文件系统： http://note.youdao.com/noteshare?id=298f02714da5b9483429a40dda667f35&sub=6120396419BA477EBF7F15F1799E4DC4
更详细可参考 ：骏马金龙的博客，
一、一些常见的文件系统
- Linux的文件系统: ext2(无日志功能), ext3, ext4, xfs, reiserfs, btrfs
- 光盘：iso9660
- 交换文件系统：swap （虚拟内存）
- 网络文件系统：nfs, cifs
- 集群文件系统：gfs2, ocfs2
- 内核级分布式文件系统：ceph
- windows的文件系统：vfat, ntfs
- 伪文件系统：proc, sysfs, tmpfs, hugepagefs
- Unix的文件系统：UFS， FFS， JFS
- 用户空间的分布式文件系统：mogilefs, moosefs, glusterfs
二、文件系统的组成
1. block：块
Linux文件系统中使用“block”块为读写单元，块的大小一般为1024bytes（1k）或2048bytes（2k）或4096bytes（4k）。比如需要读一个或多个块时，文件系统的IO管理器通知磁盘控制器要读取哪些块的数据，硬盘控制器将这些块按扇区读取出来，再通过硬盘控制器将这些扇区数据重组返回给计算机。但是其缺点就是会照成空间浪费，比如一个只有96字节的文件也要完整的占有一个块，那么剩余的空间就会造成浪费。
2. inode（index node，索引节点）、inode表
inode的作用主要是高效、有序的查找文件，而文件存储于数量不一的block中。
inode中存储了inode号、文件类型、权限、文件所有者、大小、时间戳等元数据信息，还存储了指向属于该文件block的指针，这样读取inode就可以找到属于该文件的block，进而读取这些block并获得该文件的数据。可以将inode同类理解为目录。
（a）inode 记录的文件数据：inode唯独不包含文件名（文件名在目录上）。 根目录是自引用的，目录是一个映射表不是容器 1、该文件的存取模式 2、该文件的属主和属组 3、该文件的大小 4、该文件建立或状态改变的时间（ctime） 5、最近一次的读取时间（mtime） 6、最近修改的时间
地址指针：
- 直接指针
- 间接指针
- 三级指针
使用stat /FILE命令可以查看文件的元数据：
[root@CentOS7 ~]#stat /etc/passwd File: ‘/etc/passwd’ Size: 2400 Blocks: 8 IO Block: 4096 regular file Device: 802h/2050d Inode: 68307519 Links: 1 Access: (0644/-rw-r--r--) Uid: ( 0/ root) Gid: ( 0/ root) Context: system_u:object_r:passwd_file_t:s0 Access: 2018-11-23 08:05:31.449000177 +0800 Modify: 2018-11-20 18:53:20.214867983 +0800 Change: 2018-11-20 18:53:20.215867983 +0800 Birth: -
这里再提出一个概念：inode表。
假如每个inode128字节，一个4K的block就可以存放32个inode，再将这些存放inode的块组合起来就行成了inode table（inode表）。
举个例子，每一个家庭都要向派出所登记户口信息，通过户口本可以知道家庭住址，而每个镇或街道的派出所将本镇或本街道的所有户口整合在一起，要查找某一户地址时，在派出所就能快速查找到。inode table就是这里的派出所。
3. bmap（bitmap index）、imap（inode map）位图索引
3.1 bmap
在向硬盘存储数据时，文件系统需要知道哪些块是空闲的，哪些块是已经占用了的，bmap的作用就是总览硬盘中哪些block被占用，哪些是空闲的，这样可以高效写入数据。
位图只使用0和1标识对应block是空闲还是被占用，0和1在位图中的位置和block的位置一一对应，第一位标识第一个块，第二个位标识第二个块，依次下去直到标记完所有的block。比如：对于一个block大小为1KB、容量为1G的文件系统而言，block数量有1024*1024个，所以在bmap位图中使用10241024个位共1024*1024/8=131072字节=128K，即1G的文件只需要128个block做位图就能完成一一对应。通过扫描这100多个block就能知道哪些block是空闲的，速度提高了非常多。
注意：bmap优化针对的是写入优化，对读取优化使用的是inode。
3.2 imap
imap的作用同理bmap，也是为了让系统迅速了解哪些inode在使用，哪些处于空闲状态
4.块组
为解决bmap、inode table和imap太大的问题，比如100G文件就需要128k*100=12.5M的bmap空间，系统扫描这个空间也是蛮费时间，因此我们将占用的block分成block groups（块组）。
注意：在物理层面上的划分是将磁盘按柱面划分为多个分区，即多个文件系统；在逻辑层面上的划分是将文件系统划分成块组。每个文件系统包含多个块组，每个块组包含多个元数据区和数据区：元数据区就是存储bmap、inode table、imap等的数据；数据区就是存储文件数据的区域。注意块组是逻辑层面的概念，所以并不会真的在磁盘上按柱面、按扇区、按磁道等概念进行划分。
下面介绍如何划分块组：
它只需确定一个数据——每个block的大小，再根据bmap至多只能占用一个完整的block的标准就能计算出块组如何划分。如果文件系统非常小，所有的bmap总共都不能占用完一个block，那么也只能空闲bmap的block了。
（注意：每个block的大小在创建文件系统时可以人为指定，不指定也有默认值。）
假如现在block的大小是1KB，一个bmap完整占用一个block能标识1024*8= 8192个block(当然这8192个block是数据区和元数据区共8192个，因为元数据区分配的block也需要通过bmap来标识)。每个block是1K，每个块组是8192K即8M，创建1G的文件系统需要划分1024/8=128个块组，如果是1.1G的文件系统呢？128+12.8=128+13=141个块组。
可以使用dumpe2fs /dev/sda1 查看相关信息：
ext4文件系统的信息：
[root@CentOS6 ~]#dumpe2fs /dev/sda1 dumpe2fs 1.41.12 (17-May-2010) Filesystem volume name: <none> Last mounted on: /boot # 挂载点 Filesystem UUID: db5da648-a6e9-41e2-b9bb-1ec771e61499 Filesystem magic number: 0xEF53 Filesystem revision #: 1 (dynamic) Filesystem features: has_journal ext_attr resize_inode dir_index filetype needs_recovery extent flex_bg sparse_super large_file huge_file uninit_bg dir_nlink extra_isize Filesystem flags: signed_directory_hash Default mount options: user_xattr acl # 开通acl功能 Filesystem state: clean Errors behavior: Continue #错误时继续进行 Filesystem OS type: Linux Inode count: 65536 # inode号数量 Block count: 262144 # block数量 Reserved block count: 13107 # 保存的block数量 Free blocks: 239740 # 空闲的block数量 Free inodes: 65497 # 空闲的inode数量 First block: 0 # 第一个block号 Block size: 4096 # block大小4k Fragment size: 4096 Reserved GDT blocks: 63 # 保留的GDT block数量 Blocks per group: 32768 # 每个块组的block数量 Fragments per group: 32768 Inodes per group: 8192 # 每个块组的inode数量 Inode blocks per group: 512 # 每个块组inode占用的块数量，即inode表大小，512*4k Flex block group size: 16 # Filesystem created: Tue Oct 23 18:35:07 2018 Last mount time: Fri Nov 23 02:43:10 2018 Last write time: Fri Nov 23 02:43:10 2018 Mount count: 31 Maximum mount count: -1 Last checked: Tue Oct 23 18:35:07 2018 Check interval: 0 (<none>) Lifetime writes: 88 MB Reserved blocks uid: 0 (user root) Reserved blocks gid: 0 (group root) First inode: 11 Inode size: 256 # inode大小 Required extra isize: 28 Desired extra isize: 28 Journal inode: 8 # 日志文件的inode数 Default directory hash: half_md4 Directory Hash Seed: 50ef58d8-3fa1-473a-84d0-2e0a5156c604 Journal backup: inode blocks Journal features: (none) Journal size: 32M Journal length: 8192 Journal sequence: 0x0000002b Journal start: 0
可见：该分区中共有262144个block，每个块大小4k，所以该分区容量为1G，每个块组包含32768个块，一个分了8个块组。
5.块组里的其他block
5.1 Boot Block 引导块
Boot Block也称为boot sector。它位于分区上的第一个块，占用1024字节，并非所有分区都有这个boot sector，只有装了操作系统的主分区和装了操作系统的逻辑分区才有。里面存放的也是boot loader，这段boot loader称为VBR(主分区装操作系统时)或EBR(扩展分区装操作系统时)，这里的Boot loader和mbr上的boot loader是存在交错关系的。开机启动的时候，首先加载mbr中的bootloader，然后定位到操作系统所在分区的boot serctor上加载此处的boot loader。
5.2 Superblock（超级块）
超级块（superblock）用于存储文件系统本身的属性信息：如各种时间戳、block总数量和空闲数量、inode总数量和空闲数量、当前文件系统是否正常、什么时候需要自检等等。
超级块占用1024字节，也需要一个block，所以这个块称为superblock，他的块号可能为0，也可能为1。如果block大小为1K，则引导块正好占用一个block，这个block号为0，所以superblock的号为1；如果block大小大于1K，则引导块和超级块同置在一个block中，这个block号为0。总之superblock的起止位置是第二个1024(1024-2047)字节。df 命令读取的就是每个文件系统的超级块内的信息，所以其速度非常快。相反，用du命令查看一个较大目录的已用空间就非常慢，因为不可避免地要遍历整个目录的所有文件。
[root@CentOS6 ~]#df Filesystem 1K-blocks Used Available Use% Mounted on /dev/sda2 50264772 4376228 43328544 10% / tmpfs 1019176 76 1019100 1% /dev/shm /dev/sda1 999320 40360 906532 5% /boot /dev/sda3 30106576 45032 28525544 1% /data /dev/sr0 3878870 3878870 0 100% /media/CentOS_6.9_Final
superblock对于文件系统而言是至关重要的，超级块丢失或损坏必将导致文件系统的损坏,所以超级块的信息会在块组上有备份。
dumpe2fs -h /dev/sda1获取超级块信息（dumpe2fs /dev/sda1 略同)
[root@CentOS6 ~]#dumpe2fs -h /dev/sda1 dumpe2fs 1.41.12 (17-May-2010) Filesystem volume name: <none> Last mounted on: /boot Filesystem UUID: db5da648-a6e9-41e2-b9bb-1ec771e61499 Filesystem magic number: 0xEF53 Filesystem revision #: 1 (dynamic) Filesystem features: has_journal ext_attr resize_inode dir_index filetype needs_recovery extent flex_bg sparse_super large_file huge_file uninit_bg dir_nlink extra_isize Filesystem flags: signed_directory_hash Default mount options: user_xattr acl Filesystem state: clean Errors behavior: Continue Filesystem OS type: Linux Inode count: 65536 Block count: 262144 Reserved block count: 13107 Free blocks: 239740 Free inodes: 65497 First block: 0 Block size: 4096 Fragment size: 4096 Reserved GDT blocks: 63 Blocks per group: 32768 Fragments per group: 32768 Inodes per group: 8192 Inode blocks per group: 512 Flex block group size: 16 Filesystem created: Tue Oct 23 18:35:07 2018 Last mount time: Fri Nov 23 02:43:10 2018 Last write time: Fri Nov 23 02:43:10 2018 Mount count: 31 Maximum mount count: -1 Last checked: Tue Oct 23 18:35:07 2018 Check interval: 0 (<none>) Lifetime writes: 88 MB Reserved blocks uid: 0 (user root) Reserved blocks gid: 0 (group root) First inode: 11 Inode size: 256 Required extra isize: 28 Desired extra isize: 28 Journal inode: 8 Default directory hash: half_md4 Directory Hash Seed: 50ef58d8-3fa1-473a-84d0-2e0a5156c604 Journal backup: inode blocks Journal features: (none) Journal size: 32M Journal length: 8192 Journal sequence: 0x0000002b Journal start: 0
5.3 GDT(块组描述符表)
记录每个块组的信息和属性等元数据，大小为32个字节。
虽然每个块组都需要块组描述符来记录块组的信息和属性元数据，但是不是每个块组中都存放了块组描述符。ext文件系统的存储方式是：将它们组成一个GDT，并将该GDT存放于某些块组中，存放GDT的块组和存放superblock和备份superblock的块相同，也就是说它们是同时出现在某一个块组中的。读取时也总是读取Group0中的块组描述符表信息。
假如block大小为4KB的文件系统划分了143个块组，每个块组描述符32字节，那么GDT就需要143*32=4576字节即两个block来存放。这两个GDT block中记录了所有块组的块组信息，且存放GDT的块组中的GDT都是完全相同的。dumpe2fs /dev/sda1命令后面的显示信息就是GDT
5.4 Reserved GDT（保留GDT）
保留GDT用于以后扩容文件系统使用，防止扩容后块组太多，使得块组描述符超出当前存储GDT的blocks。保留GDT和GDT总是同时出现，当然也就和superblock同时出现了。
完整的文件系统结构图
6.Data block
数据所占用的block由文件对应inode记录中的block指针找到，不同的文件类型，数据block中存储的内容是不一样的。以下是Linux中不同类型文件的存储方式:
- 对于常规文件，文件的数据正常存储在数据块中。
- 对于目录，该目录下的所有文件和一级子目录的目录名存储在数据块中。
- 文件名不是存储在其自身的inode中，而是存储在其所在目录的data block中。
- 对于符号链接，如果目标路径名较短则直接保存在inode中以便更快地查找，如果目标路径名较长则分配一个数据块来保存。
- 设备文件、FIFO和socket等特殊文件没有数据块，设备文件的主设备号和次设备号保存在inode中。
6.1 目录文件
对于目录文件，其inode记录中存储的是目录的inode号、目录的属性元数据和目录文件的block指针，这里面没有存储目录自身文件名的信息。
目录的data block中并没有直接存储目录中文件的inode号，它存储的是指向inode table中对应文件inode号的指针。
* block指针：每个inode号指向的block
* inode指针：目录文件其inode指向inode表
比如：对于没有执行权限的目录文件，我们ll /FILE/TO/并不能读取到该目录下的文件信息，只能读到目录本身的信息。
所以，目录文件的读权限(r)和写权限(w)，都是针对目录文件的数据块本身。由于目录文件内只有文件名、文件类型和inode指针，所以如果只有读权限，只能获取文件名和文件类型信息，无法获取其他信息，尽管目录的data block中也记录着文件的inode指针，但定位指针是需要x权限的，因为其它信息都储存在文件自身对应的inode中，而要读取文件inode信息需要有目录文件的执行权限通过inode指针定位到文件对应的inode记录上。
补充：硬链接与软链接的区别：
- 硬链接：指向同一个inode的多个文件路径，但需在同一个分区中
- 目录不支持硬链接；
- 硬链接不能跨文件系统（跨分区）；
- 创建硬链接即为为inode创建新的引用路径，会增加inode引用计数
- 修改符号链接文件的权限，变动的是源文件的权限
- 无论修改硬链接中的哪个文件，全部的文件都会跟着改动权限
ln file1 file2
软链接：指向一个文件路径的另一个文件的路径
- 符号链接与文件是两人个各自独立的文件，各有自己的inode；对原文件创建符号链接不会增加或减少目标文件inode的引用计数；
- 支持对目录创建符号链接，可以跨文件系统；
- 删除符号链接文件不影响原文件；但删除原文件，符号指定的路径即不存在，此时会变成无效链接；
- 符号链接文件的大小是其指向文件的路径字符串的长度（字节数）
ln -s file1 file2
三、示例解读：cat /var/log/messages
- 找到根文件系统的块组描述符表所在的blocks，读取GDT(已在内存中)找到inode table的block号。
- 在inode table的block中定位到根"/"的inode，找出"/"指向的data block。
- 在"/"的datablock中记录了var目录名和指向var目录文件inode的指针，并找到该inode记录，inode记录中存储了指向var的block指针，所以也就找到了var目录文件的data block。
- 在var的data block中记录了log目录名和其inode指针，通过该指针定位到该inode所在的块组及所在的inode table，并根据该inode记录找到log的data block。
- 在log目录文件的data block中记录了messages文件名和对应的inode指针，通过该指针定位到该inode所在的块组及所在的inode table，并根据该inode记录找到messages的data block。
- 最后读取messages对应的datablock。
简言之：找到GDT-->找到"/"的inode-->找到/的数据块读取var的inode-->找到var的数据块读取log的inode-->找到log的数据块读取messages的inode-->找到messages的数据块并读取它们。
