Linux文件系統(tǒng)
常見的硬盤如上圖所示，每個盤片分多個磁道，每個磁道分多個扇區(qū)，每個扇區(qū)512字節(jié)，是硬盤的最小存儲單元，但是在操作系統(tǒng)層面會將多個扇區(qū)組成塊（block），是操作系統(tǒng)存儲數(shù)據(jù)的最小單元，通常是8個扇區(qū)組成4K字節(jié)的塊。
對于Linux文件系統(tǒng)，需要考慮以下幾點：
- 文件系統(tǒng)需要有嚴格的組織形式，使文件能夠以塊為單位存儲
- 文件系統(tǒng)需要有索引區(qū)，方便查找一個文件分成的多個塊存在了什么位置
- 如果有文件近期經(jīng)常被讀寫，需要有緩存層
- 文件應該用文件夾的形式組織起來方便管理和查詢
- Linux內(nèi)核要在自己的內(nèi)存里維護一套數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，保持哪些文件被哪些進程打開和使用
Linux里面一切皆文件，都有以下幾種文件（從ls -l結(jié)果的第一位標識位可以看出來）：
- - 表示普通文件
- d 表示文件夾
- c 表示字符設(shè)備文件
- b 表示塊設(shè)備文件
- s 表示套接字socket文件
- l 表示軟鏈接
Inode和塊存儲
下面就以EXT系列格式為例來看一下文件是如果存在硬盤上的。首先文件會被分成一個個的塊，分散得存在硬盤上，就需要一個索引結(jié)構(gòu)來幫助我們找到這些塊以及記錄文件的一些元信息，這就是inode，其中i代表index。inode數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)如下：
struct ext4_inode {
__le16 i_mode; /* File mode */
__le16 i_uid; /* Low 16 bits of Owner Uid */
__le32 i_size_lo; /* Size in bytes */
__le32 i_atime; /* Access time */
__le32 i_ctime; /* Inode Change time */
__le32 i_mtime; /* Modification time */
__le32 i_dtime; /* Deletion Time */
__le16 i_gid; /* Low 16 bits of Group Id */
__le16 i_links_count; /* Links count */
__le32 i_blocks_lo; /* Blocks count */
__le32 i_flags; /* File flags */
union {
struct {
__le32 l_i_version;
} linux1;
struct {
__u32 h_i_translator;
} hurd1;
struct {
__u32 m_i_reserved1;
} masix1;
} osd1; /* OS dependent 1 */
__le32 i_block[EXT4_N_BLOCKS];/* Pointers to blocks */
__le32 i_generation; /* File version (for NFS) */
__le32 i_file_acl_lo; /* File ACL */
__le32 i_size_high;
__le32 i_obso_faddr; /* Obsoleted fragment address */
union {
struct {
__le16 l_i_blocks_high; /* were l_i_reserved1 */
__le16 l_i_file_acl_high;
__le16 l_i_uid_high; /* these 2 fields */
__le16 l_i_gid_high; /* were reserved2[0] */
__le16 l_i_checksum_lo;/* crc32c(uuid+inum+inode) LE */
__le16 l_i_reserved;
} linux2;
struct {
__le16 h_i_reserved1; /* Obsoleted fragment number/size which are removed in ext4 */
__u16 h_i_mode_high;
__u16 h_i_uid_high;
__u16 h_i_gid_high;
__u32 h_i_author;
} hurd2;
struct {
__le16 h_i_reserved1; /* Obsoleted fragment number/size which are removed in ext4 */
__le16 m_i_file_acl_high;
__u32 m_i_reserved2[2];
} masix2;
} osd2; /* OS dependent 2 */
__le16 i_extra_isize;
__le16 i_checksum_hi; /* crc32c(uuid+inum+inode) BE */
__le32 i_ctime_extra; /* extra Change time (nsec << 2 | epoch) */
__le32 i_mtime_extra; /* extra Modification time(nsec << 2 | epoch) */
__le32 i_atime_extra; /* extra Access time (nsec << 2 | epoch) */
__le32 i_crtime; /* File Creation time */
__le32 i_crtime_extra; /* extra FileCreationtime (nsec << 2 | epoch) */
__le32 i_version_hi; /* high 32 bits for 64-bit version */
__le32 i_projid; /* Project ID */
};
其中__le32 i_block[EXT4_N_BLOCKS]存儲了到數(shù)據(jù)塊的引用，EXT4_N_BLOCKS定義如下：
#define EXT4_NDIR_BLOCKS 12
#define EXT4_IND_BLOCK EXT4_NDIR_BLOCKS
#define EXT4_DIND_BLOCK (EXT4_IND_BLOCK + 1)
#define EXT4_TIND_BLOCK (EXT4_DIND_BLOCK + 1)
#define EXT4_N_BLOCKS (EXT4_TIND_BLOCK + 1)
在ext2和ext3中i_block前12項存儲了直接到數(shù)據(jù)塊的引用，第13項存儲的是到間接塊的引用，在間接塊里存儲著數(shù)據(jù)塊的位置，以此類推，第14項里存儲著二次間接快的位置，第15項里存儲著三次間接塊的位置,如下圖所示：
不難看出，對于大文件，需要多次讀取硬盤才能找到相應的塊，在ext4中就提出了Extents Tree來解決這一問題，其核心思想就是把連續(xù)的塊用開始位置加塊的個數(shù)來表示，不再是一個一個去記錄每一個塊的位置，這樣就能節(jié)約存儲空間。首先，它將i_block中原來415=60字節(jié)的空間換成了一個extent header（ext4_extent_header）加4個extent entry（ext4_extent），因為ext4_extent_header和ext4_extent都是占用了12字節(jié)。ee_len中的第一個bit用來判斷是否初始化，所以它還能存儲最大32K個數(shù)，所以一個extent entry里最大可以存32K4K=128M的數(shù)據(jù)，如果一個文件大于4128M=512M或者這個文件被分散到多于4個不連續(xù)的塊中存儲，我們就需要擴展inode中的i_block結(jié)構(gòu)。它的extent entry就要從ext4_extent被換成ext4_extent_idx結(jié)構(gòu)體，它所指向的是一個塊，有4K字節(jié)，除去header占用的12字節(jié)，還能存340個ext4_extent，最大可以存340128M=42.5G的數(shù)據(jù)。可以看出這種索引結(jié)構(gòu)在文件用連續(xù)的塊存儲時非常高效。
struct ext4_extent_header {
__le16 eh_magic; /* ext4 extents標識：0xF30A */
__le16 eh_entries; /* 當前層級中有效節(jié)點的數(shù)目 */
__le16 eh_max; /* 當前層級中最大節(jié)點的數(shù)目 */
__le16 eh_depth; /* 當前層級在樹中的深度，0為葉子節(jié)點，即數(shù)據(jù)節(jié)點，>0代表索引節(jié)點 */
__le32 eh_generation;
}
struct ext4_extent {
__le32 ee_block; /* extent的起始block邏輯序號 */
__le16 ee_len; /* extent包含的block個數(shù) */
__le16 ee_start_hi; /*extent起始block的物理地址的高16位 */
__le32 ee_start_lo; /*extent起始block的物理地址的低32位 */
};//數(shù)據(jù)節(jié)點中的extent_body格式
struct ext4_extent_idx {
__le32 ei_block; /* 索引所覆蓋的文件范圍的起始block的邏輯序號 */
__le32 ei_leaf_lo; /* 存放下一級extents的block的物理地址的低32位 */
__le16 ei_leaf_hi; /* 存放下一級extents的block的物理地址的高16位 */
__u16 ei_unused;
};//索引節(jié)點中的extent_body格式
舉一個/var/log/messages文件的例子如下圖所示：
inode位圖和塊位圖
硬盤上會有專門存放塊數(shù)據(jù)的區(qū)域也會有存放inode的區(qū)域，但是當我們要新建一個文件時，就需要知道哪個inode區(qū)域和哪個塊是空的，這就需要分別用一個塊來存儲inode位圖和一個塊來存儲塊位圖，每一個bit為1表示占用，為0表示未占用。但是一個塊最多有4K*8=32K個位，也就最多能表示32K個塊的狀態(tài)，所以需要讓這些塊組成一個塊組，來搭出更大的系統(tǒng)。
硬鏈接和軟鏈接
硬鏈接與原文件共用一個inode，且inode不能跨文件系統(tǒng)，所以硬鏈接也不能跨文件系統(tǒng)。
軟鏈接有自己inode，只是打開文件時是指向另外一個文件，所以可以跨文件系統(tǒng)且當原文件被刪除后仍存在。
總結(jié)
以上就是這篇文章的全部內(nèi)容了，希望本文的內(nèi)容對大家的學習或者工作具有一定的參考學習價值，謝謝大家對腳本之家的支持。
