linux文件系统

 文件系统指文件存在的物理空间，linux系统中每个分区都是一个文件系统，都有自己的目录层次结构。

 

1.常用文件系统类型：         

　　　　　　　　   ext3：ext2的升级版，带日志功能

　　　　　　　　　　ext4：一种新的文件系统，也是现在常用的，向前兼容ext2和ext3,最大支1EB(1,048,576TB)分区，支持单个16TB的文件。子目录最大个数支持64,000，ext3只支持32,000。    

             NFS：网络文件系统，由SUN发明，主要用于远程文件共享

             FAT：Windows XP 操作系统采用的文件系统
             NTFS：Windows NT/XP 操作系统采用的文件系统

             ISO9660：大部分光盘所采用的文件系统

             udf:可擦写的数据光盘文件系统

2.文件系统特性：

    磁盘分区完毕后还需要进行格式化(format)， 格式化的目的是能使操作系统可以使用的文件系统格式，之后操作系统才能够使用这个分区。对于一个磁盘分区来说，在被指定为相应的文件系统后，可分为：

1. 超级块(Superblock): 这是整个文件系统的第一块空间。包括整个文件系统的基本信息，如块大小，inode/block的总量、使用量、剩余量，指向空间 inode 和数据块的指针等相关信息。大小为 1024字节，就像一本书有封面、目录和正文一样。在文件系统中，超级块就相当于封面，从封面可以得知这本书的基本信息；
2. inode块(文件索引节点) : 文件系统索引,记录文件的属性。它是文件系统的最基本单元，是文件系统连接任何子目录、任何文件的桥梁。每个子目录和文件只有唯一的一个 inode 块。它包含了文件系统中文件的基本属性(文件的长度、创建及修改时间、权限、所属关系)、存放数据的位置等相关信息. 在 Linux 下可以通过 "ls -li" 命令查看文件的 inode 信息。大小为2048 字节，inode 块相当于目录，从目录可以得知各章节内容的位置；
3. 数据块(Block) :实际记录文件的内容，若文件太大时，会占用多个 block。为了提高目录访问效率，Linux 还提供了表达路径与 inode 对应关系的 dentry 结构。它描述了路径信息并连接到节点 inode，它包括各种目录信息，还指向了 inode 和超级块。大小为 4096字节，而数据块则相当于书的正文，记录着具体内容。

   当查看某个文件时，会先从inode table中查出文件属性及数据存放点，再从数据块中读取数据。

   由于linux系统有inode,记录了文件数据的实际放置点，也就是数据块(Block)的编号，假如有1，3，5，7四个编号存放内容，们的操作系统就能够据此来排列磁盘的阅读顺序，可以一口气将四个 block 内容读出来，像是并行化处理。然而FAT 这种格式的文件系统并没有 inode 存在，所以 FAT 没有办法将这个文件的所有 block 在一开始就读取出来。假设文件的数据依序写入1->3->5->7号这四个 block 号码中，他得要一个一个的将 block 读出后，才会知道下一个 block 在何处，就像数据结构里的单链表一样，每个指针域都存放着指向下个节点的指针。如果同一个文件数据写入的 block 分散的太过厉害时，则我们的磁盘读取头将无法在磁盘转一圈就读到所有的数据， 因此磁盘就会多转好几圈才能完整的读取到这个文件的内容，比较慢，有时需要碎片整理的原因就是文件写入的 block 太过于离散了，此时文件读取的效能将会变的很差所致。 这个时候可以透过碎片整理将同一个文件所属的 blocks 汇整在一起，这样数据的读取会比较容易。

 

   如果想复制文件的内容，可以用ln命令对一个已经存在的文件再建立一个新的连接，而不复制文件的内容。连接有软连接和硬连接之分，软连接又叫符号连接。它们各自的特点是：
　 

        硬连接：用ln source target命令，原文件名和连接文件名都指向相同的物理地址，也就是说硬连接和源文件具有相同的 inode。目录不能有硬连接，硬连接不能跨越文件系统（不能跨越不同的分区），文件在磁盘中只有一个拷贝，可节省硬盘空间；由于删除文件要在同一个索引节点属于唯一的连接时才能成功，因此可以防止不必要的误删除。
　　 符号连接：用ln -s source target命令建立文件的符号连接，符号连接是linux特殊文件的一种，作为一个文件，它的数据是它所连接的文件的路径名。类似windows下的快捷方式。

 

3.文件系统在内核中的表示

内核数据结构

文件与IO: 每个进程在PCB（Process Control Block）中都保存着一份文件描述符表，文件描述符就是这个表的索引，每个表项都有一个指向已打开文件的指针，现在我们明确一下：已打开的文件在内核中用file结构体表示，文件描述符表中的指针指向file结构体。

在file结构体中维护File Status Flag（file结构体的成员f_flags）和当前读写位置（file结构体的成员f_pos）。在上图中，进程1和进程2都打开同一文件，但是对应不同的file结构体，因此可以有不同的File Status Flag和读写位置。file结构体中比较重要的成员还有f_count，表示引用计数（Reference Count）很像c++的智能指针的一种，后面我们会讲到，dup、fork等系统调用会导致多个文件描述符指向同一个file结构体，例如有fd1和fd2都引用同一个file结构体，那么它的引用计数就是2，当close(fd1)时并不会释放file结构体，而只是把引用计数减到1，如果再close(fd2)，引用计数就会减到0同时释放file结构体，这才真的关闭了文件。 

每个file结构体都指向一个file_operations结构体，这个结构体的成员都是函数指针，指向实现各种文件操作的内核函数。比如在用户程序中read一个文件描述符，read通过系统调用进入内核，然后找到这个文件描述符所指向的file结构体，找到file结构体所指向的file_operations结构体，调用它的read成员所指向的内核函数以完成用户请求。在用户程序中调用lseek、read、write、ioctl、open等函数，最终都由内核调用file_operations的各成员所指向的内核函数完成用户请求。file_operations结构体中的release成员用于完成用户程序的close请求，之所以叫release而不叫close是因为它不一定真的关闭文件，而是减少引用计数，只有引用计数减到0才关闭文件。对于同一个文件系统上打开的常规文件来说，read、write等文件操作的步骤和方法应该是一样的，调用的函数应该是相同的，所以图中的三个打开文件的file结构体指向同一个file_operations结构体。如果打开一个字符设备文件，那么它的read、write操作肯定和常规文件不一样，不是读写磁盘的数据块而是读写硬件设备，所以file结构体应该指向不同的file_operations结构体，其中的各种文件操作函数由该设备的驱动程序实现。 

每个file结构体都有一个指向dentry结构体的指针，“dentry”是directory entry（目录项）的缩写。我们传给open、stat等函数的参数的是一个路径，例如/home/akaedu/a，需要根据路径找到文件的inode。为了减少读盘次数，内核缓存了目录的树状结构，称为dentry cache，其中每个节点是一个dentry结构体，只要沿着路径各部分的dentry搜索即可，从根目录/找到home目录，然后找到akaedu目录，然后找到文件a。dentry cache只保存最近访问过的目录项，如果要找的目录项在cache中没有，就要从磁盘读到内存中。

每个dentry结构体都有一个指针指向inode结构体。inode结构体保存着从磁盘inode读上来的信息。在上图的例子中，有两个dentry，分别表示/home/akaedu/a和/home/akaedu/b，它们都指向同一个inode，说明这两个文件互为硬链接。inode结构体中保存着从磁盘分区的inode读上来信息，例如所有者、文件大小、文件类型和权限位等。每个inode结构体都有一个指向inode_operations结构体的指针，后者也是一组函数指针指向一些完成文件目录操作的内核函数。和file_operations不同，inode_operations所指向的不是针对某一个文件进行操作的函数，而是影响文件和目录布局的函数，例如添加删除文件和目录、跟踪符号链接等等，属于同一文件系统的各inode结构体可以指向同一个inode_operations结构体。

inode结构体有一个指向super_block结构体的指针。super_block结构体保存着从磁盘分区的超级块读上来的信息，例如文件系统类型、块大小等。super_block结构体的s_root成员是一个指向dentry的指针，表示这个文件系统的根目录被mount到哪里，在上图的例子中这个分区被mount到/home目录下。 

file、dentry、inode、super_block这几个结构体组成了VFS的核心概念。对于ext2文件系统来说，在磁盘存储布局上也有inode和超级块的概念，所以很容易和VFS中的概念建立对应关系。而另外一些文件系统格式来自非UNIX系统（例如Windows的FAT32、NTFS），可能没有inode或超级块这样的概念，但为了能mount到Linux系统，也只好在驱动程序中硬凑一下，在Linux下看FAT32和NTFS分区会发现权限位是错的，所有文件都是rwxrwxrwx，因为它们本来就没有inode和权限位的概念，这是硬凑出来的。

挂载文件系统

linux系统中每个分区都是一个文件系统，都有自己的目录层次结构。linux会将这些分属不同分区的、单独的文件系统按一定的方式形成一个系统的总的目录层次结构。这里所说的“按一定方式”就是指的挂载。将一个文件系统的顶层目录挂到另一个文件系统的子目录上，使它们成为一个整体，称为挂载。把该子目录称为挂载点。举个例子：挂载windows的文件系统：

 

1）首先我们使用

sudo fdisk -l

查看挂载的设备，例如最下面有：/dev/hda5 

 

2）mkdir创建一个目录，这里的目录是作为挂在目录，就是你要把E盘挂到这个目录下：

mkdir /mnt/winc

 

3）windows和linux使用的不是一个文件系统，一般情况下linux不挂载windows文件系统，所以要你手动mount：
   

 mount -t vfat /dev/hda5 /mnt/winc // -t vfat指出这里的文件系统fat32

   

现在就可以进入/mnt/winc等目录读写这些文件了。