这是一个关于文件系统发展的系列文章的第二部分，主要介绍了 1984 年的 BSD Fast Filing System（FFS）及其在硬件、传统文件系统缺点、创新点、其他变化和改进以及性能等方面的情况：

• 硬件背景：1984 年，针对 4.3BSD 的计算机是桌面和机柜工作站，32 位数据寄存器和地址寄存器，外部数据和地址总线大小各异，早期 Sun Workstations 采用 68k CPU，后来推出了 SPARC 架构的 Sun - 4 系列，同时 MIPS 和 PA - RISC 架构的 CPU 也相继出现，DEC 的 VAX 是 32 位 CISC CPU 机柜电脑，1992 年才转为 RISC，1998 年被康柏收购后 CPU 停产，IP 于 2001 年卖给英特尔，当时工作站类型系统的主内存在低两位 MB 范围，系统时钟为两位数 MHz。
• 传统文件系统缺点：32 位 VAX 系统在 1980 年代的工作站工作中存在问题，如原始 Unix 文件系统在文件大小、I/O 速度和文件数量方面显示出结构问题，512 字节的 I/O 大小严重降低了磁盘子系统性能，文件系统元数据与实际数据分离导致访问文件时寻道时间长，单个目录中的文件未连续分配导致多次非连续块访问。

• BSD FFS 创新点：

  • 柱面组和理解 CHS：BSD FFS 理解硬盘的物理布局，将磁盘分为柱面组，每个柱面组成为传统 Unix 文件系统的迷你版本，包含超级块、本地 inode 区域和位图，位图的使用替代了传统文件系统中的空闲列表，同时考虑 CHS 布局确保超级块不总是在同一盘片，还能根据处理器和磁盘转速配置并记录交错因子以优化磁盘 I/O 吞吐量。
  • 大区块、小碎片和尾部打包：FFS 内部使用至少 4KB 大小的逻辑块，通过尾部打包将多个文件的末端存储在同一逻辑块中，减少存储开销，同时防止文件缓慢增长导致的碎片和重新布局。
  • 长寻道布局策略：引入布局策略控制新目录、文件的放置和大文件的处理，尽量将文件放置在合适的柱面组，对于大文件强制长寻道以均匀使用磁盘空间，虽会导致文件碎片但能保证大文件 I/O 效率。
  • 目录布局策略：同一目录中的文件放置在同一柱面组，不同目录放置在不同柱面组，以确保文件系统空间的均匀使用，目录中的文件搜索和空闲空间管理较为复杂。

• 其他变化和改进：

  • 长 inode 编号和块地址：inode 编号变为 32 位，数量从 64K 增加到 4G，inode 大小翻倍为 128 字节，磁盘块地址为 4 字节，可支持最大 16TB 文件系统大小，文件长度记录为quad，允许单个文件大小超过 4G。
  • 长文件名：定义了更复杂的目录项结构，文件名限制为 255 字节，目录项长度按 4 字节边界对齐，目录搜索和空闲空间管理更复杂，空闲空间不通过压缩回收。
  • 符号链接：引入新的文件类型l（符号链接），通过“替换文件名”确定链接目标位置，可跨越文件系统边界，不受链接计数限制。
  • 重命名系统调用：引入rename()系统调用，替代之前的库函数实现，操作更原子，避免部分执行和恶意干扰。
  • 配额：引入文件系统使用配额的概念，包括软限制和硬限制，修改文件系统行为以实现有用的配额管理，如更改文件所有者和组归属需有特权等。
  • 咨询式锁定：在 4.2BSD 中引入flock()系统调用实现咨询式文件锁定，可共享或独占，适用于整个文件，无死锁检测，与文件描述符绑定，Posix 后来引入不同的锁系统fcntl()，Linux 同时存在两种不兼容的文件锁定实现。
• 性能：ls和ls -l操作快速，因为同一目录中的文件 inode 在同一柱面组，读取和列出目录的寻道次数和距离低，理论最大带宽利用率从传统文件系统的 3%提高到 22%甚至 47%，在实际生产系统中取得良好效果，同时还有一些生活质量提升，如方便团队工作和解锁新功能，但 ext2 文件系统仍存在一些局限性，如非日志文件系统、处理大量条目和深层目录层次结构能力有限等，直到 1994 年 SGI 的 XFS 才解决这些问题。