Linux_16_文件系统

  • 文件系统
    • 磁盘基础
      • Master Boot Record
      • GUID partition table
    • 文件系统特性
      • FAT文件系统
      • 索引式文件系统
        • Block group
        • Directoy tree
        • Journaling filesystem
      • XFS
        • 三个区域
      • VFS
    • 文件系统操作
      • 基础命令
      • 链接

文件系统

Filesystem（文件系统）：可被挂载的数据，与partition（硬盘分区）不同

文件系统 说明
ext Linux扩展文件系统
ext2 Linux扩展文件系统的升级版
ext3 第3代扩展文件系统，支持日志功能
ext4 第4代扩展文件系统，支持高级日志功能
hpfs OS/2高性能文件系统
jfs IBM日志文件系统
iso9660 ISO 9660文件系统（CD-ROM）
minix MINIX文件系统
msdos 微软的FAT16
ncp Netware文件系统
nfs 网络文件系统
ntfs Microsoft NT文件系统
proc 访问系统信息
ReiserFS 高级Linux1文件系统
smb Samba SMB文件系统
ufs Unix文件系统
umsdos BSD文件系统
vfat Windows95文件系统（FAT 32）
XFS 高性能64位日志文件系统

磁盘基础

扇区（Sector）：磁盘最小的物理存储单位，每个扇区的容量为512字节

1）其中第一个扇区最重要，存储主引导记录和分区表

//第一个扇区：446字节的主引导记录、64字节的分区表和2字节的结束符

如：第一个扇区的组成图

//所以磁盘仅能有四个主分区，各个主分区相互独立，且每个分区记录了该区段的启始与结束标记

硬件设备 命名规则
SCSI/SATA/U盘 /dev/sd[a-p]
IDE设备 /dev/hd[a-d]
软驱 /dev/fd[0-1]
光驱 /dev/cdrom
鼠标 /dev/mouse
打印机 /dev/lp[0-15]
磁带机 /dev/st0或/dev/ht0

//字母顺序a~p代表系统内核识别该设备/磁盘的顺序由系统识别顺序决定（并不是由主板插槽所决定的）

物理磁盘命名顺序：/dev/sd[a-p][1-128]

虚拟磁盘命名顺序：/dev/vd[a-p][1-128]

1）磁盘分区后必须进行格式化（format）才能使用

2）一个可被挂载的数据为一个文件系统（而不是一个分区）

Master Boot Record

MBR（主引导记录）：存储主引导记录和分区表（最大支持2TB的硬盘）

1）主引导记录：可安装和使用启动引导程序，446字节

2）分区表：记录整块硬盘分区状态，64字节

如：划分4个主分区后的硬盘

//一般4个分区不能满足实际需求，就需通过扩展分区和逻辑分区增加分区

扩展分区：利用一个主分区记录更多的分区信息以增加分区

1）扩展分区和主分区是一样的，仅功能不同（仅把主分区重命名）

2）本质上就是占用16字节分区表空间指向下一个分区的指针（形成单向链表）

3）主分区和扩展分区只能有4个（硬盘限制）

4）扩展分区只能有一个（系统限制），逻辑分区可有无限个

逻辑分区：由扩展分区继续划分出来的分区

1）从扩展分区划分出的逻辑分区（通过链表进行链接）；

2）逻辑分区的设备名称默认从5开始；

3）能被格式化使用的是：主要分区和逻辑分区（扩展分区不能被格式化）

//因为3和4为主分区保留，不能使用

如：1个主分区和通过扩展分区增加的5个逻辑分区

GUID partition table

GPT（全局唯一标识磁盘分区表）：将磁盘所有区块以LAB划分

1）默认为512字节（不具有分区概念）；

2）最大支持18EB的硬盘（该限制可忽视，可认为是无限制的）

LAB0（MBR兼容模块）：存储主引导记录

LAB1（GPT表头记录）：记录分区表相关信息（位置和大小）和GPT备份分区

//同时也存储了分区表的校验码（CRC32）

LAB2～33（实际信息存储）：每个LBA可记录4组分区记录

文件系统特性

文件系统通常会将文件实际内容和文件属性分别存放在不同的区块，同时还会有一个超级区块（superblock）记录整个文件系统的整体信息

超级区块：记录该文件系统的整体信息，包括inode、数据区块的总量、使用量、剩余量和文件系统的格式以及其他相关信息

inode：记录文件的属性，同时记录此文件的数据所在的区块号码，且一个文件仅能占用一个inode

数据区块：实际记录文件的内容（若文件太大时，会占用多个区块）

1）ext文件系统创建之后就将inode和数据区块规划好了，除非重新格式化或利用resize2fs等命令修改其大小，否则inode与数据区块固定后就不再变化

文件系统 说明
Ext3 日志文件系统 能够在系统宕机时避免文件系统资料丢失， 且能自动修复数据的不一致和错误
Ext4 Ext3的升级版（日志文件系统） Centos6系统默认的文件系统 支持的存储容量为1EB，可批量分配Block块
XFS 高性能的日志文件系统 Centos7系统默认的文件系统 快速修复文件、占用资源少和支持存储容量为18EB

//日志文件系统修复本质：预先记录磁盘的每项操作

FAT文件系统

通过读取完一个数据区块后得知下一个数据区块号，再读取下一个数据区块

1）不存在inode；

如：一个文件依序写入是1->7->4->15，则读出时

//会存在区块太过离散，导致读取性能变差

索引式文件系统

inode（indexed
allocation）：通过inode记录该文件的所有数据区块号，再根据磁盘的读取顺序，一次性将文件读取出

如：索引式文件系统一次性读出文件

Block group

Ext4文件系统格式化时会将区分为多个区块群组（Block group）

1）每个区块群组都有独立的inode、数据区块和超级区块系统

启动扇区：安装启动引导程序的扇区

超级区块（Superblock）：记录整个文件系统相关信息

相关信息
数据区块与inode总量
未使用与已使用的inode和数据块数量
数据区块和inode大小
文件系统的挂载时间
最后一次写入数据的时间
最近依次检验磁盘（fsck）的时间
有效位数值（0为挂载，1为未挂载）

1）没有超级区块，就没有该文件系统

2）每个Block group都可能含有超级区块，但一个文件系统只能有一个超级区块

//除了第一个Block group含有超级区块，其他的Block group可能都不含有；若含有，也是第一个Block group的超级区块的备份

Filesystem Description（文件系统描述）：描述每个区块群组的开始与结束

1）并说明每个区段分别属于的区块

区块对应表（Block bitmap）：记录使用和未使用的区块

inode对应表（inode bitmap）：记录使用和未使用的inode

inode表（Inode Table）：记录文件基础权限、文件的属主和属组、文件的大小、文件的ctime、atmie和mtime、文件的标识符、文件的数据区块号

1）每个inode大小固定为128字节，且每个文件都会占用一个inode

2）文件系统能够建立的文件数量与inode的数量有关

3）用户操作文件时，系统会需先找到文件的inode，并分析inode所记录的权限与用户是否符合，若符合才能对数据区块的内容进行操作

inode记录区块号码的区域为：12个直接、1个间接、1个双间接、1个三间接

1）间接就是再利用一个区块当作记录区块号码的记录区

2）当一个文件的inode被写满后，系统就分配给该文件一个新的Block块，该Block块就会像inode一样记录相关信息

//磁盘的整体数据是在超级区块中，每个文件的容量则在inode中

数据区块（Data Block）：用来放置文件数据的地方，在ext2文件系统中支持的区块大小有1K、2K和4K三种（格式化时就确定其区块的大小），且每个区块都有编号（方便inode记录）。

1）每个区块内最多只能存储一个文件的数据

//若文件大于区块的大小，则一个文件会占用多个区块
//若文件小于区块的大小，则占用的区块剩余容器也不能再被使用了

Directoy tree

目录树结构：以根为主，向下呈现为分枝状的目录结构的文件架构

1）Linux所有文件都是由根目录衍生出来的

当建立一个文件时：

1）ext2会分配一个inode和与该文件大小相匹配的区块数量

当建立一个目录时：

1）ext2会分配一个inode和至少一块大小相匹配的区块

2）inode记录该目录的相关权限、属性和分配到的区块号码

3）区块记录该目录下的文件名与该文件名占用的inode号码数据

目录树：由于目录树是由根目录开始读起，因此系统通过挂载的信息可以找到挂载点的inode号码，此时就能够得到根目录的inode内容，并依据该inode读取根目录的区块内的文件名数据，再一层一层的往下读到正确的文件名。

Journaling filesystem

元数据（中继数据）：描述数据的数据

1）区块对照表、inode对照表和超级区块均为元数据（metadata）

2）数据不一致（Inconsistent）状态：元数据的内容与实际数据存放区不一致

如：当文件系统新增一个文件时，会进行以下操作：

1）先确定用户对与新增文件的目录是否具有w和x权限

2）根据inode对照表找到没有使用的inode号码，并将新文件的权限/属性写入

3）根据区块对照表找到没有使用的区块号码，并将实际的数据写入区块中

且更新inode的区块指向数据

4）用写入的inode和区块数据同步更新inode对照表和区块对照表，并更新超级区块的内容

日志式文件系统（Journaling filesystem）：记录写入/修改文件时的操作

1）若文件出现数据不一致状态，就可通过日志排除

如：将数据写入日至式文件系统的文件时，系统会进行以下操作：

1）预备：系统写入文件时，先在日志记录区块中记录该文件准备要写入的信息

2）实际写入：开始写入文件的权限和数据；开始更新metadata的数据

3）结束：完成数据和metadata的更新，并在日志记录区块中记录该文件操作

异步处理（asynchronously）：当系统加载一个文件到内存后，若该文件没有被修改过，则在内存区段的文件数据会被设置为“clean”；若内存中的文件数据已被更改了，则在内存区段的文件数据会被设置为“dirty”，此时所有的操作都还在内存中执行，并没有写入到磁盘中，但系统会不定时的将内存中设置为“dirty”的数据写入到磁盘。

dumpe2fs命令：查询ext文件系统系列超级区块和普通块的信息

指令格式：dumpe2fs 选项 设备文件名

选项 含义
-b 列出文件系统中预留的块信息
-h 仅列出superblock的数据

XFS

XFS属于日志式文件系统，具有几乎所有ext文件系统系列具有的功能

1）由数据区、文件系统活动登录区和实时运行区三个区域构成

EXT XFS
inode节点 固定分配 动态分配
适用 小容量磁盘和普通文件 高容量磁盘和巨型文件
默认使用 Centos6.x Centos7.x

//由于ext文件系统系列在格式化时，使用静态配置直接规划处所有的inode、区块和元数据等数据；只能适用于小磁盘量，且格式化慢

三个区域

数据区（data section）：分为多个存储群组存放实际数据

//也记录inode、数据区块和超级区块等数据

存储群组（allocation group）类似ext的区块群组（block group），配置：

1）整个文件系统的超级区块

2）剩余空间的管理机制

3）inode的分配与追踪

文件系统活动登录区（log section）：记录文件系统的变化

1）因为所有操作都记录在该区块，所以该区块的磁盘活动比较频繁

//也可指定外部磁盘作为xfs文件系统的活动登录区

实时运行区（realtime section）：当文件被建立时，xfs会在该区找到一个或多个extent区块（连续区块），将文件放置在这个区块内，等到分配完毕后，再写入到data section的inode区块中
//extent区块的大小在格式化时就设置大小

xfs_info命令：查询xfs文件系统系列超级区块和普通块的信息

指令格式：xfs_info 挂载点

如：查看当前主机的挂载设备的xfs文件系统

名称 含义
iseze inode的容量
agcount 存储群组的个数
agsize 每个存储群组具有的区块
sectsz 逻辑扇区的容量
bsize 区块的容量
sunit和swidth 与磁盘阵列的stripe有关
internal 登录区的位置在文件系统内
realtime 实时运行区域
extent extent容量

//整个文件系统的容量：agcount*agsize*bsize

VFS

VFS（Virtual Filesystem Switch）虚拟文件系统：集合各种文件系统

1）Linux系统通过VFS的内核功能去识别和调用各类文件系统，并提供统一的接口给用户/应用程序使用；

如：VFS提供给用户的接口

//实际的文件系统在VFS下隐藏了其特性和细节

文件系统操作

基础命令

df命令：列出各个挂载磁盘分区基本信息

指令格式1：df 选项

选项 含义
-a 列出所有的文件系统
-h 以易于阅读的方式显示
-i 不列出磁盘容量，而以inode数量显示
-T 显示磁盘分区的文件系统

//系统中存在很多特殊的文件系统，而这些特殊的文件系统几乎都是在内存中

如：以高可读性列出主机的磁盘分区

//查看多为第一项（系统真实使用的），后面两项为系统预分配使用的

指令格式2：df 选项 文档路径

1）列出该文档所属的文件磁盘分区的信息

如：查看/boot文件和/etc文件所属磁盘分区的信息

du命令：查看指定文档下的占用磁盘空间真实大小

指令格式：du 选项 目录路径

1）无选项和目录路径，则默认显示当前目录下所有文档各占用的磁盘空间

2）若文档为文件夹，则列出该文档下各个文档所占用的空间；

3）若列出目录的真实占用，应加上“-S”选项

选项 含义
-a 列出所有文档（包括子目录下的文件）的占用 默认仅列出目录（包括隐藏）的占用
-h 以高可读性列出
-s 仅列出所有文档的总占用
-S 列出各个目录所占用，并以总数显示文件占用

如：查看当前test2目录下占用的磁盘空间

df命令 du命令
从超级区块内读取信息 可读取到已经删除的文档 反应速度非常快 到文件系统内读取信息 仅能计算当前存在的文档 利用的是文档累加和

//文件被删除不是立刻就在系统中消失

链接

硬链接（Hard Link）：新增一个附加文件，和源文件名使用同一个inode号码

1）硬链接的本质就是使多个文件名对应同一个inode号码；

2）硬链接不能跨文件系统，且不能链接目录；

3）每多一个文件名链接到inode号码，“ls -l”显示的第三栏链接数就增加1；

//当新建目录时：新目录的链接数为“2”，而上层目录的链接数会自动加“1”

软链接（Symbolic Link）：新增一个独立文件，拥有独立的inode号码

1）该文档的数据读取指定链接的源文档；

2）创建软链接时，若源文件不和目标文件在同一目录时，应使用绝对路径；

//否则软链接将找不到源文件

3）软链接可跨文件系统，也可链接目录；

区别 软链接 硬链接
在指定的位置上生成一个 镜像 复制一个副本
源文件被删除时 不能使用 正常使用
增加inode和消耗区块 不会 会
相同点 两种链接都保持了文件的同步性（同步变化）

ln命令：给文件建立同步链接

指令格式：ln 选项 源文档 目标文档

1）无选项，则默认建立硬链接

选项 含义
-s 源文档与目标文档建立软链接
-f 若目标路径下已有同名文档，则删除后再建立（无提示）
-b 若目标路径下已有同名文档，在删除前先备份
-n 把已创建的软连接文档视为普通文档

如：使用和不适用-n选项的结果

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