Linux 文件系统剖析
【转自】https://www.ibm.com/developerworks/cn/linux/l-linux-filesystem/
按照分层结构讨论 Linux 文件系统
在文件系统方面，Linux® 可以算得上操作系统中的 “瑞士军刀”。Linux 支持许多种文件系统，从日志型文件系统到集群文件系统和加密文件系统。对于使用标准的和比较奇特的文件系统以及开发文件系统来说，Linux 是极好的平台。本文讨论 Linux 内核中的虚拟文件系统（VFS，有时候称为虚拟文件系统交换器），然后介绍将文件系统连接在一起的主要结构。
基本的文件系统体系结构
Linux 文件系统体系结构是一个对复杂系统进行抽象化的有趣例子。通过使用一组通用的 API 函数，Linux 可以在许多种存储设备上支持许多种文件系统。例如，read 函数调用可以从指定的文件描述符读取一定数量的字节。read 函数不了解文件系统的类型，比如 ext3 或 NFS。它也不了解文件系统所在的存储媒体，比如 AT Attachment Packet Interface（ATAPI）磁盘、Serial-Attached SCSI（SAS）磁盘或 Serial Advanced Technology Attachment（SATA）磁盘。但是，当通过调用 read 函数读取一个文件时，数据会正常返回。本文讲解这个机制的实现方法并介绍 Linux 文件系统层的主要结构。
什么是文件系统？
首先回答最常见的问题，“什么是文件系统”。文件系统是对一个存储设备上的数据和元数据进行组织的机制。由于定义如此宽泛，支持它的代码会很有意思。正如前面提到的，有许多种文件系统和媒体。由于存在这么多类型，可以预料到 Linux 文件系统接口实现为分层的体系结构，从而将用户接口层、文件系统实现和操作存储设备的驱动程序分隔开。
挂装
在 Linux 中将一个文件系统与一个存储设备关联起来的过程称为挂装（mount）。使用 mount 命令将一个文件系统附着到当前文件系统层次结构中（根）。在执行挂装时，要提供文件系统类型、文件系统和一个挂装点。
为了说明 Linux 文件系统层的功能（以及挂装的方法），我们在当前文件系统的一个文件中创建一个文件系统。实现的方法是，首先用 dd 命令创建一个指定大小的文件（使用 /dev/zero 作为源进行文件复制）—— 换句话说，一个用零进行初始化的文件，见清单 1。
清单 1. 创建一个经过初始化的文件
$ dd if=/dev/zero of=file.img bs=1k count=10000 10000+0 records in 10000+0 records out $
现在有了一个 10MB 的 file.img 文件。使用 losetup 命令将一个循环设备与这个文件关联起来，让它看起来像一个块设备，而不是文件系统中的常规文件：
$ losetup /dev/loop0 file.img
$
这个文件现在作为一个块设备出现（由 /dev/loop0 表示）。然后用 mke2fs 在这个设备上创建一个文件系统。这个命令创建一个指定大小的新的 ext2 文件系统，见清单 2。
清单 2. 用循环设备创建 ext2 文件系统
$ mke2fs -c /dev/loop0 10000 mke2fs 1.35 (28-Feb-2004) max_blocks 1024000, rsv_groups = 1250, rsv_gdb = 39 Filesystem label= OS type: Linux Block size=1024 (log=0) Fragment size=1024 (log=0) 2512 inodes, 10000 blocks 500 blocks (5.00%) reserved for the super user ... $
使用 mount 命令将循环设备（/dev/loop0）所表示的 file.img 文件挂装到挂装点 /mnt/point1。注意，文件系统类型指定为 ext2。挂装之后，就可以将这个挂装点当作一个新的文件系统，比如使用 ls 命令，见清单 3。
清单 3. 创建挂装点并通过循环设备挂装文件系统
$ mkdir /mnt/point1 $ mount -t ext2 /dev/loop0 /mnt/point1 $ ls /mnt/point1 lost+found $
如清单 4 所示，还可以继续这个过程：在刚才挂装的文件系统中创建一个新文件，将它与一个循环设备关联起来，再在上面创建另一个文件系统。
清单 4. 在循环文件系统中创建一个新的循环文件系统
$ dd if=/dev/zero of=/mnt/point1/file.img bs=1k count=1000 1000+0 records in 1000+0 records out $ losetup /dev/loop1 /mnt/point1/file.img $ mke2fs -c /dev/loop1 1000 mke2fs 1.35 (28-Feb-2004) max_blocks 1024000, rsv_groups = 125, rsv_gdb = 3 Filesystem label= ... $ mkdir /mnt/point2 $ mount -t ext2 /dev/loop1 /mnt/point2 $ ls /mnt/point2 lost+found $ ls /mnt/point1 file.img lost+found $
通过这个简单的演示很容易体会到 Linux 文件系统（和循环设备）是多么强大。可以按照相同的方法在文件上用循环设备创建加密的文件系统。可以在需要时使用循环设备临时挂装文件，这有助于保护数据。
文件系统体系结构
既然已经看到了文件系统的构造方法，现在就看看 Linux 文件系统层的体系结构。本文从两个角度考察 Linux 文件系统。首先采用高层体系结构的角度。然后进行深层次讨论，介绍实现文件系统层的主要结构。
高层体系结构
尽管大多数文件系统代码在内核中（后面讨论的用户空间文件系统除外），但是图 1 所示的体系结构显示了用户空间和内核中与文件系统相关的主要组件之间的关系。
图 1. Linux 文件系统组件的体系结构
用户空间包含一些应用程序（例如，文件系统的使用者）和 GNU C 库（glibc），它们为文件系统调用（打开、读取、写和关闭）提供用户接口。系统调用接口的作用就像是交换器，它将系统调用从用户空间发送到内核空间中的适当端点。
VFS 是底层文件系统的主要接口。这个组件导出一组接口，然后将它们抽象到各个文件系统，各个文件系统的行为可能差异很大。有两个针对文件系统对象的缓存（inode 和 dentry）。它们缓存最近使用过的文件系统对象。
每个文件系统实现（比如 ext2、JFS 等等）导出一组通用接口，供 VFS 使用。缓冲区缓存会缓存文件系统和相关块设备之间的请求。例如，对底层设备驱动程序的读写请求会通过缓冲区缓存来传递。这就允许在其中缓存请求，减少访问物理设备的次数，加快访问速度。以最近使用（LRU）列表的形式管理缓冲区缓存。注意，可以使用 sync 命令将缓冲区缓存中的请求发送到存储媒体（迫使所有未写的数据发送到设备驱动程序，进而发送到存储设备）。
这就是 VFS 和文件系统组件的高层情况。现在，讨论实现这个子系统的主要结构。
主要结构
Linux 以一组通用对象的角度看待所有文件系统。这些对象是超级块（superblock）、inode、dentry 和文件。超级块在每个文件系统的根上，超级块描述和维护文件系统的状态。文件系统中管理的每个对象（文件或目录）在 Linux 中表示为一个 inode。inode 包含管理文件系统中的对象所需的所有元数据（包括可以在对象上执行的操作）。另一组结构称为 dentry，它们用来实现名称和 inode 之间的映射，有一个目录缓存用来保存最近使用的 dentry。dentry 还维护目录和文件之间的关系，从而支持在文件系统中移动。最后，VFS 文件表示一个打开的文件（保存打开的文件的状态，比如写偏移量等等）。
虚拟文件系统层
VFS 作为文件系统接口的根层。VFS 记录当前支持的文件系统以及当前挂装的文件系统。
可以使用一组注册函数在 Linux 中动态地添加或删除文件系统。内核保存当前支持的文件系统的列表，可以通过 /proc 文件系统在用户空间中查看这个列表。这个虚拟文件还显示当前与这些文件系统相关联的设备。在 Linux 中添加新文件系统的方法是调用 register_filesystem。这个函数的参数定义一个文件系统结构（file_system_type）的引用，这个结构定义文件系统的名称、一组属性和两个超级块函数。也可以注销文件系统。
在注册新的文件系统时，会把这个文件系统和它的相关信息添加到 file_systems 列表中（见图 2 和 linux/include/linux/mount.h）。这个列表定义可以支持的文件系统。在命令行上输入 cat /proc/filesystems，就可以查看这个列表。
图 2. 向内核注册的文件系统
VFS 中维护的另一个结构是挂装的文件系统（见图 3）。这个结构提供当前挂装的文件系统（见 linux/include/linux/fs.h）。它链接下面讨论的超级块结构。
图 3. 挂装的文件系统列表
超级块
超级块结构表示一个文件系统。它包含管理文件系统所需的信息，包括文件系统名称（比如 ext2）、文件系统的大小和状态、块设备的引用和元数据信息（比如空闲列表等等）。超级块通常存储在存储媒体上，但是如果超级块不存在，也可以实时创建它。可以在 ./linux/include/linux/fs.h 中找到超级块结构（见图 4）。
图 4. 超级块结构和 inode 操作
超级块中的一个重要元素是超级块操作的定义。这个结构定义一组用来管理这个文件系统中的 inode 的函数。例如，可以用 alloc_inode 分配 inode，用 destroy_inode 删除 inode。可以用 read_inode 和 write_inode 读写 inode，用 sync_fs 执行文件系统同步。可以在 ./linux/include/linux/fs.h 中找到 super_operations 结构。每个文件系统提供自己的 inode 方法，这些方法实现操作并向 VFS 层提供通用的抽象。
inode 和 dentry
inode 表示文件系统中的一个对象，它具有惟一标识符。各个文件系统提供将文件名映射为惟一 inode 标识符和 inode 引用的方法。图 5 显示 inode 结构的一部分以及两个相关结构。请特别注意 inode_operations 和 file_operations。这些结构表示可以在这个 inode 上执行的操作。inode_operations 定义直接在 inode 上执行的操作，而 file_operations 定义与文件和目录相关的方法（标准系统调用）。
图 5. inode 结构和相关联的操作
inode 和目录缓存分别保存最近使用的 inode 和 dentry。注意，对于 inode 缓存中的每个 inode，在目录缓存中都有一个对应的 dentry。可以在 ./linux/include/linux/fs.h 中找到 inode 和 dentry 结构。
缓冲区缓存
除了各个文件系统实现（可以在 ./linux/fs 中找到）之外，文件系统层的底部是缓冲区缓存。这个组件跟踪来自文件系统实现和物理设备（通过设备驱动程序）的读写请求。为了提高效率，Linux 对请求进行缓存，避免将所有请求发送到物理设备。缓存中缓存最近使用的缓冲区（页面），这些缓冲区可以快速提供给各个文件系统。
有趣的文件系统
本文没有讨论 Linux 中可用的具体文件系统，但是值得在这里稍微提一下。Linux 支持许多种文件系统，包括 MINIX、MS-DOS 和 ext2 等老式文件系统。Linux 还支持 ext3、JFS 和 ReiserFS 等新的日志型文件系统。另外，Linux 支持加密文件系统（比如 CFS）和虚拟文件系统（比如 /proc）。
最后一种值得注意的文件系统是 Filesystem in Userspace（FUSE）。这种文件系统可以将文件系统请求通过 VFS 发送回用户空间。所以，如果您有兴趣创建自己的文件系统，那么通过使用 FUSE 进行开发是一种不错的方法。
结束语
尽管文件系统的实现并不复杂，但它是可伸缩和可扩展的体系结构的好例子。文件系统体系结构已经发展了许多年，并成功地支持了许多不同类型的文件系统和许多目标存储设备类型。由于使用了基于插件的体系结构和多层的函数间接性，Linux 文件系统在近期的发展很值得关注。
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Q:如何查看分区和目录及使用情况？
– fdisk查看硬盘分区表
– df：查看分区使用情况
– du: 查看文件占用空间情况
Q: 为什么要分区，如何分区？
– 可以把不同资料，分别放入不同分区中管理，降低风险。
– 大硬盘搜索范围大，效率低
– 磁盘配合只能对分区做设定
– /home /var /usr/local经常是单独分区，因为经常会操作，容易产生碎片
2.Mount挂载和NFS简介
挂载的概念 ：当要使用某个设备时，例如要读取硬盘中的一个格式化好的分区、光盘或软件等设备时，必须先把这些设备对应到某个目录上，而这个目录就称为“挂载点（mount point）”，这样才可以读取这些设备，而这些对应的动作就是“挂载”。 将物理分区细节屏蔽掉。用户只有统一的逻辑概念。所有的东西都是文件。Mount命令可以实现挂载：
mount [-fnrsvw] [-t vfstype] [-o options] device dir
Q：所有的磁盘分区都必须被挂载上才能使用，那么我们机器上的硬盘分区是如何被挂载的？
A：这主要是它利用了/etc/fstab文件。每次内核加载它知道从这里开始mount文件系统。每次系统启动会根据该文件定义自动挂载。若没有被自动挂载，分区将不能使用。 如下是我的/etc/fstab的定义，主要是根据装机的分区来的：
# <file system> <mount point> <type> <options> <dump> <pass>
proc /proc proc defaults 0 0
#/dev/sda1被自动挂载到 /
UUID=cb1934d0-4b72-4bbf-9fad-885d2a8eeeb1 / ext3 relatime,errors=remount-ro 0 1
# /dev/sda5 被自动挂载到分区/home
UUID=c40f813b-bb0e-463e-aa85-5092a17c9b94 /home ext3 relatime 0 2
#/dev/sda7 被自动挂载到/work
UUID=0f918e7e-721a-41c6-af82-f92352a568af /work ext3 relatime 0 2
#分区 /dev/sda6被自动挂载到swap
UUID=2f8bdd05-6f8e-4a6b-b166-12bb52591a1f none swap sw 0 0
Q：移动硬盘如何挂载？如何挂载一个新的分区？
移动硬盘有驱动模块会自动挂载，如果有个新硬盘，要先进行分区，并通过mount命令挂载到某个文件夹。如果要自动挂载则可以修改/etc/fstab文件.
NFS简介：NFS相信在很多地方都有广泛使用，是一个非常好的文件共享方式。我们公司所使用的上传服务就是把文件上传到某台网络服务器上，中间就是通过NFS实现。
使用NFS客户端可以透明的地访问服务器端的文件。NFS也是通过mount来实现，底层是通过NFS通信协议实现。基本原理：
图2：NFS基本原理
3.文件类型
Linux下面的文件类型主要有：
a) 普通文件：C语言元代码、SHELL脚本、二进制的可执行文件等。分为纯文本和二进制。
b) 目录文件：目录，存储文件的唯一地方。
c) 链接文件：指向同一个文件或目录的的文件。
d) 特殊文件：与系统外设相关的，通常在/dev下面。分为块设备和字符设备。
可以通过ls –l, file, stat几个命令来查看文件的类型等相关信息。
4.文件存储结构
Linux正统的文件系统(如ext2、ext3)一个文件由目录项、inode和数据块组成。
目录项:包括文件名和inode节点号。
Inode：又称文件索引节点，是文件基本信息的存放地和数据块指针存放地。
数据块：文件的具体内容存放地。
Linux正统的文件系统(如ext2、3等)将硬盘分区时会划分出目录块、inode Table区块和data block数据区域。一个文件由一个目录项、inode和数据区域块组成。Inode包含文件的属性(如读写属性、owner等，以及指向数据块的指针)，数据区域块则是文件内容。当查看某个文件时，会先从inode table中查出文件属性及数据存放点，再从数据块中读取数据。
站在2w英尺视图,文件存储结构大概如下：
图3：文件存储结构2w英尺视图
其中目录项的结构如下(每个文件的目录项存储在改文件所属目录的文件内容里)：
图4：目录项结构
其中文件的inode结构如下（inode里所包含的文件信息可以通过stat filename查看得到）：
图5：inode结构
以上只反映大体的结构，linux文件系统本身在不断发展。但是以上概念基本是不变的。且如ext2、ext3、ext4文件系统也存在很大差别，如果要了解可以查看专门的文件系统介绍。
5.软连接、硬链接
软链接和硬链接是我们常见的两种概念：
硬连接：是给文件一个副本，同时建立两者之间的连接关系。修改其中一个，与其连接的文件同时被修改。如果删除其中[color=red]任意一个[/color]其余的文件将不受影响。
软连接:也叫符号连接,他只是对源文件在新的位置建立一个“快捷（借用一下wondows常用词）”，所以，当源文件删除时，符号连接的文件将成为无源之水->仅仅剩下个文件名了，当然删除这个连接，也不会影响到源文件，但对连接文件的使用、引用都是直接调用源文件的。
具体关系可以看下图：
图5：软链接和硬链接
从图上可以看出硬链接和软链接的区别：
1：硬链接原文件和新文件的inode编号一致。而软链接不一样。
2：对原文件删除，会导致软链接不可用，而硬链接不受影响。
3：对原文件的修改，软、硬链接文件内容也一样的修改，因为都是指向同一个文件内容的。
6.文件目录管理命令
磁盘和文件空间
fdisk df du
文件目录与管理
cd pwd mkdir rmdir ls cp rm mv
查看文件内容
cat:
cat [file]
查看文件的内容。全程式concatenate的意思，将文件内容连续输出到屏幕上。第一行到最后一行显示。
tac:
tac [file]
和cat刚好相反 是从最后一行到第一行的方式查看。
cat有个比较不好的地方时当文件比较大时候没办法看清楚，这个时候可以用more或者Less命令。
more:
more [file]
如果使用grep或者find等命令时，可以配合使用more一页一页的查看。如果看到一半想退出，则敲入’q’即可退出。
less:
less [file]
less比more更有弹性，可以上下翻页。
如果只想读取文件的头几行或者文件的末尾几行，可以用head或tail.
head –n [file]：读取文件的前n行。
tail –n [file]：读取文件末尾n行。
以上命令都是用于查看字符文件，二进制文件出来的都是乱码，要看二进制文件的内容，可以用od命令,如查看一个MP3文件里面的内容:
od shijiemori.mp3
文件目录与权限
chmod chown chgrp umask
文件查找
which:
which [filename]
该命令用于查询通过PATH路径到该路径内查找可执行文件。
如：Which passwd:查找可执行文件passwd
whereis:
whereis [-bmsu] [keyword]
该命令用于把相关字的文件和目录都列出来。(Linux 会将文件都记录在一个文件数据库里面，该命令式从数据库去查询，所以速度比较快,Linux每天会更新该数据库)
locate:
locate [filename]
该命令用于把相关字的文件和目录都列出来。查找数据特别快，也是通过数据库方式来查询。但是数据库一周更新一次，所以可能有些存在数据查不到。可以去修改配置文件。
find:
find [path] [参数] [keyword]
该命令用于在指定路径下查找文件。不是通过数据来查询，所以速度会比较慢。
7.常见目录解释
Linux各种发行版的目录结构基本一致，各个目录简单介绍如下：
|
目录 |
描述 |
|
/ |
根目录 |
|
/bin |
做为基础系统所需要的最基础的命令就是放在这里。比如 ls、cp、mkdir等命令；功能和/usr/bin类似，这个目录中的文件都是可执行的，普通用户都可以使用的命令。 |
|
/boot |
Linux的内核及引导系统程序所需要的文件，比如 vmlinuz initrd.img 文件都位于这个目录中。在一般情况下，GRUB或LILO系统引导管理器也位于这个目录；启动装载文件存放位置，如kernels,initrd,grub。一般是一个独立的分区。 |
|
/dev |
一些必要的设备,声卡、磁盘等。还有如 /dev/null. /dev/console /dev/zero /dev/full 等。 |
|
/etc |
系统的配置文件存放地. 一些服务器的配置文件也在这里；比如用户帐号及密码配置文件； /etc/opt:/opt对应的配置文件 /etc/X11:Xwindows系统配置文件 /etc/xml:XML配置文件 …… |
|
/home |
用户工作目录，和个人配置文件，如个人环境变量等，所有的账号分配一个工作目录。一般是一个独立的分区。 |
|
/lib |
库文件存放地。bin和sbin需要的库文件。类似windows的DLL。 |
|
/media |
可拆卸的媒介挂载点，如CD-ROMs、移动硬盘、U盘，系统默认会挂载到这里来。 |
|
/mnt |
临时挂载文件系统。这个目录一般是用于存放挂载储存设备的挂载目录的，比如有cdrom 等目录。可以参看/etc/fstab的定义。 |
|
/opt |
可选的应用程序包。 |
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/proc |
操作系统运行时，进程（正在运行中的程序）信息及内核信息（比如cpu、硬盘分区、内存信息等）存放在这里。/proc目录伪装的文件系统proc的挂载目录，proc并不是真正的文件系统，它的定义可以参见 /etc/fstab 。 |
|
/root |
Root用户的工作目录 |
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/sbin |
和bin类似，是一些可执行文件，不过不是所有用户都需要的，一般是系统管理所需要使用得到的。 |
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/tmp |
系统的临时文件，一般系统重启不会被保存。 |
|
/usr |
包含了系统用户工具和程序。 /usr/bin：非必须的普通用户可执行命令 /usr/include：标准头文件 /usr/lib:/usr/bin/ 和 /usr/sbin/的库文件 /usr/sbin:非必须的可执行文件 /usr/src:内核源码 /usr/X11R6:X Window System, Version 11, Release 6. |
|
/srv |
该目录存放一些服务启动之后需要提取的数据 |
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1、机械磁盘随机读写时速度非常慢，操作系统是采用什么技巧来提高随机读写的性能的？
2、touch一个新的空文件占用磁盘空间吗？ 占用的话占用多少？
3、新建一个空目录占用磁盘空间吗？占用多少？和新建一个文件相比，哪个占用的更大？
4、你知道文件名是记录在磁盘的什么地方吗？
5、文件名最长多长？受什么制约？
6、文件名太长了会影响系统性能吗？为什么会产生影响？
7、一个目录下最多能建立多少个文件？
8、新建一个内容大小1k的文件，实际会占用多大的磁盘空间？
9、向操作系统发起读取文件2Byte的命令，操作系统实际会读取多少呢？
10、我们使用文件时要怎么样来能提高磁盘IO速度？
如果你能想也不用想的就回答上来百分八十的问题，那么请关掉本篇文章吧。如果不能，而且你也像作者一样对有窥探操作系统隐私的嗜好，那么就请随我一起来探索文件系统的这些有趣的地方，相信理解了这些之后对我们手中的工作会有很大的帮助。
一、磁盘构成及分区
1、磁盘物理结构
还是先从最基本的磁盘物理结构说起吧，注意本文只讨论机械磁盘，SSD不在本文讨论范围之内。我们人类管理任何事物总是习惯先划分出一定的结构，再此规则的基础上进行管理。军队分军、师、旅、团和营。公司分事业群、部门、中心和小组。，然后。对于管理磁盘，分磁盘面、磁头、磁道、柱面和扇区。
磁盘面：磁盘是由一叠磁盘面组成，见下左图。
磁头(Heads)：每个磁头对应一个磁盘面，负责该磁盘面上的数据的读写。
柱面(Cylinders)：所有盘片上的同一位置的磁道组成的立体叫做一个柱面。
扇区(Sector)：以磁道为单位管理磁盘仍然太大，所以计算机前辈们又把每个磁道划分出了多个扇区，见下右图
255盘面 * 3263柱面 * 63扇区 * 每个扇区512bytes = 26839088640byte。
结果是26.8G,和磁盘的总大小相符（至于fdisk给出的详细结果相差了约4M的大小，笔者也没有弄彻底明白，有兴趣的读者可以继续研究）。
另外查看了其它两台机器的磁盘情况，发现个有意思的事情。如下图，无论磁盘的容量大或者是小，其磁头数和每磁道扇区数都是不变的，只是磁道变多了而已。
思考：前面的磁盘的详细物理结构已经有了，如果让你把整块磁盘分成C、D等分区，你会怎么分呢？
方案一： 255个盘面，C盘是0-100盘面， D盘是101-200个盘面,……
方案二：3263个柱面，C盘0-1000个柱面，D盘1001-20001个柱面,……
对于以上的两个方案，你会选择哪一种呢？？先说下磁盘IO时的过程。第一步，首先是磁头径向移动来寻找数据所在的磁道。这部分时间叫寻道时间。第二步，找到目标磁道后通过盘面旋转，将目标扇区移动到磁头的正下方。第三步，向目标扇区读取或者写入数据。到此为止，一次磁盘IO完成，故：
单次磁盘IO时间 = 寻道时间 + 旋转延迟 + 存取时间。
对于旋转延时，现在主流服务器上经常使用的是1W转/分钟的磁盘，每旋转一周所需的时间为60*1000/10000=6ms，故其旋转延迟为（0-6ms）。对于存取时间，一般耗时较短，为零点几ms。对于寻道时间，现代磁盘大概在3-15ms，其中寻道时间大小主要受磁头当前所在位置和目标磁道所在位置相对距离的影响。
其实采用哪一种，最主要看的是那种方式性能更快。因为同一分区下的数据经常会一起读取，假如采用第一种，那么这样磁头就需要在3000多个track间不停地跳来跳去，这样磁盘的寻道时间就会翻倍，磁盘性能就会下降。而对于方案二，假如对于磁盘C，只需要在磁头在1-1000个磁道间移动就可以了，大大降低了寻道时间。（实际上分区并不是从0开始的，磁盘的第一个磁道对应的柱面会被用来安装引导加载程序以及磁盘分区表）。所以，方案二的分区方式可以降低磁盘IO时间中的寻道时间部分，所以所有的操作系统采用的都是方案二，没有用方案一的。
在Linux下使用过fdisk进行分区的话可以注意到以下信息。
回到开篇问题1，操作系统是采用什么技巧来降低随机读写的性能问题的呢？操作系统通过按磁道对应的柱面划分分区，来降低磁盘IO所花费的的寻道时间 ，进而提高磁盘的读写性能。
二、 目录与文件
1、引子
好了，磁盘基础都说完了，那我们正式进入主题，开始我们Linux文件系统相关的讨论吧。文件系统不就是目录和文件吗？这二位可是我们熟悉的不能再熟悉的家伙了。可你确认它不是你的那位熟悉的陌生人么？我先来来创建个空目录和空文件吧，查看结果如下图：
我们都知道第五列显示的是占用的空间大小，那么我来提个几个小小的问题吧。
（1）为什么目录占用的空间是4096？
（2）为什么空文件占用的空间却是0？
（3）如果空文件真占用0byte空间，那么该文件的文件名、创建者以及权限-rw-rw-r—等文件夹相关的信息都存到哪儿去了？
2、我就不信空文件不占用空间
为了解开这个谜底，需要借助df命令。输入df –i，
Linux结果中红框位置处显示的是inodes的相关信息，如果你对inode的概念不熟悉，你可以暂时把它当成一个操作系统秘密管理的一个家伙，会占用空间就行了。接下来我touch一个空的文件后再次df -i。
虽然前面操作系统告诉我们，一个新建的空文件占用的空间是0。但是这个实验却证明操作系统“欺骗”了我们，它消耗掉了一个inode。那么inode的节点大小是多少呢，使用dumpe2fs命令可以帮助我们查看到这个东东的实际大小。
在输出的结果中我们可以找到下面这行:
它告诉我们每个inode的大小是256Byte。当然这个大小每台机器都会不一样，它实际上是在系统格式化磁盘的时候决定的。
好了，开篇第二个问题也有答案了。原来新建一个空的文件是会占用磁盘空间的，实际占用的是256Byte。哦，不，准确的说法应该是一个inode size，具体的值是在格式化时决定的。
再说说新建空目录吧，前面说了新建空目录会占用4KB的磁盘空间。那么仅仅如此吗？ 我们同样在新建目录前后都使用df –i来监视系统inode的占用。
原来目录也是会占用一个inode节点的，第三个问题也有了答案了，新建一个空目录会占用磁盘空间4KB + inode size。 哦，这个在你的系统上也不一定是4K，它实际上一个block size。同样在dumpe2fs下可以看到。
只不过我的磁盘在格式化时采用的是4KB的大小，呵呵！
3、神秘的空目录的4KB
前面的谜团解开了，可以作为攻城狮的我对另外一个东西产生了好奇心。就是空目录占用的那4KB，这些空间是用来存什么的呢？好神秘呀。
cd到我们新建的目录下查看。
我们再新建两个空的文件，再查看下目录的空间占用情况。
貌似，没有什么新发现。因为空文件不占用block，所以这里显示的仍然是目录占用的block，和之前大小没有变化。那么我继续使用php脚本创建100个文件名长度为32Byte的空文件。
这时我们发现目录占用的磁盘空间变大了，成了3个Block了。哈哈，这就解答了我们开篇的第四个问题，文件名是存在目录占用的block中的。接下来我又还证明了每个目录block中能保存的文件名个数是和文件名的长度有关的（好像有点废话的意思，不过亲手证明自己的猜想还是有点小爽的）。我又另外新建了个空目录，创建了100个文件名长度为32*3个空文件，该临时目录占用的磁盘空间如下：
你可能会问我为什么文件名变成了3倍后，占用的block数目为什么没有变成3倍。其实Linux文件系统关于文件的结构体中除了文件名以外，还有其它的一些字段的，文件名变长3倍不会导致结构体变大3倍的，这点可以参考Linux系统内核相关书籍。
好了，到现在开篇问题6也有了答案了。文件名长了当然会对系统性能产生影响，因为这可能会导致更多的磁盘IO。很多程序员都喜欢将文件命名为有意义的长串，使人一看文件名就知道用途。当然我没说这样不好，但是如果你的文件数量相当大的时候，你就要考虑你的文件名是否导致你的目录block占用太多了。占用的空间倒是小事，磁盘很便宜，但是你得考虑下在目录下查找文件时操作系统的感受，操作系统可需要用你你提供的文件名进行字符串比较，而且运气不好的话需要将其名下所有block都搞一遍才行啊。（当然了，你的文件名长度不变态，而且数量没有达到十万数量级的话实际上这个开销也不会太大，但是这个开销你还是知道的为好）
至于开篇问题5，文件名最长多长。实际上Linux操作系统就是为了避免程序员不节制地使用长文件名，强加了个限制，不得超过255byte。
另外，大家有没有经验，在目录下文件很多的时候，我们使用ls命令时会很慢。现在大家知道原因了吧，这时实际上操作系统在读取当前目录的所有block，如果block比较多的话，可能得需要多次IO操作才能完成这个简单的ls命令。
我在自己的电脑某个目录下创建了一100W个空文件，ls命令1分钟还没出结果，被我ctrl+c掉了。在自己的项目中可不要这么干，虽然操作系统可以cache住你的目录数据，使你下次调用时会块很多，但我还是建议你单个目录下文件数目不要过万。否则你的程序在重启后首次运行时可能会出现性能不佳的情况。
好了，回到开篇问题7，你有答案了吗？一个目录下最多能建多少个文件，这个最多其实是受限于你目录所在分区的inode数量，你有100W个inode，你最多就可以新建100W个文件。但是，上面说了，单个目录下文件数量最好不要过万，否则会带来系统性能的问题。
4、文件的block
再做个关于文件的实验。我新建了个空目录，并在其下新建了个文件，里面只写了一个空格数据，保存后du命令显示如下：
这8K里有4K是目录的，也就可以算出操作系统为只包含一个空格的文件分配了4KB。其实文件的block比较简单的了，不像目录的block里会存很多文件系统的结构体，文件的block里只会保存文件的数据。上面这个实验表明，操作系统分配空间时是以block为最小单位。也就是说只要你的文件数据不为空，操作系统就至少会给你分配一个block来存储，直到你超过了4KB，操作系统再给你分配下一个block，就是这样。所以对于开篇问题8，新建一个内容大小为1k的文件，实际会占用1个block（一般为4k）和一个inode（一般为256byte）。
其实文件系统在向磁盘发起IO请求的时候，也是以block size为单位的。哪怕你只向操作系统发起读取文件的2Byte，但是操作系统会一次性给你读取4KB回来。因此磁盘IO真的是很慢，而且我们只要访问了这2Byte，确实很有可能接下来继续访问这2byte后面的内容，这也就是程序局部性原理，所以操作系统索性一次性就多读取些回来了。呵呵，这就是开篇问题9的答案。
这就像我们去逛超市，逛一次真的是很浪费时间，这可要比坑爹的磁盘IO也慢许多了。我们总不会逛了一圈超市就买了一个苹果就回来了吧，我们肯定会多买些东西为家里以后的需求准备着，反正买一堆东西比买一个苹果也没多花多少时间，何乐为不为呢，就是这个道理。
再说说开篇问题10，我们攻城狮怎么样设计你的文件能提高一些IO速度呢？那就是如果你知道你的要新建的文件大概会占用多大的空间的话，比如1M。那么你新建文件时就顺便和操作系统说一下，让它帮你将文件的size预留下来。这样实际上操作系统时会尽可能为你分配连续的block，这样你再读取这个文件时，磁头就省去很多寻道时间了，IO速度就显得快多了。
三、写在后面的话
前面我们说的都是基于我自己的文件系统，情形是一个block size是4KB，一个inode size是256byte，包括我虚拟机上的inode数量才只有140多万个。这些值实际上不是固定的，你完全可以在格式化你的硬盘的时候设置成其它的值。设置的原则就是看你的硬盘的容量，以及你的用途。
如果你的文件都是大于4KB，甚至是几M，几G的文件，那么建议你的block还是尽可能的大一点吧，这样inode里就能少记几个地址。
如果你的文件大部分都是1K以下的，那么确实使用4K的block会造成一点点浪费，如果你的老板对成本要求异常苛刻的话，你可以适当考虑把你的block设置得小一点。
另外，要关注你的文件系统的inode。操作系统在查看目录和文件占用的磁盘空间信息时把inode节点的占用给隐藏起来了，其用意在于为用户提供一个白盒的环境，把数据占用的空间交给我们来认知，而把inode信息隐藏起来为了降低我们理解操作系统的难度。而实际上，我们作为非普通用户的开发人员应该具备这个知情权。这个东东直接关系到你文件系统能创建文件数量。否则哪天等你发现线上机器磁盘还剩大把大把的空间，但就是inode使用光了，那时候就只有重新格式化或者迁移服务器了。这两个操作想想都觉得苦逼啊，还是能避免就尽量避免吧。
思考题：我们大家有个经验就是目录下小文件太多的情况下，往其它地方拷贝的话，速度会非常的慢，我们这时往往会把目录压缩一下再拷贝。现在你能说出这样做为什么会快吗？
