第五章文件系统.

第5章Linux内核简介文件系统为什么要进行分区格式化？因为各种操作系统都必须按照一定的方式来管理磁盘，而只有格式化才能使磁盘的结构能被操作系统认识。因为每种操作系统所配置的文件属性/权限并不相同，为了存放这些文件所需的数据，因此就需要分区进行格式化，以成为操作系统能够利用的文件系统格式(filesystem)。文件系统是如何运行的呢？这与操作系统的文件数据有关。较新的操作系统的文件数据除了文件实际内容外，通常含有非常多的属性，例如Linux操作系统的文件权限(rwx)与文件属性(拥有者、群组、时间参数等)。文件系统通常会将这两部份的数据分别存放在不同的区块，权限与属性放置到inode中，至于实际数据则放置到datablock区块中。另外，还有一个超级区块(superblock)会记录整个文件系统的整体信息，包括inode与block的总量、使用量、剩余量等。每个inode与block都有编号，至于这三个数据的意义可以简略说明如下：superblock：记录此filesystem的整体信息，包括inode/block的总量、使用量、剩余量，以及文件系统的格式与相关信息等；inode：记录文件的属性，一个文件占用一个inode，同时记录此文件的数据所在的block号码；block：实际记录文件的内容，若文件太大时，会占用多个block。我们将inode与block区块用图解来说明一下，文件系统先格式化出inode与block的区块，假设某一个文件的属性与权限数据是放置到inode4号，而这个inode记录了文件数据的实际放置点为2,7,13,15这四个block号码，操作系统就能够据此来排列磁盘的阅读顺序，可以将四个block内容读出来！这种数据存取的方法我们称为索引式文件系统(indexedallocation)。我们以闪存常用的FAT格式为例做对比。FAT这种格式每个block号码都记录在前一个block当中，他的读取方式如下图所示：Linux的EXT2文件系统inode的内容在记录文件的权限与相关属性，至于block区块则是在记录文件的实际内容。Ext2文件系统在格式化的时候基本上是区分为多个区块群组(blockgroup)的，每个区块群组都有独立的inode/block/superblock系统。datablock(数据区块)datablock是用来放置文件内容数据地方，在Ext2文件系统中所支持的block大小有1K,2K及4K三种而已。在格式化时block的大小就固定了，且每个block都有编号，以方便inode的记录。Block大小1KB2KB4KB最大单一文件限制16GB256GB2TB最大文件系统总容量2TB8TB16TBExt2文件系统的block基本限制如下：原则上，block的大小与数量在格式化完就不能够再改变了(除非重新格式化)；每个block内最多只能够放置一个文件的数据；如果文件大于block的大小，则一个文件会占用多个block数量；若文件小于block，则该block的剩余容量就不能够再被使用了(磁盘空间会浪费)。例题：假设你的Ext2文件系统使用4Kblock，而该文件系统中有10000个小文件，每个文件大小均为50bytes，请问此时你的磁盘浪费多少容量？答:每个block会浪费4096-50=4046(byte)，所有文件容量为：50(bytes)x10000=488.3Kbytes，浪费的容量为：4046(bytes)x10000=38.6MBytes。inodeinode的内容是记录文件的属性以及该文件实际数据是放置在哪几号block内！inode记录的文件数据至少以下这些：该文件的存取模式(read/write/excute)；该文件的拥有者与群组(owner/group)；该文件的容量；该文件创建或状态改变的时间(ctime)；最近一次的读取时间(atime)；最近修改的时间(mtime)；定义文件特性的旗标(flag)，如SetUID...；该文件真正内容的指向(pointer)；inode的数量与大小也是在格式化时就已经固定了，除此之外inode还有些什么特点呢？每个inode大小均固定为128bytes；每个文件都仅会占用一个inode；文件系统能够创建的文件数量与inode的数量有关；系统读取文件时需要先找到inode，并分析inode所记录的权限与用户是否符合，若符合才能够开始实际读取block的内容。多重索引结构Superblock(超级区块)Superblock是记录整个filesystem相关信息的地方，没有Superblock，就没有这个filesystem了。他记录的信息主要有：block与inode的总量；未使用与已使用的inode/block数量；block与inode的大小(block为1,2,4K，inode为128bytes)；filesystem的挂载时间、最近一次写入数据的时间、最近一次检验磁盘(fsck)的时间等文件系统的相关信息；一个validbit数值，若此文件系统已被挂载，则validbit为0，若未被挂载，则validbit为1。FilesystemDescription(块组描述符）这个区段可以描述每个blockgroup的开始与结束的block号码，以及说明每个区段(superblock,bitmap,inodemap,datablock)分别介于哪一个block号码之间。blockbitmap(区块对照表)从blockbitmap当中可以知道哪些block是空的，因此我们的系统就能够很快速的找到可使用的空间来处置文件。删除某些文件时，那么那些文件原本占用的block号码就得要释放出来，此时在blockbitmap当中相对应到该block号码的标志就得要修改成为未使用中！这就是bitmap的功能。inodebitmap(inode对照表)inodebitmap则是记录使用与未使用的inode号码df指令格式：df[选项][文件]功能：显示指定磁盘文件的可用空间。如果没有文件名被指定，则所有当前被挂载的文件系统的可用空间将被显示。参数：-a全部文件系统列表-h方便阅读方式显示-i显示inode信息-k区块为1024字节-l只显示本地文件系统-T文件系统类型范例：找出我的根目录磁盘文件名，并观察文件系统的相关信息[root@~]#df==这个命令可以叫出目前挂载的装置Filesystem1K-blocksUsedAvailableUse%Mountedon/dev/hdc299206243822848558570841%//dev/hdc3495631614137645591084%/home/dev/hdc1101086111268474112%/boottmpfs37133203713320%/dev/shm格式：dumpe2fs[-bh]装置文件名选项与参数：-b：列出保留为坏轨的部分(一般用不到吧！？)-h：仅列出superblock的数据，不会列出其他的区段内容！[root@~]#dumpe2fs/dev/hdc2dumpe2fs1.39(29-May-2006)Filesystemvolumename:/1==这个是文件系统的名称(Label)Filesystemfeatures:has_journalext_attrresize_inodedir_indexfiletypeneeds_recoverysparse_superlarge_fileDefaultmountoptions:user_xattracl==默认挂载的参数Filesystemstate:clean==这个文件系统是没问题的(clean)Errorsbehavior:ContinueFilesystemOStype:LinuxInodecount:2560864==inode的总数Blockcount:2560359==block的总数Freeblocks:1524760==还有多少个block可用Freeinodes:2411225==还有多少个inode可用Firstblock:0Blocksize:4096==每个block的大小Filesystemcreated:FriSep501:49:202008Lastmounttime:MonSep2212:09:302008Lastwritetime:MonSep2212:09:302008Lastchecked:FriSep501:49:202008Firstinode:11Inodesize:128==每个inode的大小Journalinode:8Journalbackup:inodeblocksJournalsize:128MGroup0:(Blocks0-32767)==第一个datagroup内容,包含block的启始/结束号码Primarysuperblockat0,Groupdescriptorsat1-1==超级区块在0号blockReservedGDTblocksat2-626Blockbitmapat627(+627),Inodebitmapat628(+628)Inodetableat629-1641(+629)==inodetable所在的block0freeblocks,32405freeinodes,2directories==所有block都用完了！Freeblocks:Freeinodes:12-32416==剩余未使用的inode号码Group1:(Blocks32768-65535)ext2和目录树每个文件(不管是一般文件还是目录文件)都会占用一个inode，且可依据文件内容的大小来分配多个block给该文件使用。而我们知道目录的内容是记录文件名，一般文件才是实际记录数据内容的地方。那么目录与文件在Ext2文件系统当中是如何记录数据的呢？当我们在Linux下的ext2文件系统创建一个目录时，ext2会分配一个inode与至少一块block给该目录。其中，inode记录该目录的相关权限与属性，并可记录分配到的那块block号码；而block则是记录在这个目录下的文件名与该文件名占用的inode号码数据。也就是说目录所占用的block内容在记录如下的信息：当创建一个目录时，文件系统会为该目录分配一个inode和至少一个block。该inode记录该目录的属性，并指向那块block。该block记录该目录下相关联的文件或目录的关联性和名字。当创建一个文件时，文件系统会为该文件分配至少一个inode和与该文件大小相对应的数量的block。该inode记录该文件的属性，并指向block。如果一个目录中的文件数太多，以至于1个block容纳不下这么多文件时，Linux的文件系统会为该目录分配更多的block。要读取/etc/passwd这个文件时，系统是如何读取的呢？Ext2是如何新建文件的呢？先确定用户对于欲新增文件的目录是否具有w与x的权限，若有的话才能新增；根据inodebitmap找到没有使用的inode号码，并将新文件的权限/属性写入；根据blockbitmap找到没有使用中的block号码，并将实际的数据写入block中，且升级inode的block指向数据；将刚刚写入的inode与block数据同步升级inodebitmap与blockbitmap，并升级superblock的内容。一般来说，我们将inode与datablock称为数据存放区域，至于其他例如superblock、blockbitmap与inodebitmap等区段就被称为metadata(中介数据)，因为superblock,inodebitmap及blockbitmap的数据是经常变动的，每次新增、移除、编辑时都可能会影响到这三个部分的数据，因此称为中介数据。日志式文件系统(J