如何设计文件系统

把磁盘块设计成文件、目录、fd 和崩溃后仍能恢复的一致状态。

定位：这页只讲 ToyOS 第一版文件系统。重点不是“文件系统有哪些类型”，而是磁盘只认识块，用户却需要路径、文件名、权限、读写位置和崩溃恢复。

一、坏场景：磁盘只认识块，用户要的是文件

失败：如果每个程序都自己管理磁盘块，文件名、空间分配、权限、删除、崩溃恢复都会各写各的。很快就会出现两个程序写同一块、删除后仍被引用、断电后元数据互相矛盾。

二、最小对象

对象	字段	负责什么
`SuperBlock`	block_size、inode_start、data_start、free_map	描述整个文件系统布局
`Inode`	id、type、size、blocks、link_count、mode	文件身份、大小、权限和数据块位置
`DirectoryEntry`	name、inode_id	路径名到文件身份的映射
`OpenFile`	inode、offset、flags、ref_count	一次打开文件的读写状态
`FileDescriptor`	fd、open_file	进程用小编号引用内核文件对象
`JournalRecord`	tx_id、old_meta、new_meta、committed	记录元数据变更是否完成

三、一次 open / read / write 怎样走

调用	内核路径	关键检查
`open("/a.txt")`	解析目录 → 找 inode → 创建 OpenFile → 分配 fd	路径存在、权限允许、fd 未超限
`read(fd, buf, len)`	fd → OpenFile → inode → block → copy_to_user	fd 可读、用户缓冲区可写
`write(fd, buf, len)`	copy_from_user → 分配块 → 更新 inode → 写数据	fd 可写、空间足够、写入顺序正确
`close(fd)`	移除进程 fd → OpenFile ref-- → 必要时释放	引用计数不能提前归零

四、删除不是简单释放块

坏场景：A 打开文件后继续读取，B 删除这个文件名。如果删除立刻释放数据块，A 的 fd 可能读到别人新写入的数据。

五、崩溃恢复先只保护元数据

create_file(path): begin_tx() inode = alloc_inode() blocks = alloc_blocks() write_inode(inode) write_dir_entry(path, inode.id) commit_tx()

六、验收实验

七、回到操作系统主线

下一页：设备驱动与中断

文件系统需要块设备，终端和网络也需要设备事件。继续看如何设计设备驱动与中断。

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一句话：文件系统不是“把文件存到磁盘”，而是把块设备改造成有名字、有身份、有权限、有引用关系、断电后还能恢复的资源账本。