小林coding 《图解系统：文件系统》笔记
Linux 最经典的一句话是：「一切皆文件」，不仅普通的文件和目录，就连块设备、管道、socket 等，也都是统一交给文件系统管理的。
Linux 支持的文件系统也不少，根据存储位置的不同，可以把文件系统分为三类：
- 磁盘的文件系统，它是直接把数据存储在磁盘中，比如 Ext 2/3/4、XFS 等都是这类文件系统。
- 内存的文件系统，这类文件系统的数据不是存储在硬盘的，而是占用内存空间，我们经常用到的
/proc和/sys文件系统都属于这一类，读写这类文件，实际上是读写内核中相关的数据。 - 网络的文件系统，用来访问其他计算机主机数据的文件系统，比如 NFS、SMB 等等。
文件系统的种类众多，而操作系统希望对用户提供一个统一的接口，于是在用户层与文件系统层引入了中间层，这个中间层就称为虚拟文件系统（Virtual File System，VFS）。
VFS 定义了一组所有文件系统都支持的数据结构和标准接口，这样程序员不需要了解文件系统的工作原理，只需要了解 VFS 提供的统一接口即可。
文件系统
文件数据都储存在"块"中，那么很显然，我们还必须找到一个地方储存文件的元信息：inode 编号、文件大小、访问权限、创建时间、修改时间、数据在磁盘的位置。这种储存文件元信息的区域就叫做inode，中文译名为"索引节点"。
总之，除了文件名以外的所有文件信息，都存在inode之中（inode 在磁盘中）。
可以用stat命令，查看某个文件的inode信息：
硬盘格式化的时候，操作系统自动将硬盘分成两个区域。一个是数据区，存放文件数据；另一个是inode区（inode table），存放inode所包含的信息。
每个inode节点的大小，一般是128字节或256字节。inode节点的总数，在格式化时就给定。
由于每个文件都必须有一个inode，因此有可能发生inode已经用光，但是硬盘还未存满的情况。这时，就无法在硬盘上创建新文件。
每个inode都有一个号码，操作系统用inode号码来识别不同的文件。
Unix/Linux系统内部不使用文件名，而使用inode号码来识别文件。对于系统来说，文件名只是inode号码便于识别的别称或者绰号。
目录也是一种文件
Unix/Linux系统中，目录（directory）也是一种文件。打开目录，实际上就是打开目录文件。
目录文件的结构非常简单，就是一系列目录项（dirent）的列表。
每个目录项，由两部分组成：所包含文件的文件名，以及该文件名对应的inode号码。通过这个 inode，就可以找到真正的文件。
目录查询是通过在磁盘上反复搜索完成，需要不断地进行 I/O 操作，开销较大。所以，为了减少 I/O 操作，把当前使用的文件目录缓存在内存。
表面上，用户通过文件名，打开文件。实际上，系统内部这个过程分成三步：文件名 ——>对应的inode号码——>inode信息——>文件数据所在的block
读取文件过程
- 首先用
open系统调用打开文件，open的参数中包含文件的路径名和文件名。 - 使用
write写数据，其中write使用open所返回的文件描述符，并不使用文件名作为参数。 - 使用完文件后，要用
close系统调用关闭文件，避免资源的泄露。
我们打开了一个文件后，操作系统会跟踪进程打开的所有文件，所谓的跟踪呢，就是操作系统为每个进程维护一个打开文件表，文件表里的每一项代表「文件描述符」，所以说文件描述符是打开文件的标识。
操作系统在打开文件表中维护着打开文件的状态和信息：
- 文件指针：系统跟踪上次读写位置作为当前文件位置指针
- 文件打开计数器：多个进程可能打开同一个文件，该计数器跟踪打开和关闭同一文件的进程数量，当该计数为 0 时，系统关闭文件，删除该条目；
- 文件磁盘位置：保存在内存中，以免每个操作都从磁盘中读取；
- 访问权限：每个进程打开文件都需要有一个访问模式（创建、只读、读写、添加等）
用户习惯以字节的方式读写文件，而操作系统则是以数据块来读写文件，那屏蔽掉这种差异的工作就是文件系统了。
我们来分别看一下，读文件和写文件的过程：
- 当用户进程从文件读取 1 个字节大小的数据时，文件系统则需要获取字节所在的数据块，再返回数据块对应的用户进程所需的数据部分。
- 当用户进程把 1 个字节大小的数据写进文件时，文件系统则找到需要写入数据的数据块的位置，然后修改数据块中对应的部分，最后再把数据块写回磁盘。
所以说，文件系统的基本操作单位是数据块。
文件的存储
磁盘读写的最小单位是扇区，扇区的大小只有 512B 大小，很明显，如果每次读写都以这么小为单位，那这读写的效率会非常低。
所以，文件系统把多个扇区组成了一个逻辑块，每次读写的最小单位就是逻辑块（数据块），Linux 中的逻辑块大小为 4KB，也就是一次性读写 8 个扇区，这将大大提高了磁盘的读写的效率。
数据块在磁盘上的存放方式有以下两种：
- 连续空间存放方式
- 非连续空间存放方式
其中，非连续空间存放方式又可以分为「链表方式」和「索引方式」。
那早期 Unix 文件系统是组合了前面的文件存放方式的优点，如下图：
最前面那块就是 inode
它是根据文件的大小，存放的方式会有所变化：
- 如果存放文件所需的数据块小于 10 块，则采用直接查找的方式；
- 如果存放文件所需的数据块超过 10 块，则采用一级间接索引方式；
- 如果前面两种方式都不够存放大文件，则采用二级间接索引方式；
- 如果二级间接索引也不够存放大文件，这采用三级间接索引方式；
所以，这种方式能很灵活地支持小文件和大文件的存放：
- 对于小文件使用直接查找的方式可减少索引数据块的开销；
- 对于大文件则以多级索引的方式来支持，所以大文件在访问数据块时需要大量查询；
空闲空间管理
- 空闲表法：为所有空闲空间建立一张表，表内容包括空闲区的第一个块号和该空闲区的块个数，注意，这个空闲表是连续分配的。如果存储空间中有着大量的小的空闲区，则空闲表变得很大，这样查询效率会很低。
- 空闲链表法：每一个空闲块里有一个指针指向下一个空闲块。只要在主存中保存一个指针，令它指向第一个空闲块。其特点是简单，但不能随机访问。
空闲表法和空闲链表法都不适合用于大型文件系统，因为这会使空闲表或空闲链表太大。
- 位图法：利用二进制的一位来表示磁盘中一个盘块的使用情况，磁盘上所有的盘块都有一个二进制位与之对应。0 表示对应的盘块空闲，1 表示对应的盘块已分配。
块组
文件读写的最小单位是块，按照块存放的数据类型划分，有不同类型的块：
- inode（index node）索引块：每个文件都有一个inode来唯一标志文件
- 数据块：包含文件的有用数据。
- 数据位图块 和 inode位图块：用于表示对应的数据块或 inode 是空闲的，还是被使用中。
- 超级块：包含的是文件系统的重要信息，比如 inode 总个数、块总个数、每个块组的 inode 个数、每个块组的块个数等等。
- 块组描述符：包含文件系统中各个块组的状态，比如块组中空闲块和 inode 的数目等，每个块组都包含了文件系统中「所有块组的组描述符信息」。
基于inode的文件共享（硬链接）
一般情况下，文件名和inode号码是"一一对应"关系，每个inode号码对应一个文件名。但是，Unix/Linux系统允许，多个文件名指向同一个inode号码。这意味着，可以用不同的文件名访问同样的内容；对文件内容进行修改，会影响到所有文件名；但是，删除一个文件名，不影响另一个文件名的访问。这种情况就被称为"硬链接"（hard link）。
ln 命令可以创建硬链接：ln 源文件 目标文件
基于文件名的文件共享（软链接）
软链接相当于重新创建一个软链接文件，这个文件有独立的 inode，但是这个文件的内容是另外一个文件的文件名，所以访问软链接的时候，实际上相当于访问到了另外一个文件，所以软链接是可以跨文件系统的，甚至目标文件被删除了，链接文件还是在的，只不过指向的文件找不到了而已，打开文件就会报错："No such file or directory"。
这是软链接与硬链接最大的不同：文件A指向文件B的文件名，而不是文件B的inode号码，文件B的inode"链接数"不会因此发生变化。
ln -s 命令可以创建软链接：ln -s 源文文件或目录 目标文件或目录。
inode 的特殊作用
由于inode号码与文件名分离，这种机制导致了一些Unix/Linux系统特有的现象。
1. 有时，文件名包含特殊字符，无法正常删除。这时，直接删除inode节点，就能起到删除文件的作用。
2. 移动文件或重命名文件，只是改变文件名，不影响inode号码。
3. 打开一个文件以后，系统就以inode号码来识别这个文件，不再考虑文件名。因此，通常来说，系统无法从inode号码得知文件名。
第3点使得软件更新变得简单，可以在不关闭软件的情况下进行更新，不需要重启。因为系统通过inode号码，识别运行中的文件，不通过文件名。更新的时候，新版文件以同样的文件名，生成一个新的inode，不会影响到运行中的文件。等到下一次运行这个软件的时候，文件名就自动指向新版文件，旧版文件的inode则被回收。
