关于Linux文件系统的的简单理解和认识

关于文件系统的运作，这与操作系统带的档案数据有关。例如Linux操作系统的档案权限(rwx)与文件属性(拥有者，群组，时间参数等)。文件系统通常会将这两部分的数据分别存放在不同的区块，权限与属性放置到inode中，至于实际数据则放置到date block区块中，另外，还有一个超级块区(super block)会记录整个文件系统的整体信息，包含inode与block的总量，使用量，剩余量等。

每个inode与block都有编号，至于这三个数据的意义可以简单说明如下：

super block ：记录此 filessystem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等；(#这个文件系统对应的是一个分区，应该可以这样理解)

Inode 表：记录档案的属性，一个档案占用一个inode号，同时记录此档案的数据所在的block号码；

Block ：实际记录档案的内容，若档案太大时，会占用多个block。

如果当一个分区分的容量分得比较大，所有的inode  block superblock统一管理不是很方便，所以我们有在分区上存在分组的概念，把一个分区我们分成多个区块群组，不同的区块群组管理自身的inode  block  superblock号

Inode  table (inode表格)

(格式化分区的时候inode的数量和大小128bytes就已经固定)

数据内容：

该文件的权限(rwx)；

该文件的拥有者与群组；

该文件的容量；

该文件建立或状态改变的时间(ctime)；

最近一次的读取时间(atime)；

最近修改的时间(mtime)；

文件特定的标志(SUID SGID STICK)

该文件真正内容的指向(指向block)

Inode表的数据结构，表前面为文件的元数据基本信息,后面就是数据指向，如果文件太大有400M，分区的block大小假如为4K，由于inode表的容量有限128字节，不可能有那边多的空间指针指向数据的block，通常情况下，一个inode表有12个直接数据指向，再就是间接指向，两间接指向，三间接指向

直接数据指向：一个指向只能指向一个block，所以12个直接指向只能代表48K的数据；

间接指向：间接指向指向一个block，该block上有1024的直接指向可以指向block，故一个间接指向可以表示4M的数据；

两重间接指向：相当与开始指向一个block有1024个间接指向指向block，每个block又有1024个直接指向数据块，所以可以表示：4K*1024*1024=4G；

三重间接指向：通过以上推理，一个三重间接指向可以代表 4T的数据；

# 由于inode的表容量有限，所以导致每个inode的表示的空间是有上限的，也就导致不同文件系统的单个分区容量也有上限.

superblock超级区块

Superblock是记录整个filesysytem相关信息的地方,没有Superblock,就没有文件系统,它记录的信息主要有:

Block和inode的总量;

未使用与已使用的block/inode数量；

Block与inode的大小(block为1 2 4 K ,inode为128bytes)

文件系统的挂载时间，最近一次写入数据的时间，最近一次检验磁盘的时间等文件系统的相关信息；

一个valid bit数值，若此文件系统已被挂载，则valib bit为0，若未被挂载，则valid bit为1

注意：dumpe2fs可以查看相关信息。superblock超级区块可能在不同的群组上存在，其它的superblock超级区块为备份的超级区块。

文件系统描述说明

这个区段可以描述每个block group的开始与结束的block，以及说明每非区段分别存储与哪一个block号码之间。

Block bitmap(区块对照表)

如果你想要新增文件时总会用到block，但是需要使用哪一个block来记录呢？怎么知道哪些block是空的呢？从block bitmap中我们可以知道哪些block是空的，当删除一些数据，block bitmap表会记录block的标志位未使用，下次有数据存储时，就可以覆盖此处的block。

dumpe2fs /dev/sda1  来看看超级块中的数据信息

(好像只有ext系列的文件系统才可以使用本工具，请不在要xfs文件系统上使用该命令)

[root@love681 ~]# dumpe2fs  /dev/sda1

dumpe2fs 1.41.12 (17-May-2010)

Filesystem volume name:

Last mounted on:          /boot#分区挂载点

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数量

Block count:              204800# block数量

Reserved block count:     10240

Free blocks:              160134#空闲的block数量

Free inodes:              51162#空闲的是inode数量

First block:              1

Block size:               1024#block单元大小为1K

Fragment size:            1024

Reserved GDT blocks:      256

Blocks per group:         8192#一个群组中block的数量

Fragments per group:      8192

Inodes per group:         2048#一个群组中inode的数量

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单位大小128个字节

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#超级块的位置，群组描述符的位置

Reserved GDT blocks at 3-258  #

Block bitmap at 259 (+258), Inode bitmap at 275 (+274)#区块对应表位置，inode对应表的位置

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

目录的存储方式

在ext文件系统中，当新建一个目录，ext系统会分配一个inode与至少一块block给该目录，其中inode记录该目录的相关权限与属性，并记录分配到的那块block号码，而block则是记录在这个目录下的文件名和该文件名占用inode的号码数据，就如下：Inode number文件名

6547891.txt

6547902.txt

6548003.txt

普通文件存储的方式：

在ext文件系统中，新建一个普通文件时，ext文件系统会分配一个inode与相对于该文件大小的block数量给该文件。例如：该文件的大小为100Kbytes，假如一个block大小为4kbytes，这inode需要记录25个block与之对应，为什么是25个，由于inode有12个直接指向，合计48kbytes，设置于的使用一个间接指向block，由该block存储剩余的文件。

目录树的读取

以上我们大概可以了解到，inode表中并不记录文件名与数据的对应关系，inode表记录文件的基本属性和block指向，指向的block中记录文件名和inode的对应关系。

由于目录树是又根目录开始的，因此新系统透过挂载的信息可以找到挂载点的inode号码(通常一个filesysytem的最顶层是inode号码由2号开始的，其实不知道是从2号开始的)，因此只要读取到根的inode内容，就可以读取到该inode对应的block的数据，可以找到该目录下文件会目录对应inode的对相应关系。

举例说明：

如果我们想要读取/etc/passed这个文件的内容，系统是如何读取的呢？

[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

如上图，在我的实验的电脑上 /的indoe号是128，etc目录的inode号是13431327，文件passed inode号是136822215，我们来看看数据的读取过程：

1.通过挂载点获得 /的inode号为128，(其实到底是通过说明方法获取到/的inode现在确实不了解)，读取128 inode的数据内容，读取到对于执行程序的用户root权限时 (r-x),就可以去读取inode对应的block的信息；

2./ 的block记录的是该目录下所有的文件名称与之inode的对应关系，在block中找到etc/与之对应的inode号13431327，则再去找13431327  inode号码；

3.Etc/的inode号找到并且读取数据内容 读取权限为(rwx)，即可读取到block指向数据，程序执行者再去读取block的数据内容；读取到passwd对应的inode号码为136822215，进而 去查找136822215 inode表；

4.passwd的inode号136822215，读取inode表中的数据，由于是管理员，有足够的权限可以继续访问，进而读取到block的指向，我们读取block的数据内容，即可读取出passwd的内容。

以上只是一个大概的过程，虽然不是很精确，但还是有助于我们理解ext的文件系统，又上述的理论只是我们可以做做一下总结：

1.ext文件系统为什么当个分区有分区大小限制，是由于本身的inode表大小有限，存储的block指向是有数量上限的；

2.ext文件系统中，删除数据，其实只是在inode表中清除block指向指针，在相应的block bitmap中标记该block为未使用状态，等到下次有数据需要存储的时候，把数据填充至编辑为未使用的block地方；

3.一个Ext文件系统中inode号是唯一的，

4.Ext文件系统查找实际查找数据是以inode号为准，inode表中不记录文件名，但是会记录block的指向，block中记录实际的数据。