设计注记

• 1: 为什么 Barn 没有 Project
• 2: 为什么每个 Barn 节点都有两张网卡
• 3: 声明式不等于破坏式
• 4: PID 不是虚拟机身份
• 5: repo.yaml 是意图，catalog.json 是证据

1 - 为什么 Barn 没有 Project

Barn 最初采用了一套很熟悉的虚拟机管理器抽象：工作目录就是 Project，隐藏 Marker 提供 身份，注册表负责重新发现 Project，宿主全局 Lease 防止它们争用私有网络。这种模型可以承载 多套彼此独立的虚拟机，但它并不适合 Barn 最终要成为的产品。

Barn 不是通用 Hypervisor 前端，而是一套本地、固定 IP 的 Pigsty 实验室。操作者本来就有 一份完整描述：Pigsty Inventory。再加入第二份 VM Manifest 与第二套 Project 身份，只会让 每个普通问题变复杂。

旧抽象会把普通问题转化为 Project 管理问题：

• 节点名称和地址究竟以哪份文件为准？
• 移动目录代表移动实验室，还是创建新实验室？
• Marker 还在、注册表丢了怎么办？
• 目录消失代表废弃 Project，还是移动硬盘暂时没有挂载？
• 唯一的宿主私有网络归哪个 Project 所有？

这些都是合理的多 Project 问题。Barn 的选择是不再制造它们。

一份 Inventory 已经足够

交给 Pigsty 的 Inventory 同时就是 Barn 的期望状态。Barn 只读取一个很小、明确记录的 边界：Host 地址、少量 Pigsty 原生身份字段，以及 vm_* 命名空间。命名空间内部严格校验， Inventory 的其余部分保持不透明，原样留给 Pigsty。

这种不对称很重要。vm_mem 拼错必须报错，因为它会改变 Barn 创建的机器；新增一项 PostgreSQL 调优参数却不应该因为 VM 层从未见过而失败。于是同一份文件可以继续作为 Pigsty Inventory 演进，而不会暗中变成第二种 Barn 配置格式。

命名遵循同一原则：优先使用 nodename，其次按 Pigsty Cluster/Sequence 稳定派生，最后才 回退到地址尾段。Barn 不再增加一个可能与 Pigsty Hostname 冲突的 vm_name。

一个 Owner-scope 状态根

应用状态位于 BARN_HOME，默认是 ~/.barn。工作目录里没有 Marker，也没有按目录维护 的注册表。只读取应用状态的命令可以从任何目录运行；提出新期望状态的命令才需要发现或显式 接收 Inventory。

这里的“一个 Deployment”是 Owner-scope，而不是 root 强制的整机单例。每个 Unix 用户拥有 独立状态根。Barn 面向可信开发工作站，不承诺共享服务器上的敌对用户仲裁。

这项简化带来直接结果：

• 移动或重命名源码目录不会改变 Deployment 身份；
• Inventory 丢失不会擦除已经应用的状态；
• 清理通过显式生命周期命令完成；删除状态目录不能替代停止 VM 或移除托管集成；
• 镜像缓存、密钥、节点、磁盘、锁与 Deployment 状态集中在同一个可检查的 Home 中； 短 QMP/PID 路径、SSH 客户端集成与宿主全局网络仍有各自的托管位置，完整清理见 卸载。

配置缺席不是操作意图

单 Deployment 并不意味着 Inventory 可有可无，而是让 Barn 可以区分“期望配置”与“已应用 证据”。需要期望状态时，命令契约允许的场景可以回退到已有 Deployment 的 Applied Spec； 文件缺失永远不会被理解成删除节点的请求。

这条规则贯穿生命周期的每一层：规划与删除必须显式， 恢复流程也会保留有歧义的资源，而不是猜测用户意图。

这是刻意接受的取舍

Barn 不支持同一用户同时运行多套 Deployment。Project、注册表与地址级 Lease 不是藏起来 等待未来开启的功能；它们被明确否决，因为会重新引入产品刚刚删除的抽象。

如果需求变成多租户或多宿主编排，那已经是另一个产品边界。对本地 Pigsty 实验室而言，一份 Inventory 与一个 Deployment 能让地址、属主、Drift、恢复和清理都更容易解释，也更容易证明。

下一篇：为什么每个 Barn 节点都有两张网卡。

2 - 为什么每个 Barn 节点都有两张网卡

Pigsty Inventory 用稳定地址标识机器。PostgreSQL 复制、etcd 成员、HAProxy 后端、VIP、 监控目标与 Ansible 都假设 10.10.10.11 始终代表同一个节点。回环端口转发可以把 SSH 或 PostgreSQL 暴露给宿主，却无法把这种网络身份提供给其它节点。

因此 Barn 不让用户在“方便的 NAT 模式”和“高级固定网络模式”之间二选一。每个正常节点 同时获得两种能力，并由两张网卡分别承担。

一张网卡不该承担两项冲突职责

Barn 使用确定的 MAC 地址匹配两张虚拟网卡，不再修改它们的名称。Guest 中看到的名字由镜像 自身的网络栈决定（通常是 eth0 或 enp0s4）；网卡角色由 MAC 与地址契约决定，而不是显示名称。

管理网卡刻意保持普通：一张新的 Cloud Image 在应用尚未安装前就能访问软件仓库，宿主无需 安装 NAT 规则或 DHCP 服务。

私有网卡使用一个确定的 RFC1918 地址，没有默认路由，也没有 DNS。客机初始化会检查 这些属性，但从 0.7 起，私网检查属于可选步骤：失败时记录 private-network 警告， 管理 SSH 与客机身份可用时仍可达到就绪。因此操作成功时，固定 IP 连通性仍可能受限。 部署依赖该网卡的服务前，应检查警告并测试相应宿主/节点间连接，修正原因后重复 up。

地址规划归 Inventory 所有

所有受管 Host 位于同一个规范 RFC1918 /24：

Guest 私有网卡不请求 DHCP：cloud-init 直接得到 Inventory 已声明的准确地址。macOS vmnet 配置的 DHCP 范围止于 .8，受管节点从 .9 开始；Linux 使用桥接与 Guest 静态地址。 因此 VM 地址契约不依赖租约数据库，Ansible 从第一次连接到后续部署始终使用同一地址。

对于自动生成的配置，如果默认子网被占用，setup 可以从一组有限候选中选择空闲网段；显式 提供的 Inventory 绝不会为了绕过冲突而被静默改写。宿主接口、所有节点、Pigsty 地址与别名 必须对同一个子网达成一致。

后端因平台而异，Guest 契约保持一致

Guest 在所有支持宿主上看到相同拓扑，Barn 则跟随宿主真正的网络管理者：

• macOS： 固定版本的 socket_vmnet 服务提供私有链路。Host Mode 默认，Shared Mode 必须显式选择；QEMU 仍以普通用户运行。
• NetworkManager 活跃的 Linux： Barn 通过 nmcli 创建自有 barn0 Bridge， 并与活跃的 firewalld 策略配合。
• systemd-networkd 管理的 Linux： Barn 安装自有 Unit，并借助发行版 qemu-bridge-helper 保持 QEMU 非特权。
• networkd 尚未启动： 只有预变更扫描能证明现有 Unit 不会接管真实宿主网卡时，才允许 激活它。

同时支持两种 Linux 管理器不是为了抽象而抽象。如果只因为 Barn 会写 .network 文件，就在 桌面或 RHEL 家族宿主上启动 networkd，可能破坏宿主真实网络；后端必须服从当前已经负责网络 的组件。

宿主网络是一项事务

Bridge 或 vmnet Daemon 会跨越一次 CLI 进程，也会跨越特权边界，因此 Barn 把安装视为 可逆宿主事务：

1. 检查 Route、Interface、Service、属主与已有状态；
2. 修改前打印准确计划；
3. Apply 前立即重新检查前置条件；
4. 用 root-owned 状态记录 Barn 创建了什么、此前存在什么；
5. 证明普通用户 QEMU 确实可以接入；
6. 全部 Readiness 检查通过后才接受安装。

一个碰巧占用相同 .1/24 的外部接口不会被接管；已经变化的自有文件不会被覆盖；Uninstall 会在已记录节点仍运行时拒绝，并且只恢复 Manifest 明确记录的前态。失败意味着停止，而不是 授权程序删除挡路的任何东西。

接受的取舍

Guest 互联网流量经过 QEMU User-mode Network。这不是理论上最快的转发路径，但它让普通出网 保持非特权且跨平台。真正影响 Pigsty 实验室的流量——宿主到 Guest、复制、服务调用，以及从 控制节点分发软件包——都留在私有链路上。

最终形成一个清晰的职责分离：管理网卡让机器容易 Bootstrap，私有网卡让它成为地址稳定的 实验室成员，两者都不需要假装成对方。

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3 - 声明式不等于破坏式

“声明式”常被简化成“让现实等于文件”。在文件完整、分支正确时，这是一句好口号；但当配置 暂时不完整、检出了错误分支，或某个 YAML Group 被误删时，把“缺席”理解成“删除”就会让普通 编辑错误直接变成破坏操作。

Barn 采用一条更窄的规则：

期望状态可以授权创建，也可以描述 Drift；它永远不能通过省略来授权销毁。

这对 VM Runtime 尤其重要。Root Disk、Data Disk、SSH Key 与本地证据并不是无状态副本。 重建可能是正确选择，但必须是操作者能看见并明确作出的决定。

从 Inventory 得到节点身份

Barn 不会对整份 Pigsty Inventory 做哈希。它先提取自己拥有的字段、填入默认值， 规范化镜像选择器与架构，再构造 Canonical Resolved Spec。精确 Catalog 工件另行解析， 因此 Channel 更新本身不会改变节点的 Spec Hash。每个节点的哈希只包含：

• 所有节点共享的 Deployment Envelope，例如子网、登录用户、架构策略与部署级默认镜像请求；
• 该节点自己的完整 Resolved Definition。

因此，增加一个同伴不会改变已有节点的哈希；修改 Barn 不消费的 Pigsty 字段——例如 PostgreSQL 版本、软件包或服务策略——也不会产生 VM Drift。VM 层只响应自己真正理解的契约。

这也避免了一项危险的半承诺：Barn 不假装实现完整 Ansible 变量系统。自有命名空间里的未知 vm_* 字段与冲突值会失败；记录边界之外的内容保持不透明，而不是只解释一半。

Plan 只有五种结果

barn plan 对比期望状态、Applied Deployment State 与已提交的 Node State，结果刻意保持精简：

Plan 完全只读。它列出准确节点集合，并在文本模式中给出应用显式转换的命令。

为什么 up 遇到 Drift 会停下

Barn 可以把 CPU/内存变化认定为“足够安全”并自动应用，也可以在镜像变化时静默重建根盘。 Pre-1.0 刻意不这样做：任何 VM 定义变化都归类为 Recreate，up 返回类型化冲突。

这条保守边界有两个好处：

1. 所有可能使 Guest 状态失效的变化共享一个可见操作；
2. Barn 可以在触碰当前节点前完成全部前置检查。

Recreate 会先解析 Emulator、加速策略、Firmware、镜像字节、网络后端、Share 与 Persistent Disk 契约，再开始销毁。若外来架构 Emulator 缺失，或一个 Share 不安全，已有 VM 会保持原样。

为什么 Missing Node 会阻止收敛

节点从期望状态中消失，可能来自许多并不代表删除意图的原因：

• 调试时打开了一份缩减 Inventory；
• Group 被重命名或过滤；
• vm_skip 暂时标记一台真机或外部节点；
• Merge Conflict 丢掉一段 YAML；
• 配置文件本身暂时不可用。

Applied State 仍包含这种节点时，up 会停止并点名报告。操作者必须恢复定义，或运行显式 Destroy 命令。这比自动垃圾回收多一点摩擦，却比恢复被意外删除的磁盘少得多。

Persistent Data Disk 还有独立边界：普通 Destroy 会保留它们； 整套部署的 destroy --delete-persistent 显式包含受管持久盘和已保留的磁盘， 不接受节点选择器；同时删除 Deployment Key 则需要整部署的 destroy --purge 或 purge。保留不是备份保证：Guest 初始化可能重置 无法识别或确认损坏的测试文件系统，包括持久盘，详见 数据盘。一次确认不能静默扩张成更宽的授权。

收敛仍然是增量的

安全并不意味着全部重建。新增节点创建时不会停止已有同伴；选中的已停止节点可以直接启动， 不会重建运行中节点；逐节点 Recreate 保留其它节点，并按磁盘契约保留 Persistent Data。

最终，Barn 在期望状态足以构成强证据的地方——创建与比较——保持声明式；在代价不可逆的 地方保持显式。它不会让操作者手工计算 Drift，也不会把 Diff 错当成权限。

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4 - PID 不是虚拟机身份

Pidfile 只能回答一个问题：写入文件时，某个进程使用了哪个整数。它不能证明进程仍然存活， 不能证明 PID 没有被复用，不能证明可执行文件就是 QEMU，也不能证明这个 QEMU 正是操作者 想停止的节点。

这些证据不足以授权 SIGKILL，更不足以授权删除 Root Disk。

Barn 把身份视为一条由独立证据组成的链。每一环承担不同职责；只有操作所需的证据全部一致， 破坏性动作才可以继续。

QMP 是主要运行时身份

每台 VM 都有生成的 UUID 与预期 QEMU Name。启动后，Barn 连接 QEMU Machine Protocol Socket，并向 QEMU 查询这两个字段。仅仅因为进程启动命令返回，或某条 Socket 路径出现，并不 代表 VM 已经启动；QMP 必须报告预期 Name 与 UUID。

同一检查也保护关机。如果 QMP Endpoint 返回另一个 Name 或 UUID，它不会被解释成“大概就是 旧 VM”，而是明确的身份不匹配；Barn 不会通过它发送任何命令。

QMP 同时提供干净关机路径：请求 Guest Powerdown，等待 Guest；若有界 Graceful Wait 到期，再 要求 QEMU Quit。进程信号只是备用工具，不是主要生命周期 API。

进程身份封住备用路径的缺口

Crash、Runtime Directory 损坏或半完成关机都可能让 QMP 不可用。为此 Barn 会记录一组 进程身份：

• PID；
• 可执行文件路径；
• 进程启动时间；
• 实际命令行的 SHA-256。

完整的类型化 QEMU Invocation 与它一同保存。发送 SIGTERM 前，Barn 会重新读取活进程， 要求整组身份完全匹配；升级到 SIGKILL 前还会再次捕获，专门封住有界 TERM 等待期间产生的 PID 复用窗口。

如果 QMP 仍然可用但某项 QMP 操作失败，Barn 不会绕开活控制平面直接发信号；如果 QMP 报告另一个身份，它会停止；如果进程元组无法验证，它也会停止。“无法证明”本身就是结果， 不是降低检查强度的理由。

未发布的 0.9 候选更新： QMP 不可用、且记录的 PID 已被明确证明属于无关进程时， Barn 把旧 VM 视为已停止，绝不会向那个无关进程发送信号。这与身份不可读或有歧义不同， 后两种情况仍会阻止操作。

Journal 描述 State 提交前的工作

Committed Node State 无法描述创建的最早阶段：Disk 与 Seed 必须先存在，VM 才能启动；进程 必须先启动，身份才能提交。若 CLI 在这个间隔 Crash，就可能留下没有可信 Owner 的工件。

Barn 会先写一份 0600 Prepare Journal，其中包含：

• Operation UUID 与 VM UUID；
• Node Name 与 Resolved-spec Hash；
• 固定 Kind/Path 白名单中的每个已完成工件；
• 准备完成后的类型化 QEMU Invocation；
• Commit 成功后的准确 Node-state Path。

Journal 是严格的版本化 JSON。未知字段、无效 UUID、不安全路径、重复工件、错误 Mode、Symlink， 或逃出 Node Directory 的路径都会使它无效。

于是恢复流程可以回答一个边界明确的问题：这次尚未提交的操作创建了哪些工件？ 它不需要 扫描目录后猜测。

Rollback 比 Cleanup 更窄

只有在 Committed Node State 不存在，并且类型化 Invocation 对应的 QMP Socket 与 Pidfile 都不存在时，才允许 Offline Rollback。Node Directory 里只能出现 Journal 与已完成白名单工件； 随后按逆序移除已完成工件，再移除 Journal 与空节点目录。

未发布的 0.9 候选更新： 首次 up 失败后，即使已经修改 Inventory 也可以重试。 安全清理按 Journal 的已完成工件列表执行，不再要求新期望配置与失败时的旧配置一致。

已提交节点绝不会因为旧 Prepare Journal 被回滚；已有磁盘不会被补进 Action List；未知文件 会阻止目录删除，而不是作为附带损失被一扫而空。

普通 Destroy 采用同样思路：证明路径包含、文件类型、属主边界、进程已经死亡，以及准确工件 集合。Persistent Disk 有独立保留与 Purge 规则。只有已知文件全部移除后才删除目录，所以任何 未知条目都会变成错误。

原子状态让证据持久

状态更新使用同目录临时文件、fsync、原子 Rename 与父目录 fsync，并拒绝 Symlink Target； Deployment 与 Node Lock 串行化修改。目标不是让 Crash 永不发生，而是保证 Crash 后留下的要么 是旧的完整事实，要么是新的完整事实，再加一份描述两者之间有界阶段的 Journal。

这套设计刻意保守。它有时会要求操作者检查一个更激进工具可能直接删除的歧义资源。对本地 数据库实验室而言，保留证据是更安全的失败方式。

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5 - repo.yaml 是意图，catalog.json 是证据

静态镜像仓库看起来只是一些 qcow2 文件加一个 JSON 索引。真正困难的问题是：哪些事实允许 维护者手写，哪些事实必须从即将发布的字节中推导。

如果 Checksum 与 Size 放在手写源文件里，它们很容易被错误复制；如果策略只存在于生成 JSON 中，审查 Channel 变化或弃用决定就要阅读机器输出。Barn 把这两项工作明确分开。

repo.yaml：维护者表达什么意图

源码控制的 repo.yaml 记录作者意图：

• 仓库 Revision 与默认选择；
• Image Family 与 Alias；
• stable 等可移动 Channel；
• Exact Version 与 Architecture；
• Boot Mode 与支持状态；
• Immutable Upstream 与 Provenance 说明。

它刻意不包含生成的 Artifact Size、SHA-256 或 Virtual Size。一条简洁配置可以表达 d13:stable 指向某个准确版本，并提供 amd64/arm64 Variant，而不假装知道只属于文件本身的事实。 下面的策略片段演示格式；完整可用示例见镜像仓库， 当前版本以镜像参考为准：

defaults: { image: d13, channel: stable, arch: native, boot: uefi }
images:
  d13:
    aliases: [debian13, debian, trixie]
    channels: { stable: "20260810.2566.0" }
    versions:
      "20260810.2566.0":
        status: supported
        variants:
          amd64: {}
          arm64: {}

这是适合 Review 的层：Pull Request 可以清楚展示 Channel 移动、Version 弃用或 Provenance 描述变化。

catalog.json：仓库能够证明什么

catalog.json 把策略落实到本地仓库。每个 Variant 都包含准确文件名、字节数、SHA-256、 qcow2 Virtual Size、Boot Contract、Source User 与 Immutable Upstream Provenance。

文件名、字节数、摘要与虚拟大小由工具物化并对照工件检查；启动模式、源用户、状态与溯源 则来自 repo.yaml 中经过校验的策略，文件检查本身不能独立证明这些声明。 Build 会强制解析 qcow2，拒绝 Backing File、 External Data、Encryption 与未知 Incompatible Feature，执行结构检查后才原子替换 Catalog。

Artifact 身份是 (image, exact version, architecture) 三元组，而不是选择它的 Channel。 文件保持可读、不可变的名字：

images/d13-20260810.2566.0-arm64.qcow2

可读文件名是一项运维能力：管理员可以用普通文件系统工具检查、镜像或恢复仓库。完整性仍来自 生成元数据与验证，而不是相信名字。

三个操作，三种职责

仓库 CLI 把观察、生成与证明分开：

build 永远不修改 repo.yaml 或 qcow2 字节。verify 比“每个 Checksum 都正确”更强：它还能 证明没有任何源策略或工件变化被漏出生成 Catalog。

发布遵循同一方向：先上传不可变镜像字节，最后发布 Catalog 与匹配签名，尽量一起切换 这两个文件。部分上传造成正文与签名不匹配时，客户端会拒绝；先工件后目录则避免声明 仍在传输中的镜像字节。

Selector 可以移动，Artifact 不能

人工配置需要方便的 Selector。随着仓库演进，d13:stable、el9@9 与 el9@9.7 可以解析到 更新的准确版本。数字前缀按点分组件的整数比较，因此 9.10 排在 9.9 之后。

解析完成后，客户端保存准确 Version、Architecture、Size 与 Digest。一个已经解析的节点不会 因为 Channel 移动就变成另一台机器。便利只存在于选择阶段，不可变身份存在于执行阶段。

传输与信任是两个问题

官方 Catalog 与普通 HTTP Catalog 必须具有受信 Detached Signature。操作者显式选择本地目录 或 HTTPS Repository 时，可以使用 Unsigned Catalog，因为本地属主或认证传输本身就是显式 信任决策。即使 URL 是 HTTPS，隐式 Compiled Default 仍属于签名信任域。

Accepted Catalog State 按 Repository 独立记录。Barn 会拒绝未知 Key、低于该仓库 High-water Mark 的 Revision，以及同 Revision 不同字节。显式 Downgrade 可见且只影响选定 Repository； 重置到 Embedded Catalog 也不会擦掉防回滚记录。

接受 Catalog 只是前半程。每次 Pull 仍会检查 Byte Count、SHA-256 与 qcow2 结构。通过验证的 Base Image 变为只读，Node Root Disk 使用 Overlay，因此普通 VM 写入永远不会修改受信 Base。

不同信任域保持分离

Image Catalog Key 授权镜像策略；Release Signing 证明 Barn 应用工件与 Checksum Manifest。 两组 Key 刻意独立：有权发布 VM Image 不应自动获得发布 Barn Binary 的权限，反之亦然。

普通 Public Build 默认使用 https://repo.pigsty.io/barn，并通过 --mirror 显式选择 https://repo.pigsty.cc/barn；--repo 仍是自定义覆盖。两个 官方仓库在下载镜像时可以互相回退，始终校验同一 Catalog 的尺寸与 SHA-256。自定义仓库 仍是唯一工件源，Catalog 更新仍使用选定来源；Embedded Catalog 的 Upstream URL 只提供溯源，绝不会变成工件回退。源码配置、生成 Catalog、上传 Artifact、签名与公开可用性仍是彼此独立的发布门禁。

更大的设计原则是：策略应当便于人类审查，而关于已发布字节的事实必须可生成、可复现，并能 被独立验证。