对Linux目录和文件系统的理解

Linux里最重要的理念是“一切对象都是文件”

所有的目录，文件，命令（也是一种可执行文件），设备等，归根结底都是一种文件，被分成若干个基本的存储单元，存放在磁盘的不同物理地址上，并具有特定的读，写，执行权限。

Linux中文件类型只有以下这几种： 
1.-，普通文件。 
2.d，目录文件，d是directory的简写。 
3.l，软连接文件，亦称符号链接文件，s是soft或者symbolic的简写。 
4.b，块文件，是设备文件的一种（还有另一种），b是block的简写。 
5.c，字符文件，也是设备文件的一种（这就是第二种），c是character的文件。

所以用户在Linux系统里做的一切操作，本质上就是从磁盘读取文件到内存，再由CPU处理。

既然是文件，就需要由文件系统来进行管理了，Linux常用的文件系统有：ext2，ext3，ext4，reiserFS，Fat32，NFS等。

但不管采用哪种文件系统，都是由Linux内核里的一个VFS（虚拟文件系统交换器）功能来统一管理的（启动时会加载到内存），存放在磁盘上去的机制都是一样的，这里说明几个概念：

磁盘：是一个设备，如下图的 /dev/sda

分区：从磁盘上划出的一块空间，如下图的 /sda1，/sda2等

分区是从磁盘上划出来的，可以是整块磁盘那么大，也可以是部分磁盘空间

在传统意义上，一个分区只能格式化为一个文件系统，所以通常认为一个文件系统就是一个分区；不过随着现在LVM和软raid等技术的出现，可以将一个分区格式化成多个文件系统（如LVM），也可以将多个分区合并成一个文件系统（LVM，软Raid），所以现在都淡化了这种说法

Block（块）：是文件系统读写，存放数据的最小单位，可以自己设置，在EXT2文件系统里只有1KB，2KB，4KB三种可选，别的文件系统情况略有不同，这里按EXT2来理解这个概念。每个Block里只能存放一个文件的数据。如果文件大于Block大小，则该文件会占用多个Block；如果文件小于Block大小，他也会完全占用该Block，剩余的空间也不会再被使用（磁盘空间会浪费）。

因此，在对Block大小进行设置的时候要考虑当前系统存放的数据的特点，如果有很多小于Block大小的文件，格式化的时候却把Block设置成较大，这样会造成很多的磁盘空间浪费；反之，如果系统里以大文件居多，这时却把Block设置成较小，固然不会浪费磁盘空间，但也导致Block较多，影响读写性能。

Sector（扇区）：是磁盘控制器每次对磁盘进行读写的最小单位，如下图

磁盘的机械臂每次落下升起所能读写到的一段数据，是最小的物理存储单位，一般为512字节，这个大小是由磁盘生产厂家设定好的，用户更改不了。磁盘读到的Sector数据会先存放在磁盘的缓存里（现在的硬盘一般都有64M的缓存芯片，服务器的阵列卡也有缓存），直到整个Block的所有Sector都缓存到了才会传输给内存，交由文件系统处理（由于每个Block对磁盘来说都是连续写入连续读取的，故读写效率较高）

inode：注意，这是Linux里非常重要的一个设计，将文件的属性，权限等和文件的实际数据分开存放；其中，inode用来记录文件的属性，一个文件占用一个inode，同时记录该文件数据所在的Block号码，所以可以认为，inode是一个文件的索引，具有如下属性：

1.记录如下内容：文件的访问权限（读/写/执行）；文件的所有者和组；文件的大小；文件的ctime，atime和mtime；定义文件特性的标志（flag），如SetUID等；文件真正内容的指向（pointer）

2.每个inode大小为128B，每个文件都会且仅会占用一个inode

3.文件系统在格式化的时候会自动分配inode和Block的数量

4。inode每记录一个Block要花费4B空间，一个inode里最多只能直接记录12个Block地址，如果文件所占用Block数量超过了12个，inode将会将其他信息写在间接，双间接，三间接记录Block里

5.系统读写文件时先找到inode，再比对inode所记录的权限与用户是否符合，若符合才能实际读写Block内的数据

6.文件系统根目录的inode号码一般为第二个inode

7.inode里不记录文件名，文件名是记录在目录（也是一种普通文件）里的

因此，Linux通过inode就可以实现对不同用户的文件权限管理，一般来说文件系统初始格式化的时候会把磁盘分成两部分，一部分是inode，一部分是block，其中inode数量是小于block数量的（因为很多文件要占用不只一个block），极端情况下出现inode用完了，但block还有剩余，这时候也不能继续新建文件了

目录：也是文件的一种，自然也有自己的inode和block，目录的inode主要记录目录的属性，权限等，目录的block主要记录目录下的文件名和对应的inode

目录有以下属性：

1.创建的时候会分配一个inode给目录，如果目录是空的，则不占用block，如果目录下文件过多，可能会占用多个block

2.访问文件时，先访问文件所在目录的inode，验证是否有权限，如果有则访问对应父目录的block，获得该文件对应inode，验证是否有该文件的权限，若有则访问该文件的block

3.那么父目录的inode位置从哪里获得呢？当然是父目录的父目录啦！这样层层递推，Linux对所有文件的访问都是从最上层的根目录开始的

4.根目录的inode是固定的，一般是2号inode，根目录的上层目录就是他自己

super block：也是一个block，用来记录文件系统的整体信息，包括 inode/block总量，使用量，剩余量，以及文件系统的格式与相关信息等

boot  sector：每个分区的第一个扇区，可以（如果是启动分区可能）安装该分区的引导记录，占1024B（1KB）

MBR：主引导记录，占446B，与分区表（记录每个分区是从第几个柱面到第几个柱面，占64B）一起共占有512B，位于整块磁盘的第一个sector

主引导记录（MBR）与引导扇区（Boot Sector）是两种不同而又有联系的概念。
引导扇区是引导设备上面的特定存储区域，主引导记录是一些代码和一些数据。主引导记录是存储在主引导扇区里面的数据内容，每个分区引导扇区里也可能存储了该分区的分区引导记录。

每个分区都有一个boot sector，但是一个设备仅有一个MBR，存放在主引导扇区上

boot sector和superblock之间的关系：由于boot sector和superblock均为1024B大，如果文件系统设置的Block大小为1KB的话，那么刚好占满，因此superblock会位于第二个block上；如果设置Block的大小为2K，4K或者更大的话，可以同时位于第一个block中

block group：EXT2文件系统在格式化的时候会把所有的块划分成几个块组，每个块组有自己独立的inode/block系统，一个文件系统（分区）有一到若干个block group，第一个块组的第一个block为boot sector，随后是superblock（有可能在第一个或者第二个block），紧接着几个block是File system Description（文件系统说明，用来记录block bitmap和inode bitmap等），再后面才是data block

除了第一个块组外的其他块组也可能有superblock，作为第一个块组的superblock的备份