Linux文件系統(tǒng)

常見的硬盤如上圖所示，每個(gè)盤片分多個(gè)磁道，每個(gè)磁道分多個(gè)扇區(qū)，每個(gè)扇區(qū)512字節(jié)，是硬盤的最小存儲(chǔ)單元，但是在操作系統(tǒng)層面會(huì)將多個(gè)扇區(qū)組成塊（block），是操作系統(tǒng)存儲(chǔ)數(shù)據(jù)的最小單元，通常是8個(gè)扇區(qū)組成4K字節(jié)的塊。
對(duì)于Linux文件系統(tǒng)，需要考慮以下幾點(diǎn)：

• 文件系統(tǒng)需要有嚴(yán)格的組織形式，使文件能夠以塊為單位存儲(chǔ)

• 文件系統(tǒng)需要有索引區(qū)，方便查找一個(gè)文件分成的多個(gè)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(yīng)該用文件夾的形式組織起來(lái)方便管理和查詢

• Linux內(nèi)核要在自己的內(nèi)存里維護(hù)一套數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，保持哪些文件被哪些進(jìn)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(biāo)識(shí)位可以看出來(lái)）：

• - 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(chǔ)

下面就以EXT系列格式為例來(lái)看一下文件是如果存在硬盤上的。首先文件會(huì)被分成一個(gè)個(gè)的塊，分散得存在硬盤上，就需要一個(gè)索引結(jié)構(gòu)來(lái)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(chǔ)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(xiàng)存儲(chǔ)了直接到數(shù)據(jù)塊的引用，第13項(xiàng)存儲(chǔ)的是到間接塊的引用，在間接塊里存儲(chǔ)著數(shù)據(jù)塊的位置，以此類推，第14項(xiàng)里存儲(chǔ)著二次間接快的位置，第15項(xiàng)里存儲(chǔ)著三次間接塊的位置,如下圖所示：

不難看出，對(duì)于大文件，需要多次讀取硬盤才能找到相應(yīng)的塊，在ext4中就提出了Extents Tree來(lái)解決這一問(wèn)題，其核心思想就是把連續(xù)的塊用開始位置加塊的個(gè)數(shù)來(lái)表示，不再是一個(gè)一個(gè)去記錄每一個(gè)塊的位置，這樣就能節(jié)約存儲(chǔ)空間。首先，它將i_block中原來(lái)415=60字節(jié)的空間換成了一個(gè)extent header（ext4_extent_header）加4個(gè)extent entry（ext4_extent），因?yàn)閑xt4_extent_header和ext4_extent都是占用了12字節(jié)。ee_len中的第一個(gè)bit用來(lái)判斷是否初始化，所以它還能存儲(chǔ)最大32K個(gè)數(shù)，所以一個(gè)extent entry里最大可以存32K4K=128M的數(shù)據(jù)，如果一個(gè)文件大于4128M=512M或者這個(gè)文件被分散到多于4個(gè)不連續(xù)的塊中存儲(chǔ)，我們就需要擴(kuò)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(gè)塊，有4K字節(jié)，除去header占用的12字節(jié)，還能存340個(gè)ext4_extent，最大可以存340128M=42.5G的數(shù)據(jù)�？梢钥闯鲞@種索引結(jié)構(gòu)在文件用連續(xù)的塊存儲(chǔ)時(shí)非常高效。

struct ext4_extent_header {
 __le16 eh_magic; /* ext4 extents標(biāo)識(shí)：0xF30A */
 __le16 eh_entries; /* 當(dāng)前層級(jí)中有效節(jié)點(diǎn)的數(shù)目 */
 __le16 eh_max; /* 當(dāng)前層級(jí)中最大節(jié)點(diǎn)的數(shù)目 */
 __le16 eh_depth; /* 當(dāng)前層級(jí)在樹中的深度，0為葉子節(jié)點(diǎn)，即數(shù)據(jù)節(jié)點(diǎn)，>0代表索引節(jié)點(diǎn) */
 __le32 eh_generation; 
}
struct ext4_extent {
 __le32 ee_block; /* extent的起始block邏輯序號(hào) */
 __le16 ee_len; /* extent包含的block個(gè)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(diǎn)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(hào) */
 __le32 ei_leaf_lo; /* 存放下一級(jí)extents的block的物理地址的低32位 */ 
 __le16 ei_leaf_hi; /* 存放下一級(jí)extents的block的物理地址的高16位 */
 __u16 ei_unused;

};//索引節(jié)點(diǎn)中的extent_body格式

舉一個(gè)/var/log/messages文件的例子如下圖所示：

inode位圖和塊位圖

硬盤上會(huì)有專門存放塊數(shù)據(jù)的區(qū)域也會(huì)有存放inode的區(qū)域，但是當(dāng)我們要新建一個(gè)文件時(shí)，就需要知道哪個(gè)inode區(qū)域和哪個(gè)塊是空的，這就需要分別用一個(gè)塊來(lái)存儲(chǔ)inode位圖和一個(gè)塊來(lái)存儲(chǔ)塊位圖，每一個(gè)bit為1表示占用，為0表示未占用。但是一個(gè)塊最多有4K*8=32K個(gè)位，也就最多能表示32K個(gè)塊的狀態(tài)，所以需要讓這些塊組成一個(gè)塊組，來(lái)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(gè)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(shí)是指向另外一個(gè)文件，所以可以跨文件系統(tǒng)且當(dāng)原文件被刪除后仍存在。