natural language. `goal` is optional and describes the broader end goal you are ultimately trying to accomplish on behalf of the user. GitBook uses it to tailor the answer towards what is most useful for that goal. The response will contain a direct answer to the question and relevant excerpts and sources from the documentation. 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