硬件知识——文件系统

所谓的磁盘分区就是告诉操作系统，这个分区的可存取区域从A磁柱面到B磁柱面

指定的分区磁柱面范围信息存放在第一个分区（MBR）的分区表（patition table）中

linux中，IDE硬盘最多有59个逻辑分区（hd5~hd63），sata硬盘最多有11个逻辑分区（sd5~sd15）

文件系统包括数据外还有很多信息，比如在linux中还有文件权限、文件属性
文件系统通常把权限和属性放在inode块中，而把实际的数据放在data block中，还有一个superblock用来记录文件系统的整体信息，包括inode和data block的总量、使用量、剩余量等

索引式文件系统（如ext2/ext3）：
inode和data block的每个小区都有编号，inode区记录了每个文件的权限信息，也有文件所在的block信息，所以inode可以作为索引



如上图，操作根据文件的inode信息，排列读取顺序，然后一口气将4个block的内容读出

非索引式文件系统（FAT）
USB就是用的非索引式
没有inode，每个block编号都记录在前一个block中



如果文件分布的block分布得太离散（比如没有按一个方向在磁盘上顺序分布过去），磁头就没办法在磁盘转一圈就读到所有资料，有可能需要转好几圈才能读取到，所以FAT文件系统常常用久了就要进行磁盘重组，就是将属于同一个文件的blocks整合在一起，这样资料读取就比较容易





data block
ext2文件系统支持的block大小有1k、2k、4k三种

block的大小和数量在格式化时就确定了

每一个block最多只能放一个文件的数据

如果文件大于block的大小，则占用多个block

如果文件小于block的大小，则该block剩余的容量就不能再被其他文件使用了

block太大有可能会导致浪费，太小则会导致大文件占用更多block，inode要记录多个block，最后导致操作系统读取数据地性能下降

inode table
 该档案癿存取模式(read/write/excute)；

 该档案癿拥有者与群组(owner/group)；

 该档案癿容量；

 该档案建立或状忞改变癿时间(ctime)；

 最近一次癿读取时间(atime)；

 最近修改癿时间(mtime)；

 定义档案特性的旗标(flag)，如 SetUID...；

 该档案真正内容的指向 (pointer)；

每个inode大小均为固定的128bytes
每个档案只会占用一个inode，因为文件系统能够建立的档案数和inode的数量有关
系统读档案的时候先找到inode，分析inode所记录的权限是否符合，符合才能实际读取档案的内容

由于inode中要记录的数据特别多（光是block号码的记录就有可能很多），所以应该是把inode定义为：
12个直接、1个间接、1个二间接与1个三间接纪录区
直接就是可以直接取得block号码，间接就是再拿一个block来当做block号码的纪录区。
以较小的1k block说明：
12个直接：12*1k = 12k
间接：256*1k = 256k，每个block记录会花去4bytes，所以1k的block可以包含256个block记录
二间接：256*256*1k = 256^2k
三间接：同上，256^3k
全部加起来，最后一个inode能够容纳的档案最大为16GB
这个计算方法不适用于2k/4kblock，因为大于2K的block会受到ext2文件系统本身的限制。

superblock
Superblock 是记录整个 filesystem 相关信息的地方， 没有 Superblock ，就没有这个 filesystem

了。他记录的信息主要有：

 block 与 inode 的总量；

 未使用与已使用的 inode / block 数量；

 block 与 inode 癿大小 (block 为 1, 2, 4K，inode 为 128 bytes)；

 filesystem 的挂载时间、最近一次写入数据的时间、最近一次检验磁盘 (fsck) 的时间等文件系统

癿相关信息；

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

1 。

一般来说，superblock的大小为1024bytes，可以用dumpe2fs命令来查看
每一个block group都可能含有一个superblock的备份，用于进行superblock的救援

Filesystem description
用于描述每个block group的开始于结束的block号码，以及说明每个区段（superblock、bitmap、inodemap、data block）分别位于哪一个block号码之间，也可以通过dumpe2fs来查看

block bitmap
从block bitmap中可以知道哪些block是空的，因此我们的系统就可以很快速地找到可使用的空间来处理文件

inode bitmap
作用类似于block bitmap

目录
当在ext2文件系统建立一个目录时，ext2会分配一个inode和至少一个block给该目录，inode记录该目录的相关权限和属性，并可记录分配到的那块block号码，而block则记录在这个目录下的文件名和对应的inode号码。



目录不会只占用一个block，如果在目录底下的文件太多而导致一个block不足以记录所有的表项时，linux会给该目录分配多一些block
可以用ls -li 查看目录下每个文件的inode号码
可以用ll 命令查看目录使用block大小（都是1024的倍数）



文件
在建立一个一般文件时，linux给文件分配一个inode和相对于文件大小的block数量
例如：假设一个 block 为 4 Kbytes ，而要建立一个 100 KBytes 癿档案，那么 linux 将分配一个 inode 与 25 个 block 来储存该档案！ 但同时请注意，由于 inode 仅有 12个直接挃向，因此还要多一个 block 来作为区块号码的记录

目录树的读取
由上可知，文件的inode本身并不记录文件名，文件名的记录是在目录的block中的，所以才会有“新增、删除、更名文件名与目录的w权限有关”。我们要读取某个文件时，必须先经过目录的inode和block，才能读取到那个待读文件的inode，最后才能读取到文件的内容。

由于目录树是从根目录开始读起，因此系统通过挂载点可以找到挂载点的inode（通常一个文件系统的最顶层inode从2号开始），此时就能根据根目录的inode内容，并依据inode读取根目录的block内的文件名数据，再一层一层读正确的文件名。

日志式文件系统
为了避免文件系统不一致问题，我们在filesystem中规划出一个区块，专门记录写入或者修改文件时的步骤：预备、实际写入、结束。
在这样的程序当中，万一数据的记录过程当中发生了问题，那么我们的系统只要去检查日志记录区块，

就可以知道那个档案发生了问题，针对该问题来做一致性的检查即可，而不必针对整块 filesystem 去

检查， 这样就可以达到地速修复 filesystem 的能力了！这就是日志式档案最基础癿功能啰～

异步处理：
当系统加载一个文件到内存后，如果该文件没有被更动过，则在内存区段的数据会被设定为“干净的（clean）”，如果被改动过了，则被设定为“脏的（dirty）”，此时所有的动作还在内存执行，还没写回硬盘，系统会不定时地将内存中设定为dirty的数据写入硬盘。可以使用sync指令手动强迫写入硬盘

挂载点的意义：
每个filesystem都有独立inode、block、superblock等信息，这个文件系统需要能够连接到目录树才能被我们使用，将文件系统和目录树结合的动作称为“挂载”，挂载点一定是目录，该目录作为进入该文件系统的入口。并不是有任何文件系统都能使用，必须要挂载到目录树的某个目录后，才能使用该文件系统。

比如有三个挂载点：/ , /boot , /home，
调用ls -lid / /boot /home时，可以看到三个目录的inode都是2，因为filesystem最顶层的目录的inode一般都是2号