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的大小(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:

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 ()

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。