Linux文件系统——全方位掌握
文件系统的特性
磁盘分区完毕后需要进行格式化，操作系统才能使用这个分区。 不同操作系统能够使用的文件系统是不同的，例如：Windows98以前使用FAT/FAT16文件系统，Windows2000以后使用NTFS文件系统，Linux使用Ext2文件系统。在分区完成之后，要使得操作系统能够识别文件系统，就需要进行格式化，把分区格式化成某一个操作系统能够识别的文件系统。 一般来说，一个分区中装一个文件系统，但是现在技术发展了，一个分区可以装多个文件系统，也能将多个分区合并成一个文件系统。一个文件系统可以挂载到操作系统上。
文件系统的构成
一个文件由许多的属性和文件本身的数据组成，文件系统会把同一个文件的两种数据分别存放在inode和block中。此外，整个文件系统还有个super block，用于记录整个文件系统的整体信息。
- inode：记录一个文件的所有属性，以及这个文件所对应的block的号码（一个文件对应一个inode）
- block：存放文件的实际数据（若文件数据太大，则使用多个block存放）
- super block：记录文件系统的整体信息，包括：inode、block的数量、文件系统的使用量、剩余量等。
Ext2文件系统读取数据的过程
要访问一个文件时，首先找到这个文件的inode，根据inode中的权限查看当前用户是否有权力读取这个文件；然后查看inode中block的位置，最后找到block，读出数据。这种文件系统就叫做索引式文件系统，所以Linux的ext2文件系统就是索引式文件系统。 PS：U盘（闪存）一般使用FAT文件系统，而FAT文件系统并没有inode，每个block中记录着本文件下一个block的位置。所以FAT文件系统无法通过inode一次性将这个文件所有的block号码读取出来，而只能一个个地读取block后才能知道下一个block的位置。所以如果同一个文件的block分散地太开，那么读取一个文件的时间就会很长，所以就有所谓的“碎片整理“，就是将同一个文件的block们尽量放到一起去。但Linux的ext2文件系统由于是索引式的，因此不太需要碎片整理。
关于Ext2文件系统的一些补充说明
- 有些文件系统非常大，高达数百GB，那么格式化后会有大量的inode和block，为了方便管理，文件系统对所有的inode和block进行分组，每一组叫做block group，每一组都有独立的inode/block/super block。
- data block数据块是用来存储文件实际数据的地方，只有1KB、2KB、3KB这三种。
- 所有的inode和block在格式化的时候大小和数量就固定了，而且每一个block都有固定的编号，便于inode查找。
- 文件系统支持的最大磁盘容量和单一文件容量是不一样的；
block大小 | 1KB | 2KB | 4KB |
|---|---|---|---|
最大单一文件容量 | 16GB | 256GB | 2T |
一个block只能存放一个文件的数据，如果文件太大，则使用多个block存放，如果一个block放不满，则剩下的就空着。
- 每个block的大小要合理地选择， 如果太大，会造成最后一个block中会有大量剩余的空间；如果太小，那么inode中就要记录更多的block号码，每次找block要耗时，所以这样效率也不高。
- 由于每个inode在格式化的时候大小就已经固定了，并且只有128bytes，并且每个文件仅能占用一个inode，因此，文件系统能够创建的文件数与inode的数量有关。除此之外：
- 当一个文件很大时，它的block太多，每个block号码需要4byte，那么inode记录不下了怎么办？这时候将block号码存在一个block中，inode仅仅需要记录这个block的号码即可，这就是一次间接索引。Linux的ext2文件系统最多支持3级间接索引。
- super block记录了整个文件系统的相关信息，是非常重要的，如果super block死掉了，那么系统会花费大量时间去挽救他。
- 一般super block的大小为1024bytes
- 每个block group中都含有一个super block，由于一个文件系统中只能有一个super block，所以这些group中的super block都是一样的，在第一个super block挂了的时候进行挽救用的。
- File System Description文件系统描述说明：描述所有区段的起始和结束的block号码，所有区段包括：superblock、data block、inodebitmap、bitmap。
- block bitmap块对照表：这个表记录了哪些block是空的，从而创建一个文件的时候能够快速分配空的block。
- inode bitmap：这个与block bitmap类似，它记录哪些inode是空的。
inode与目录的关系
当我们在Linux的ext2下创建一个目录时，文件系统会给我们分配一个inode和一个block。 其中，inode记录该目录的相关权限与属性，并记录该block的号码。 而block中记录的是这个目录的名字、这个目录下所有的文件名、以及这些文件所占用的inode号码。
//通过增加－i参数，可以查看文件所占用的inode号码
//PS:最前面的数字就是inode号码
ls -li
total 24
606624 drwx------+ 8 chaibozhou staff 272 4 28 08:31 Desktop
606608 drwx------+ 15 chaibozhou staff 510 4 26 20:14 Documents
606610 drwx------+ 60 chaibozhou staff 2040 4 29 20:37 Downloads
606612 drwx------@ 52 chaibozhou staff 1768 4 30 12:38 Libraryinode与文件的关系
当我们创建一个文件时，文件系统会分配一个inode和相对于文件大小的一些block。例如一个block为4KB，我们创建了一个100KB的文件，那么需要分配一个inode和25个block；但Linux的ext2文件系统只有12个直接索引，所以还需要一个间接索引的block来存放该文件block的号码。
文件的读取过程
假设读取/etc/passwd这个文件：
- 根据挂载点信息找到/dev/hdc2根目录inode，也就是号码为2的inode。（根目录的inode号码是2）。然后根据inode中的权限信息判断当前用户是否有权限访问当前目录；然后找到跟目录对应的block号码。
- 根目录的block中存放着根目录下所有文件和文件夹的名字和inode号码；找到etc文件夹的inode号码。
- 读取该inode中的权限，判断当前用户是否有权限进入该目录；读取inode中的block号；到block 中查找passwd对应的inode号。
- 读取该inode中权限并判断，再读取inode中block号码，最后读取block中的数据即可。
文件系统大小与磁盘读写性能的关系
当一个文件很大，需要很多的block，而这些block又存放的比较离散，这时磁盘读写性能就很低了。 如果由于文件系统的空闲block较为离散，即使是存一些小文件，仍然需要磁头大量的移动，这时候就考虑将所有数据拷出来，然后格式化整个文件系统，再将数据拷回去。 如果文件系统太大，一个文件的block存放的位置很远，那么磁头要移动大量的位置来读取一个文件，此时效率就低了；也就是说，文件系统的大小不是越大越好的。
Ext2/3文件系统创建文件的过程
- 文件的创建过程 a）首先判断该用户对于新文件所在的目录是否具有w和x权限，若有的话才能创建。 PS：因为目录的w权限代表能够创建、删除、重命名、移动文件；x权限代表能够cd到目录中去。 b）根据inode bitmap找到没有使用的inode号码，把文件的属性写进去； c）根据block bitmap找到没有使用的block，将文件的数据写进去，并更新inode，将block的号码写进去； d）更新inode bitmap和block bitmap，更新super block。（更新中间数据）
- 数据的不一致性 inode和block被称为数据的存放区域，super block、block bitmap、inode bitmap称为中间数据（metadata）。如果在文件创建的过程中，因不明原因导致中断，数据已经写入inode和data block，但是更新中间数据的工作还没有做完，此时就会出现meta data和实际数据存放区产生了不一致。
- 解决数据的不一致的方法——日志文件系统 a）预备：当要写入一个文件时，先在日志文件中记录某个文件准备要写入的信息； b）实际写入：开始写入文件的权限、属性和数据；然后更新中间meta data。 c）结束：完成数据记录与meta data更新之后，在日志记录块中完成对该文件的记录。 有了日志文件的记录，万一哪个文件在创建过程中发生异常，那么系统直接查看日志文件，看看哪一个文件有预备记录，但没有结束记录，然后仅对有问题的文件进行一致性检查即可，无需对整个文件系统进行检查，这样就能够实现快速恢复文件系统了。
异步处理
要处理一个文件，必须要把它全部放到内存中；那么当处理一个很大的文件的时候，如果频繁地要求操作系统将文件保存到外存，那么我们系统会出现卡顿，等待文件写入外存。为了避免写入外存时候的等待，我们就引入了异步处理方式。 一个文件在内存中，如果没有对他进行修改，那么它的状态是clean，系统不会把它写入外存；若我们对文件进行了修改，那么它的状态就变成了dirty，此时我们继续对文件进行操作，只不过系统会在后台不定时地将dirty状态的文件写入外存；也就是说，我们的操作和文件写入外存是并行的，去除了我们的等待时间。
- 我们可以手动调用sync，强迫内存中状态为dirty的文件写回外存中去（就相当于我们使用ctrl＋s，如果不自己按的话，系统会不定时地自动把数据写回外存）
- 如果正常关机，系统会调用sync将内存中的数据写回外存
- 如果非正常关机，系统来不及将数据写回外存，因此重启的时候系统会花很多时间进行磁盘检验，甚至可能导致文件系统的损坏（不会引起磁盘的损坏）
挂载点
每个文件系统都有独立的inode、block、super block等信息，每个文件系统都必须连接到系统的目录树上才能够被使用。我们将文件系统连接到目录树上的动作叫做挂载，就好像果子挂到树上去。 PS：挂载点一定得是目录，这个目录是进入这个文件系统的入口。 举例来说：假设有三个挂载点/、/boot、/home，他们对应的设备文件分别是：/dev/hdc2,/dev/hdc1,/dev/hdc3，那么查看这三个目录的inode号码可以发现：
2 drwxr-xr-x 23 root wheel 3122 3 22 22:18 /
2 drwxr-xr-x 4 root wheel 1422 3 24 22:18 /boot
2 drwxr-xr-x 6 root wheel 122 3 25 22:18 /home他们的inode号码都是2，说明他们都是文件系统的根目录，但是它们的其他数据都是不一样的，说明他们不是同一个文件，所以他们三个人来自三个不同的文件系统。 如果inode号码一致，并且其他属性都相同，则可以判断他们是同一个文件，就像/,/.,/..
文件系统的简单操作
- 获取磁盘容量 df／du a）df：获取整个文件系统的磁盘使用量
df [option] 目录/文件
-a:列出所有的文件系统
-k:以KB为单位显示文件系统
-m:以MB为单位显示文件系统
-h:以人们较易阅读的单位显示文件系统
-H:以1M＝1000K代替1M＝1024K
-T:连同该分区的文件系统的类型一并显示，如ext3……
-i:用inode个数代替硬盘容量df//不添加参数，显示所有的文件系统，以1KB为单位
Filesystem 512-blocks Used Available Capacity iused ifree %iused Mounted on
/dev/disk1 974389248 108237816 865639432 12% 13593725 108204929 11% /
devfs 363 363 0 100% 628 0 100% /dev
map -hosts 0 0 0 100% 0 0 100% /net
map auto_home 0 0 0 100% 0 0 100% /home- Filesystem：这一列是各个磁盘设备的名字，表示这个文件系统在哪个分区
- 512-blocks：代表下面block是以512KB为单位的，代表block的个数
- Used：使用掉的磁盘空间
- Available：剩下的磁盘空间
- Capacity：剩下磁盘空间的百分比
- iused：使用了多少磁盘空间
- ifree：
- %iused ：使用掉空间的百分比
- Mounted on：挂载点的名字，也就是磁盘挂载的目录 PS：df主要是针对整个文件系统，因此读取的是super block中的数据，所以它显示的非常快。 PS：我们需要特别留意根目录的剩余量，因为所有的数据都是从根目录衍生而来的，因此当根目录的剩余量为0时，那你的系统问题就很大了。 b）du：获取某个目录的容量
du [option] 文件/目录
-a:列出所有的目录和文件的容量，要是不写这个参数默认只是列出文件的容量而已。
-n:以人们较为容易的格式显示容量
-s:列出目标目录的总容量，而不列出个别的目录容量
-S:列出目录总容量，但不包括子目录
-k:容量以KB显示
-m:容量以MB显示
//PS：若这个命令不带任何参数则列出当前目录的容量，单位是1KB。- 连接文件 ln Linux下的连接文件有两种，一种是类似于Windows下的快捷方式，称为符号连接；另一种称为硬连接。 a）硬连接（实际连接） 我们知道，目录的block中存放的是这个目录下的所有文件名和他们的inode号码，也就是说，文件名只与目录有关，而文件的内容是通过目录block中记录的inode号码来找到的。 硬连接就是新建一个文件名，连接到某inode号码。就是两个不同的文件名，但是指向同一个inode。 经过了硬连接的文件，如果删除其中一个文件，那么还有另外一个文件名指向这个文件，这个文件的block仍然是存在的。此外，不论通过哪个文件名修改文件，由于两个文件名都是指向同一个文件内容，所以两个文件的内容都会发生变化。 使用硬连接设置文件连接时，磁盘空间的inode和block的数目都不会发生变化。只是某个目录的block下多了一个连接文件名的inode号码而已。 硬连接不能跨文件系统。 硬连接只能连接两个文件，而不能连接两个目录。 b）符号连接（快捷方式） 再新建一个文件，只不过这个新文件会让数据的读取指向它连接的那个文件名。由于只是利用了文件的内容作为指向的操作，所以当原文件被删除之后，再打开连接文件酒会提示“文件无法打开“。 由于符号文件会创建一个新的独立的文件，所以它会用掉inode和block。 由于硬连接无法连接到目录，所以一般是符号连接比较常用。 符号文件的一个显著特性：
//表示chai是一个符号连接文件，它指向/home/shixv，而硬连接是不会有－>这个符号的。
/chai->/home/shixv//将目标文件指向原文件
ln [option] 原文件 目标文件
-s:不加参数就是硬连接，加了s就是符号连接
-f:force模式，如果目标文件存在，直接把它覆盖//权限后面的数字就代表连接到这个inode上的连接文件个数
drwxr-xr-x 31 root wheel 1122 3 21 22:18 .
drwxr-xr-x 31 root wheel 1122 3 21 22:18 ..- 新建目录时连接数的变化 新建一个目录/chai实际上会产生三个目录，分别是：/chai,/chai/.,/chai/..。 /chai,/chai/.都表示该目录，/chai/..表示上层目录。 所以新建一个目录后，上层目录的连接数会＋1，新建目录的连接数是2。