一、认识 Linux 文件系统

（1）这些文件权限与属性分别记录在文件系统的哪个区块内？
这就得要谈到 filesystem 中的 inode 与 block 了

（2）为了虚拟化与大容量磁盘， 现在的 CentOS 7 默认使用大容量效能较佳的 xfs 当预设文件系统了！

（3）Linux 最传统的磁盘文件系统 (filesystem) 使用的是 EXT2 这个啦！

1.磁盘组成与分区的复习

（1）首先说明一下磁盘的物理组成，整颗磁盘的组成主要有：

（2）磁盘盘上的物理组成：重点

（3）这里主要介绍的以实体磁盘及虚拟磁盘为主喔！

（4）CentOS 7 的分区软件， 已经将最小单位改成扇区了，所以容量大小的分区可以切的更细～此外，由于新的大容量磁盘大多得要使用 GPT 分区表才能够使用全部的容量， 因此过去那个 MBR 的传统磁盘分区表限制就不会存在了

2.文件系统特性

（1） 在默认的情况下， windows 操作系统是不会认识 Linux 的 Ext2 的。
windows 98 以前的微软操作系统主要利用的文件系统是 FAT (或 FAT16)；
windows 2000 以后的版本有所谓的 NTFS文件系统；
至于 Linux 的正统文件系统则为 Ext2 (Linux second extended file system, ext2fs)

（2）磁盘与文件系统之间的关系如下：
LVM 与软件磁盘阵列(software raid)， 这些技术可以将一个分区槽格式化为多个文件系统(例如 LVM)，也能够将多个分区槽合成一个文件系统(LVM, RAID)！
所以，一个可被挂载的数据为一个文件系统而不是一个分区槽

（3）文件系统是如何运作的呢？
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 data block 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。

(4)inode,block,superblock介绍如下

inode与block之间的关系是：

（5）用索引式文件系统来说明inode与block之间的关系
假设某一个文件的属性与权限数据是放置到 inode 4 号(下图较小方格内)，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，此时我们的操作系统就能够据此来排列磁盘的阅读顺序，可以一口气将四个 block 内容读出来！

补充说明：FAT格式的文件系统

（6）碎片整理的原因是：block太过于分散

（a）碎片整理的概念
需要碎片整理的原因就是文件写入的 block 太过于离散了，此时文件读取的效能将会变的很差所致。 这个时候可以透过碎片整理将同一个文件所属的 blocks 汇整在一起，这样数据的读取会比较容易啊！

（b）linux的EXT2相较于windows的FAT，是不需要磁盘整理的

3. Linux 的 EXT2 文件系统(inode)

（1）EXT2文件系统中区块群组block group
文件系统一开始就将 inode 与 block 规划好了，除非重新格式化(或者利用resize2fs 等指令变更文件系统大小)，所有的 inode 与 block 通通放置在一起将是很不智的决定，因为 inode 与 block 的数量太庞大。

为此之故，因此 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 (block group) 的，每个区块群组都有独立的 inode/block/superblock 系统。

（2）Ext2 格式化后，ext2文件系统示意图：

说明：
（a）启动扇区boot sector的作用

（b） data block (资料区块)

（i）data block 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。

（ii）EXT2文件系统的block的基本限制如下：

eg：

（iii）如果block太小？
因为如果 block 较小的话，那么大型文件将会占用数量更多的 block ，而 inode 也要记录更多的 block 号码，此时将可能导致文件系统不良的读写效能。

补充：事实上，现在的磁盘容量都太大了！所以，大概大家都只会选择 4K 的 block 大小吧！

（c）inode table (inode 表格)

（i） inode 的内容在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！
（ii） inode 的数量和大小在格式化的时候就已经固定了，特点如下：



（iii）EXT2 的 inode / block 与文件大小的关系如下：
inode 记录一个 block 号码要花掉 4byte ；
假设我一个文件有400MB 且每个 block 为 4K 时， 那么至少也要十万笔 block 号码的记录呢！

但是呢？只有1K的block能这么计算。。。所以上面的计算，肯定是鸟哥的经验！
（4K/4=1024笔记录，如果是直接指向+间接指向的话是：12✖4K+1024✖4K）

（iiii）inode结构示意图
为此，我们的系统很聪明的将 inode 记录 block 号码的区域定义为 12 个直接，一个间接，一个双间接与一个三间接记录区。

说明：
直接：
上图最左边为 inode 本身 (128 bytes)，里面有 12 个直接指向 block 号码的对照，这 12 笔记录就能够直接取得 block 号码啦！ ；
间接：
再拿一个 block 来当作记录 block 号码的记录区，如果文件太大时， 就会使用间接的 block 来记录编号。
双间接：第一个 block 仅再指出下一个记录编号的 block 在哪里， 实际记录的在第二个 block 当中。
三间接：利用第三层 block 来记录编号。

（iiii）inode 能够指定多少个 block 呢？我们以较小的 1K block 来说明好了
（从block的方向去考虑）

注意：但这个方法不能用在 2K 及 4K block 大小的计算中， 因为大于 2K 的 block 将会受到 Ext2 文件系统本身的限制，所以计算的结果会不太符合之故。

（如果从inode本身去考虑的话）
eg：CentOS 6.x系统，那么默认还是使用 Ext4 的文件系统喔！ Ext4 文件系统的 inode 容量已经可以扩大到 256bytes 了。
按照间接的方式的话：256/4=64笔记录，如果是指向1k的block，那么64*1k=64k，也就是说，指向的block的内容也就这么大点。。。

（d）Superblock (超级区块)

（i）Superblock 是记录整个 filesystem 相关信息的地方， 没有 Superblock ，就没有这个 filesystem 了。
记录的信息主要有：

（ii）一般来说， superblock 的大小为 1024bytes。
相关的 superblock 讯息我们等一下会以 dumpe2fs 指令来呼叫出来观察喔！

（iii）此外，每个 block group 都可能含有 superblock 喔！
而若含有 superblock 则该 superblock 主要是做为第一个 block group 内 superblock 的备份咯，这样可以进行 superblock 的救援呢！

（e）Filesystem Description (文件系统描述说明)

（f）block bitmap (区块对照表)

（g）inode bitmap (inode 对照表)

（h）dumpe2fs： 查询 Ext 家族 superblock 信息的指令

现在是superblock的信息


现在是block group的信息

说明：
dumpe2fs查询的结果说明：
不过依内容主要可以区分为上半部是superblock 内容， 下半部则是每个 block group 的信息了；
从上面的表格中我们可以观察到鸟哥这个 /dev/vda5 规划的 block 为 4K， 第一个 block 号码为 0 号，且 block group 内的所有信息都以block 的号码来表示的。

至于 block group 的内容我们单纯看 Group0 信息好了： 主要如下

注意：4096*512代表的是：多少个bytes的block
数量的话，已经说清楚是512个block了。

4.与目录树的关系（目录与文件在文件系统中如何记录数据？？）

（1） 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：

（2）查看目录内的文件所占用的 inode 号码，用ls -i

（3）当你使用『ll / 』时，出现的目录几乎都是 1024的倍数，为什么呢？因为每个 block 的数量都是 1K, 2K, 4K 嘛！

注意：目录并不只会占用一个 block 而已
在目录底下的文件数如果太多而导致一个 block 无法容纳的下所有的档名与 inode 对照表时， Linux 会给予该目录多一个 block来继续记录相关的数据；

（4）新建一个文件，block的分配情况如下：

（5）目录树是如何用inode读取block的内容的？？

（i）

（2）eg：举例来说，如果我想要读取 /etc/passwd 这个文件时，系统是如何读取的呢？


（6）filesystem 大小与磁盘读取效能：

（i）如果文件写入的 block 真的分的很散，会咋样？

（ii）如果 filesystem 真的太大了，会咋样？

5. EXT2/EXT3/EXT4 文件的存取与日志式文件系统的功能—— block bitmap 及 inode bitmap

（1）假设我们想要新增一个文件，此时文件系统的行为是：

（2）数据的不一致 (Inconsistent) 状态及早期的解决办法
出现日至式文件系统的原因：数据的不一致状态

（3）日志式文件系统 (Journaling filesystem)——解决数据的不一致状态

（i）早filesystem 当中规划出一个区块，该区块专门在记录写入或修订文件时的步骤，
日志式文件的工作过程：

（ii）日志式文件最基础的功能

（iii）

6.Linux 文件系统的运作

（1）如果你常常编辑一个好大的文件， 在编辑的过程中又频繁的要系统来写入到磁盘中，由于磁盘写入的速度要比内存慢很多， 因此你会常常耗在等待磁盘的写入/读取上。
为了解决这个效率的问题，因此我们的 Linux 使用的方式是透过一个称为异步处理 (asynchronously)的方式。

异步处理的主要过程如下：

（2）我们知道内存的速度要比磁盘快的多，因此如果能够将常用的文件放置到内存当中， 这不就会增加系统性能吗？
因此我们 Linux 系统上面文件系统与内存有非常大的关系喔：

7.挂载点的意义 (mount point)

（1）每个 filesystem 都有独立的 inode / block / superblock 等信息，这个文件系统要能够链接到目录树才能被我们使用。
将文件系统与目录树结合的动作我们称为『挂载』。
重点是： 挂载点一定是目录，该目录为进入该文件系统的入口。

so：因此并不是你有任何文件系统都能使用，必须要『挂载』到目录树的某个目录后，才能够使用该文件系统的。

（2）按照前面的centos7.0的安装方法，
那么应该会有三个挂载点才是，分别是 /, /boot, /home 三个 (对应的装置文件名为 LVM, LVM, /dev/vda2)。

说明：
（i）观察这三个目录的inode发现：
由于 XFS filesystem 最顶层的目录之 inode 一般为 128 号，因此可以发现 /, /boot, /home为三个不同的 filesystem 啰！ (因为每一行的文件属性并不相同，且三个目录的挂载点也均不相同之故。 )

（ii）同一个 filesystem 的某个 inode 只会对应到一个文件内容而已(因为一个文件占用一个 inode 之故)，
因此我们可以透过判断 inode 号码来确认不同文件名是否为相同的文件喔！

（iii）eg：曾经提到根目录下的 . 与 … 是相同的东西

说明：
上面的信息中由于挂载点均为 / ，因此三个文件 (/, /., /…) 均在同一个 filesystem 内（判断方法：看inde号码以及目录属性）；
而这三个文件的 inode 号码均为 128 号，因此这三个档名都指向同一个 inode 号码，当然这三个文件的内容也就完全一模一样了！

8.其他 Linux 支持的文件系统与 VFS文件系统

（1）常见的支持的文件系统有：

（2）想要知道你的 Linux 支持的文件系统有哪些，可以察看底下这个目录：

（3）Linux VFS (Virtual Filesystem Switch)：VFS文件系统
（i）整个 Linux 的系统都是透过一个名为 Virtual Filesystem Switch 的核心功能去读
取 filesystem 的。
也就是说，整个 Linux 认识的 filesystem 其实都是 VFS 在进行管理！！

（ii）eg：

9.XFS 文件系统简介-CentOS 7 开始，预设的文件系统已经由原本的 EXT4 变成了 XFS 文件系统了！

（1）为啥用法XFS来代替EXT文件系统呢？

（2）XFS文件系统的配置：数据区、登陆区、实时运作区

（a）基本上 xfs 就是一个日志式文件系统，这个 xfs 就是被开发来用于高容量磁盘以及高性能文件系统之用。

（b）xfs 文件系统在资料的分布上，主要规划为三个部份，一个资料区 (data section)、一个文件系统活动登录区 (log section)以及一个实时运作区 (realtime section)。 这三个区域的数据内容如下：
（i）数据区 (data section)
xfs 的这个数据区的储存区群组 (allocation groups, AG)，你就将它想成是 ext家族的 block 群组 (block groups) 就对了！
该数据区也是分为多个储存区群组(allocation groups) 来分别放置文件系统所需要的数据。
每个储存区群组都包含了

• 整个文件系统的 superblock、
• 剩余空间的管理机制、
• inode 的分配与追踪。
  此外， inode 与 block 都是系统需要用到时， 这才动态配置产生，所以格式化动作超级快！
  

（ii）文件系统活动登录区 (log section)

（iii）实时运作区 (realtime section)

（c）XFS 文件系统的描述数据观察：xfs_info

找出系统 /boot 这个挂载点底下的文件系统的 superblock 纪录： df -T /boot