Linux文件系统基础知识补充
linux文件管理简介
一个文件系统的功能是什么？
1、 创建、删除、打开、读取、写入等文件操作
2、 文件要以一定的方式进行组织管理，比如目录结构等形式
文件系统的底层依托 是 可以存储东西的存储器，比如内存、硬盘等存储器。
常见的文件系统
- 1、ext3 硬盘文件系统
- 2、ext4 硬盘文件系统
- 3、tmpfs 内存文件系统
ext3和ext4
block
硬盘被分为若干个block，一个block的大小为 4KB。
通过block位图来标记一个block是否空闲，也就是一个block ，4K， 有4 * 1024 * 8 个bit ，可以表示 128M 的空间。
每次分配的时候，从位图中找到一个 位图中为0的对应的block，并将其位图中的bit置为1
每次回收的时候，将位图中对应的bit置为0，
inode
一个文件和文件夹都是对应着一个inode。
每个Inode都有一个唯一的ID。
inode中记录了文件对应的详细信息，比如id，更改时间、所属用户、所属组等信息，以及对应的存储的block信息。
文件的具体内容和属性是分开存放的，属性存放在inode中，具体的内容可以通过inode中的指针进行读取。
inode中通过inode位图来标识一个inode是否空闲。
位图存在一个block中，也就是说一个block可以记录410248个inode的状态
块组
block位图 + inode位图 + 对应的inode列表 + 对应的block 称为 一个 块组
块组描述符表
一个硬盘可以分为 多个 块组，通过块组描述符表来记录对应的块组信息。
读取 一个块组描述符 可以快速得出对应的块组的inode和block的信息，比如空闲block的个数、空闲inode的个数。block位图的地址范围、inode位图地址的范围等信息。
超级块
超级块中记录了整个文件系统中的信息，比如block的大小，inode的大小，文件系统中可用的inode个数、文件系统中可用的block的个数。块组描述符列表的地址范围。
文件系统结构图
ext3和ext4中文件具体信息存放的方式不一样。
ext3架构图
ext3中，每个innode对应着block数组，前12个为直接映射，后3个为间接映射。
ext4的架构图
ext3有一个缺点：当组织大文件的时候，每个block都用一个记录项来记录，会导致索引项增多，索引项会额外浪费空间，而且会降低大文件的读取效率。
ext4通过一个多叉树来组织大文件，分为叶子节点和非叶子节点，非叶子节点用来记录索引信息，而叶子节点用来记录实际的block信息，不会挨个记录，而是通过start 和 end 开始和结束地址来记录若干个block，提高大文件的读取效率。
目录
一个操作系统中存在很多个文件，怎么有效的管理文件呢？
Linux采用的树状结构，也就是目录结构，通过目录来管理文件
这里面有一个非常关键的问题，目录怎么存储。
在Linux中，目录也被当作一个文件，也有对应的inode，只不过目录文件中存储的是目录下的文件和目录信息。
为了快速的在目录文件中检索对应的文件或者目录，引入了 哈希索引，通过对文件或者目录名字来进行哈希，每个哈希值对应的有一个块号，对应的块中存储的有对应的文件信息和目录信息。
通过对文件名字进行哈希值可以快速找到对应的块号。
硬链接和软链接
-
硬链接：新建文件和原始文件共用一个Inode节点，当所有文件都删除的时候，才会彻底删除对应的文件。不可以跨文件系统建立链接。
-
软链接：文件新建一个Inode节点，文件中存储的是对应的链接，指向原始文件。可以跨文件系统建立链接。
虚拟文件系统 VFS
Linux中一切皆文件，无论是块设备、共享内存、socket、字符设备、进程信息都可以通过操作文件的的统一接口来访问对应的资源，比如open()、read()、write()。这就依靠于Linux的虚拟文件系统 VFS
挂载 mount
块设备、内存、字符设备等要想被使用，都要有一定的文件系统，然后将其挂载到Linux中的目录中。
这个目录可以是根目录，也可以是其他文件系统下的目录。
这些挂载信息被保存在根分区中，在Linux初始化的时候被取出，加载到内存中。
根分区是用来引导Linux加载的，是必须的，根分区会挂载到根目录 /。
挂载信息中记录了对应的文件系统的超级块信息、以及对应的挂载目录信息。
内存中会维护一个目录树，最一开始之后只有根目录，通过挂载信息中的文件系统超级块信息和挂载目录信息，就可以逐渐的扩展目录树。
访问文件
Linux需要通过 一个文件路径 来 访问对应的文件。
- 1、首先要open()，也就是打开文件。
首先获取根目录对应的inode，然后通过根目录的inode获取对应的目录信息和文件信息， 通过遍历根目录中的目录来找到二级目录对应的inode，就这样不断的向下寻找就可以找到对应的文件的inode了。
-
2、内核会维护一个file struct列表，file中会加入文件对应的inode节点，并且为inode加入对应的块设备编号和驱动程序。
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3、内核会返回一个fd给用户进程，fd就是文件描述符。用户进程会维护一个文件描述符表，fd会对应一个指向内核中file的指针，在之后的访问文件就可以直接通过fd来找到对应的file了。
FD就是进程的文件描述符表的对应的文件记录的索引下标，是一个非负的整数
通过inode中的设备编号和对应的驱动程序，就可以通过驱动程序+inode的文件信息，就可以对文件进行操作了。
这样就实现了VFS的功能了，虚拟文件管理。进程只需要通过open()、read()和fd就可以操作对应的文件了。
值得注意的是，当读取文件的时候，有以下两个步骤：
- 1、将数据从 磁盘 拷贝到 内核空间中
- 2、将数据 从内核空间 拷贝到 用户空间中。
文件缓存
内存和磁盘都是分页来进行管理的，也就是4K，写入磁盘或者读取文件的时候，也是按照 页 来读取。
为了减少访问磁盘的次数，Linux在内核空间开启了一片内存作为缓存，然后将读取的文件按照page放入到缓存中，当再次需要该文件对应的page的时候，会先查看缓存中是否存在对应的page，如果存在，直接从缓存拷贝到用户态。如果不存在，才会访问磁盘。
当写对应的page的时候，先将其写入到缓存中，等待系统或者用户调用sync()，才将文件写入到磁盘上。当文件写入到缓存中后，对应的缓存就为脏页了，在内存紧张的时候，或者刷盘的时候，会将其写入到磁盘中。
缓存中的page是通过inode和对应的偏移offset来唯一标识的
来源:https://blog.csdn.net/qq_40276626/article/details/120478538
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