9. Linux 磁盘与文件管理系统(inode 目录)

磁盘分区后要进行格式化，因为操作系统所设置的文件属性/权限并不相同，为了存放这些文件所需的数据，
因此需要将分区进行格式化，以成为操作系统能够利用的文件系统格式。文件系统通常会将文件权限和文件属性这2部分数据分别存放在不同的块，权限和属性放置在inode 中，至于实际数据则存放在 data block 中。另外，还有一个 超级块(superblock),会记录整个文件系统的整体信息，包括inode和block的总量，使用量和剩余量等。- superblock :记录此文件系统的整体信息，包括inode/block的总量，使用量，剩余量，
以及文件系统的格式与相关信息- inode : 记录文件的属性，一个文件占用一个inode,同时记录此文件的数据所在的block号码；- block : 实际记录文件的内容，若文件太大，会占用多个block这种数据访问方法叫索引式文件系统。U盘是FAT格式，没有 inode 存在，每个block号码记录在前一个block中。
如果 block 分散太厉害，磁盘磁头无法在磁盘转完一圈就读到所有欧数据。所以经常需要碎片整理。

Linux Ext2 文件系统

文件系统一开始就将inode和block规划好，除非重新格式。
如果inode与block的数量太大，不容易管理。ext2 文件系统区分多个块组(block group)，每个块组有独立的inode/block/superblock 系统。文件系统的最前都有一个启动扇区，data block :大小有，1kb,2kb,4kb.由于block大小区别，导致该文件系统能够支持的最大
磁盘容量和最大单一文件容量并不相同block大小             1kb     2kb     4kb
最大单一文件限制        16GB    256GB   2TB
最大文件系统总容量     2TB     8TB     16TB- 原则上，block大小和数量在格式化后就不能被改变了- 每个block最多只能放置一个文件的数据- 如果文件大于block大小，则一个文件会占用多个block- 若小于block,则该block的剩余空间就不能被利用了

inodetable(inode 表格)：记录文件属性和数据放在哪个block- 该文件的访问模式(rwx)
 - 该文件的所有者(owner/group)
 - 该文件大小
 - 文件的创建时间和改变时间(ctime)
 - 最近读取该文件的时间(mtime)
 - 最近修改时间(mtime)
 - 定义该文件的特性的标志(flag),如 SetUID等
 - 该文件真正内容的指向(pointer)
 - 每个inode大小固定为128bytes
 - 每个文件都有占有一个inode
 - 因此，文件系统能够创建的文件数量与 inode数量有关
 - 系统读取文件时，先找到inode，并分析inode所记录的权限与用户是否符合，若符合才开
 始读取实际的block 内容inode 记录一个block 要 4byte .所以inode 记录block的区域定义为 12个直接，1个间接，
一个双间接，和一个三间接。所有间接，就是再拿一个block来当做block号码的记录区1kb 的block 为例，12 + 256 + 256*256 + 256*256*256 =16GB与单一文件容量限制相同。
但不适用于2k,4k，因为ext2文件系统本身限制

superblock(超级块)：- block 和 inode 总量
 - 未使用和已使用的 inode/block总量
 - block与inode的大小(block为 1kb,2kb,4kb，inode 为128bytes)
 - 文件系统的挂载时间，最近一次写入数据，最近一次检验磁盘(fsck)的时间等文件系统的相关信息
 - 一个validbit数值，若此文件被挂载，则valid bit 为0，若未被挂载 为 1
 - 一般来说 superblock的大小为1024bytes
 - 每个block group 都可能含有superblock，可以进行superblock救援
 - file system description(文件系统描述)
 - block bitmap(块对照表)：知道哪些block为空的
 - inode bitmap(inode 对照表)：未使用 的inode

df  // 查看目前挂载的设备
dumpe2fs 文件系统

与目录树的关系

目录：当我们在ext2文件系统下创建一个目录时，ext2会分配一个inode和至少一块block给该目录。
block用来记录该目录下的文件名和该文件名占用的inode号码。

文件：ext2 会分配一个inode 与相对于该文件大小的block数量给该文件

目录树的读取：inode本身不记录文件名，文件名的记录是在目录的block 中。所以我们读取某个文件，就务必会经过目录的inode和block由于目录是由根目录开始的，因此系统通过过载信息可以找到挂载点的inode号码(通常一个文件系统的最顶层inode号码从2号开始),
此时就能得到根目录的 inode 内容，并依据inode读取根目录的block内的文件名数据，再一层一层的往下读取到正确的文件名。

例如：1.  / 的inode通过挂载点信息得到 /dev/hdc2 的inode号码为2的根目录 inode号码,且 inode 具有的权限让我们可以读取该 block 内容(rx)2.  / 的 block
经过上个步骤取得 block 号码，并找到该内容有 etc/ 目录的inode 号码(421825) 3.  etc/ 的inode
读取 421825 号的inode 得知具有 rx权限，因此可以读取etc/ 的block 内容4.  etc/ 的 block
经过上个步骤取得block号码，并且找到该内容有passwd文件的inode(424918)5. passwd 的inode读取424918号inode得知具有r权限，因此可以读取passwd的block内容6. passwd 的 block最后将该 block 内容的数据读取出来

文件系统大小与磁盘读取性能

由于硬盘上面的数据经常变动，数据只是填充式的填入没有被使用的block中。
如果填入的block太离散，因此会有文件数据离散的问题。
解决方法：重新格式化。

ext2/ext3 文件的访问与日志文件系统的功能

如果是新建一个文件或者目录， ext2 是怎么处理的呢。就需要 blockbitmap 和 inode bitmap 帮忙了1. 先确定用户对于欲添加的目录是否具有w与x的权限，如有，才能添加2. 根据 inode bitmap 找到没使用的inode号码，并将新文件的权限/属性写入3. 根据block bitmap找到没有使用的block号码，并将实际数据写入block中，更新inode的block指向4. 将刚才的写入inode与block的数据同步更新到inode bitmap和block bitmap，并更新superblock的内容

数据不一致：inode table 和 data block 称为数据存放区域superblock,inode bitmap,block bitmap 为中间数据（metadata）

日志文件系统：在文件系统中规划出一个块，专门记录写入或者修订文件时的步骤。1. 预备：当系统要写入 一个文件时，会先在日志记录块中记录某个文件准备要写入的信息2. 实际写入：开始写入文件的权限与数据，开始更新 meta data的数据3. 结束：完成数据与meta data的更新后，在日志记录块中完成该文件的记录万一数据的记录出了问题，那么我们的系统只要去检查日志记录块就知道那个文件出问题了。

通过inode8号记录journal块的block选项，而且具有4113k的容量在处理日志

Linux 文件系统的操作

由于磁盘写入的速度比内存慢很多，Linux采用异步处理(asynchronously).当系统加载一个文件到内存后，如果该文件没有被修改过，则内存区段的文件会被标记为 clean.但如果内存中的文件数据被修改过了，此时内存中的数据会被设置为 Dirty。此时所有的操作还都在内存中执行，并没有写入磁盘。系统会不定时的将内存中设置为 dirty的数据写回磁盘，以保持磁盘与内存数据的一致性。也可以用 sync 手动强迫写回磁盘。- 系统会将常用的文件数据放置到主缓冲器的缓冲区，以加速文件系统的读写
 - 因此，Linux的物理内存最后都会被用光，这是正常情况，可加速系统性能
 - 你可以手动 sync强迫内存中设置为dirty的数据写回磁盘中
 - 若正常关机，关机命令会主动调用sync
 - 若不正常关机，由于数据未写回磁盘内，因此重启系统后可能会花很多时间在进行磁盘检查上，甚至可能导致文件损坏

挂载点的意义

每个文件系统都有inode,block,superblock信息，这个文件系统要能够连接到目录树才能被我们使用 。
将文件系统与目录树结合的操作我们称为挂载。挂载点一定是目录，该目录为进入该文件系统的入口。

同一个文件系统的某个inode只会对应到一个文件内容而已。
上面的信息中，由于挂载点都为 / ，所以他们在同一个文件系统内。而inode都为2，说明是同一个文件。

Linux VFS

Linux 内核又是如何管理这些文件系统呢。是通过 Virtual Filesystem Swich(虚拟文件系统)的内核功能去读取文件系统。
用户并不需要知道每个分区上头的文件系统是什么，VFS会自动帮我们做好读取准备。
通过VFS管理所有文件系统，省去我们自行设置读取文件系统的定义。

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