關于Linux文件系統的的簡單理解和認識
關于文件系統的運作，這與操作系統帶的檔案數據有關。例如Linux操作系統的檔案權限(rwx)與文件屬性（擁有者，群組，時間參數等）。文件系統通常會將這兩部分的數據分別存放在不同的區塊，權限與屬性放置到inode中，至于實際數據則放置到date block區塊中，另外，還有一個超級塊區(super block)會記錄整個文件系統的整體信息，包含inode與block的總量，使用量，剩余量等。
每個inode與block都有編號，至于這三個數據的意義可以簡單說明如下：
super block ：記錄此 filessystem的整體信息，包括inode/block的總量，使用量，剩余量，以及文件系統的格式與相關信息等；（#這個文件系統對應的是一個分區，應該可以這樣理解）
Inode 表：記錄檔案的屬性，一個檔案占用一個inode號，同時記錄此檔案的數據所在的block號碼；
Block ：實際記錄檔案的內容，若檔案太大時，會占用多個block。
如果當一個分區分的容量分得比較大，所有的inode block superblock統一管理不是很方便，所以我們有在分區上存在分組的概念，把一個分區我們分成多個區塊群組，不同的區塊群組管理自身的inode block superblock號
Inode table （inode 表格）
（格式化分區的時候inode的數量和大小128bytes就已經固定）
數據內容：
該文件的權限（rwx）；
該文件的擁有者與群組；
該文件的容量；
該文件建立或狀態改變的時間（ctime）；
最近一次的讀取時間（atime）；
最近修改的時間（mtime）；
文件特定的標志（SUID SGID STICK）
該文件真正內容的指向（指向block）
Inode表的數據結構，表前面為文件的元數據基本信息,后面就是數據指向，如果文件太大有400M，分區的block大小假如為4K，由于inode表的容量有限 128字節，不可能有那邊多的空間指針指向數據的block，通常情況下，一個inode表有12個直接數據指向，再就是間接指向，兩間接指向，三間接指向
直接數據指向：一個指向只能指向一個block，所以12個直接指向只能代表48K的數據；
間接指向：間接指向指向一個block，該block上有1024的直接指向可以指向block，故一個間接指向可以表示4M的數據；
兩重間接指向：相當與開始指向一個block有1024個間接指向指向block，每個block又有1024個直接指向數據塊，所以可以表示：4K*1024*1024=4G；
三重間接指向：通過以上推理，一個三重間接指向可以代表 4T的數據；
# 由于inode的表容量有限，所以導致每個inode的表示的空間是有上限的，也就導致不同文件系統的單個分區容量也有上限.
superblock超級區塊
Superblock是記錄整個filesysytem相關信息的地方,沒有Superblock,就沒有文件系統,它記錄的信息主要有:
Block和inode的總量;
未使用與已使用的block/inode數量；
Block與inode的大?。?/span>block為1 2 4 K ,inode為128bytes）
文件系統的掛載時間，最近一次寫入數據的時間，最近一次檢驗磁盤的時間等文件系統的相關信息；
一個valid bit數值，若此文件系統已被掛載，則 valib bit 為0 ，若未被掛載，則valid bit為1
注意：dumpe2fs可以查看相關信息。superblock超級區塊可能在不同的群組上存在，其它的superblock 超級區塊為備份的超級區塊。
文件系統描述說明
這個區段可以描述每個block group 的開始與結束的block，以及說明每非區段分別存儲與哪一個block號碼之間。
Block bitmap（區塊對照表）
如果你想要新增文件時總會用到block，但是需要使用哪一個block來記錄呢？怎么知道哪些block是空的呢？從block bitmap中我們可以知道哪些block是空的，當刪除一些數據，block bitmap表會記錄block的標志位未使用，下次有數據存儲時，就可以覆蓋此處的block。
dumpe2fs /dev/sda1 來看看超級塊中的數據信息
（好像只有ext系列的文件系統才可以使用本工具，請不在要xfs文件系統上使用該命令）
[root@love681 ~]# dumpe2fs /dev/sda1 dumpe2fs 1.41.12 (17-May-2010) Filesystem volume name: <none> Last mounted on: /boot #分區掛載點 Filesystem UUID: 0ae2a047-9dd6-4bb1-a284-818f971865ea 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 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: 51200 #inode數量 Block count: 204800 # block數量 Reserved block count: 10240 Free blocks: 160134 #空閑的block數量 Free inodes: 51162 #空閑的是inode數量 First block: 1 Block size: 1024 #block單元大小為1K Fragment size: 1024 Reserved GDT blocks: 256 Blocks per group: 8192 #一個群組中block的數量 Fragments per group: 8192 Inodes per group: 2048 #一個群組中inode的數量 Inode blocks per group: 256 Flex block group size: 16 Filesystem created: Fri Jul 22 15:51:06 2016 Last mount time: Mon Jul 25 11:28:22 2016 Last write time: Mon Jul 25 11:28:22 2016 Mount count: 6 Maximum mount count: -1 Last checked: Fri Jul 22 15:51:06 2016 Check interval: 0 (<none>) Lifetime writes: 43 MB Reserved blocks uid: 0 (user root) Reserved blocks gid: 0 (group root) First inode: 11 Inode size: 128 #inode單位大小128個字節 Journal inode: 8 Default directory hash: half_md4 Directory Hash Seed: 9e14b616-ea5a-4fa3-b9ea-5c1ef844f87d Journal backup: inode blocks Journal features: (none) Journal size: 4096k Journal length: 4096 Journal sequence: 0x0000001b Journal start: 0 Group 0: (Blocks 1-8192) [ITABLE_ZEROED] Checksum 0x5827, unused inodes 2010 Primary superblock at 1, Group descriptors at 2-2 #超級塊的位置，群組描述符的位置 Reserved GDT blocks at 3-258 # Block bitmap at 259 (+258), Inode bitmap at 275 (+274) #區塊對應表位置，inode對應表的位置 Inode table at 291-546 (+290) #inode表的位置 3785 free blocks, 2010 free inodes, 6 directories, 2010 unused inodes Free blocks: 4408-8192 Free inodes: 39-2048 Group 1: (Blocks 8193-16384) [INODE_UNINIT, ITABLE_ZEROED] Checksum 0xa798, unused inodes 2048 Backup superblock at 8193, Group descriptors at 8194-8194 Reserved GDT blocks at 8195-8450 Block bitmap at 260 (+4294959363), Inode bitmap at 276 (+4294959379) Inode table at 547-802 (+4294959650) 390 free blocks, 2048 free inodes, 0 directories, 2048 unused inodes Free blocks: 15995-16384 Free inodes: 2049-4096
目錄的存儲方式
在ext文件系統中，當新建一個目錄，ext系統會分配一個inode與至少一塊block給該目錄，其中inode記錄該目錄的相關權限與屬性，并記錄分配到的那塊block號碼，而block則是記錄在這個目錄下的文件名和該文件名占用inode的號碼數據，就如下：
|
Inode number |
文件名 |
|
654789 |
1.txt |
|
654790 |
2.txt |
|
654800 |
3.txt |
普通文件存儲的方式：
在ext文件系統中，新建一個普通文件時，ext文件系統會分配一個inode與相對于該文件大小的block數量給該文件。例如：該文件的大小為100Kbytes，假如一個block大小為4kbytes，這inode需要記錄25個block與之對應，為什么是25個，由于inode有12個直接指向，合計48kbytes，設置于的使用一個間接指向block，由該block存儲剩余的文件。
目錄樹的讀取
以上我們大概可以了解到，inode表中并不記錄文件名與數據的對應關系，inode表記錄文件的基本屬性和block指向，指向的block中記錄文件名和inode的對應關系。
由于目錄樹是又根目錄開始的，因此新系統透過掛載的信息可以找到掛載點的inode號碼（通常一個filesysytem的最頂層是inode號碼由2號開始的，其實不知道是從2號開始的），因此只要讀取到根的inode內容，就可以讀取到該inode對應的block的數據，可以找到該目錄下文件會目錄對應inode的對相應關系。
舉例說明：
如果我們想要讀取/etc/passed這個文件的內容，系統是如何讀取的呢？
[root@wCentos7 ~]# ll -di /etc/ /etc/passwd / 128 dr-xr-xr-x. 18 root root 4096 Jul 21 11:34 / 134313217 drwxr-xr-x. 129 root root 8192 Jul 30 12:53 /etc/ 136822215 -rw-r--r--. 1 root root 2525 Jul 30 10:44 /etc/passwd
如上圖，在我的實驗的電腦上 / 的indoe號是128，etc目錄的inode號是 13431327，文件passed inode號是136822215，我們來看看數據的讀取過程：
1.通過掛載點獲得 / 的inode號為128，（其實到底是通過說明方法獲取到 / 的inode現在確實不了解），讀取128 inode的數據內容，讀取到對于執行程序的用戶 root 權限時 （ r-x）,就可以去讀取inode對應的block的信息；
2. / 的block記錄的是該目錄下所有的文件名稱與之inode的對應關系，在block中找到 etc/與之對應的inode號 13431327 ，則再去找13431327 inode號碼；
3. Etc/的inode 號找到并且讀取數據內容 讀取權限為（rwx），即可讀取到 block指向數據，程序執行者再去讀取block的數據內容；讀取到 passwd 對應的inode號碼為 136822215 ，進而 去查找 136822215 inode表；
4.passwd的inode號 136822215 ，讀取inode表中的數據，由于是管理員，有足夠的權限可以繼續訪問，進而讀取到 block的指向，我們讀取block的數據內容，即可讀取出 passwd的內容。
以上只是一個大概的過程，雖然不是很精確，但還是有助于我們理解ext的文件系統，又上述的理論只是我們可以做做一下總結：
1.ext文件系統為什么當個分區有分區大小限制，是由于本身的inode表大小有限，存儲的block指向是有數量上限的；
2.ext文件系統中，刪除數據，其實只是在inode表中清除block指向指針，在相應的block bitmap中標記該block為未使用狀態，等到下次有數據需要存儲的時候，把數據填充至編輯為未使用的block地方；
3.一個Ext文件系統中inode號是唯一的，
4.Ext文件系統查找實際查找數據是以inode號為準，inode表中不記錄文件名，但是會記錄block的指向，block中記錄實際的數據。
原創文章，作者：linux_root，如若轉載，請注明出處：http://www.www58058.com/27701
