文件系统特性
举例来说，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)这一个。此外，在默认的情况下，windows 操作系统是不会认识 Linux 的 Ext2 的。
那么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 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。
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，如下图所示，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 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！ 那么数据的读取就如同下图中的箭头所指定的模样了。
这种数据存取的方法我们称为索引式文件系统(indexed allocation)。那有没有其他的惯用文件系统可以比较一下啊？ 有的，那就是我们惯用的闪盘(闪存)，闪盘使用的文件系统一般为 FAT 格式。FAT 这种格式的文件系统并没有 inode 存在，所以 FAT 没有办法将这个文件的所有 block 在一开始就读取出来。每个 block 号码都记录在前一个 block 当中， 他的读取方式有点像底下这样：
上图中我们假设文件的数据依序写入1->7->4->15号这四个 block 号码中， 但这个文件系统没有办法一口气就知道四个 block 的号码，他得要一个一个的将 block 读出后，才会知道下一个 block 在何处。 如果同一个文件数据写入的 block 分散的太过厉害时，则我们的磁盘读取头将无法在磁盘转一圈就读到所有的数据， 因此磁盘就会多转好几圈才能完整的读取到这个文件的内容！
data block (数据区块)
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。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 的记录啦。 不过要注意的是，由于 block 大小的差异，会导致该文件系统能够支持的最大磁盘容量与最大单一文件容量并不相同。 因为 block 大小而产生的 Ext2 文件系统限制如下：
除此之外 Ext2 文件系统的 block 还有什么限制呢？有的！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；
承上，如果文件大于 block 的大小，则一个文件会占用多个 block 数量；
承上，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)。
inode table (inode 表格)
再来讨论一下 inode 这个玩意儿吧！如前所述 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！ 基本上，inode 记录的文件数据至少有底下这些：
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 还有些什么特色呢？
每个 inode 大小均固定为 128 bytes；
每个文件都仅会占用一个 inode 而已；
承上，因此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。
我们约略来分析一下 inode / block 与文件大小的关系好了。inode 要记录的数据非常多，但偏偏又只有 128bytes 而已， 而 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！inode 哪有这么多可记录的信息？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。这是啥？我们将
inode 的结构画一下好了。
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！ 至于所谓的间接就是再拿一个 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。如上图 1.3.2 当中间接只是拿一个 block 来记录额外的号码而已。 同理，如果文件持续长大，那么就会利用所谓的双间接，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。依此类推，三间接就是利用第三层 block 来记录编号！
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 128 bytes)；
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 valid bit 数值，若此文件系统已被挂载，则 valid bit 为 0 ，若未被挂载，则 valid bit 为 1 。
[[email protected] ~]# 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！ 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 [[email protected] ~]# df <==这个命令可以叫出目前挂载的装置 Filesystem 1K-blocks Used Available Use% Mounted on /dev/hdc2 9920624 3822848 5585708 41% / <==就是这个光！ /dev/hdc3 4956316 141376 4559108 4% /home /dev/hdc1 101086 11126 84741 12% /boot tmpfs 371332 0 371332 0% /dev/shm [[email protected] ~]# dumpe2fs /dev/hdc2 dumpe2fs 1.39 (29-May-2006) Filesystem volume name: /1 <==这个是文件系统的名称(Label) Filesystem features: has_journal ext_attr resize_inode dir_index filetype needs_recovery sparse_super large_file Default mount options: user_xattr acl <==默认挂载的参数 Filesystem state: clean <==这个文件系统是没问题的(clean) Errors behavior: Continue Filesystem OS type: Linux Inode count: 2560864 <==inode的总数 Block count: 2560359 <==block的总数 Free blocks: 1524760 <==还有多少个 block 可用 Free inodes: 2411225 <==还有多少个 inode 可用 First block: 0 Block size: 4096 <==每个 block 的大小啦！ Filesystem created: Fri Sep 5 01:49:20 2008 Last mount time: Mon Sep 22 12:09:30 2008 Last write time: Mon Sep 22 12:09:30 2008 Last checked: Fri Sep 5 01:49:20 2008 First inode: 11 Inode size: 128 <==每个 inode 的大小 Journal inode: 8 <==底下这三个与下一小节有关 Journal backup: inode blocks Journal size: 128M Group 0: (Blocks 0-32767) <==第一个 data group 内容, 包含 block 的启始/结束号码 Primary superblock at 0, Group descriptors at 1-1 <==超级区块在 0 号 block Reserved GDT blocks at 2-626 Block bitmap at 627 (+627), Inode bitmap at 628 (+628) Inode table at 629-1641 (+629) <==inode table 所在的 block 0 free blocks, 32405 free inodes, 2 directories <==所有 block 都用完了！ Free blocks: Free inodes: 12-32416 <==剩余未使用的 inode 号码 Group 1: (Blocks 32768-65535) ....(底下省略).... # 由于数据量非常的庞大，因此将一些信息省略输出了！ # 前半部在秀出 supberblock 的内容，包括标头名称(Label)以及inode/block的相关信息 # 后面则是每个 block group 的个别信息了！您可以看到各区段数据所在的号码！ # 也就是说，基本上所有的数据还是与 block 的号码有关就是了！很重要！
目录
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：
[[email protected] ~]# ls -li total 92 654683 -rw------- 1 root root 1474 Sep 4 18:27 anaconda-ks.cfg 648322 -rw-r--r-- 1 root root 42304 Sep 4 18:26 install.log 648323 -rw-r--r-- 1 root root 5661 Sep 4 18:25 install.log.syslog
[[email protected] ~]# ll -d / /bin /boot /proc /lost+found /sbin drwxr-xr-x 23 root root 4096 Sep 22 12:09 / <==一个 4K block drwxr-xr-x 2 root root 4096 Sep 24 00:07 /bin <==一个 4K block drwxr-xr-x 4 root root 1024 Sep 4 18:06 /boot <==一个 1K block drwx------ 2 root root 16384 Sep 5 01:49 /lost+found <==四个 4K block dr-xr-xr-x 96 root root 0 Sep 22 20:07 /proc <==此目录不占硬盘空间 drwxr-xr-x 2 root root 12288 Sep 5 12:33 /sbin <==三个 4K block
文件：
当我们在 Linux 下的 ext2 创建一个一般文件时， ext2 会分配一个 inode 与相对于该文件大小的 block 数量给该文件。例如：假设我的一个 block 为 4 Kbytes ，而我要创建一个 100 KBytes 的文件，那么 linux 将分配一个 inode 与 25 个 block 来储存该文件！ 但同时请注意，由于 inode 仅有 12 个直接指向，因此还要多一个 block 来作为区块号码的记录。
目录树读取：
由于目录树是由根目录开始读起，因此系统透过挂载的信息可以找到挂载点的 inode 号码(通常一个 filesystem 的最顶层 inode 号码会由 2 号开始喔！)，此时就能够得到根目录的 inode 内容，并依据该 inode 读取根目录的 block 内的文件名数据，再一层一层的往下读到正确的档名。
[[email protected] ~]# ll -di / /etc /etc/passwd
2 drwxr-xr-x 23 root root 4096 Sep 22 12:09 /
1912545 drwxr-xr-x 105 root root 12288 Oct 14 04:02 /etc
1914888 -rw-r--r-- 1 root root 1945 Sep 29 02:21 /etc/passwd
/ 的 inode：
透过挂载点的信息找到 /dev/hdc2 的 inode 号码为 2 的根目录 inode，且 inode 规范的权限让我们可以读取该 block 的内容(有 r 与 x) ；
/ 的 block：
经过上个步骤取得 block 的号码，并找到该内容有 etc/ 目录的 inode 号码 (1912545)；
etc/ 的 inode：
读取 1912545 号 inode 得知 vbird 具有 r 与 x 的权限，因此可以读取 etc/ 的 block 内容；
etc/ 的 block：
经过上个步骤取得 block 号码，并找到该内容有 passwd 文件的 inode 号码 (1914888)；
passwd 的 inode：
读取 1914888 号 inode 得知 vbird 具有 r 的权限，因此可以读取 passwd 的 block 内容；
passwd 的 block：
最后将该 block 内容的数据读出来。
EXT2/EXT3 文件的存取与日志式文件系统的功能
上一小节谈到的仅是读取而已，那么如果是新建一个文件或目录时，我们的 Ext2 是如何处理的呢？ 这个时候就得要 block bitmap 及 inode bitmap 的帮忙了！假设我们想要新增一个文件，此时文件系统的行为是：
1.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；
2.根据 inode bitmap 找到没有使用的 inode 号码，并将新文件的权限/属性写入；
3.根据 block bitmap 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；
4.将刚刚写入的 inode 与 block 数据同步升级 inode bitmap 与 block bitmap，并升级 superblock 的内容。
一般来说，我们将 inode table 与 data block 称为数据存放区域，至于其他例如 superblock、 block bitmap 与 inode bitmap 等区段就被称为 metadata (中介数据) 啰，因为 superblock, inode bitmap 及 block bitmap 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，因此才被称为中介数据的啦。
日志式文件系统 (Journaling filesystem)
为了避免上述提到的文件系统不一致的情况发生，因此我们的前辈们想到一个方式， 如果在我们的 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， 那不就可以简化一致性检查的步骤了？也就是说：
1.预备：当系统要写入一个文件时，会先在日志记录区块中纪录某个文件准备要写入的信息；
2.实际写入：开始写入文件的权限与数据；开始升级 metadata 的数据；
3.结束：完成数据与 metadata 的升级后，在日志记录区块当中完成该文件的纪录。
在这样的程序当中，万一数据的纪录过程当中发生了问题，那么我们的系统只要去检查日志记录区块， 就可以知道哪个文件发生了问题，针对该问题来做一致性的检查即可，而不必针对整块 filesystem 去检查， 这样就可以达到快速修复 filesystem 的能力了！这就是日志式文件最基础的功能.
Linux 文件系统的运行：
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。所谓的异步处理是这样的：
当系统加载一个文件到内存后，如果该文件没有被更动过，则在内存区段的文件数据会被配置为干净(clean)的。 但如果内存中的文件数据被更改过了(例如你用 nano 去编辑过这个文件)，此时该内存中的数据会被配置为脏的 (Dirty)。此时所有的动作都还在内存中运行，并没有写入到磁盘中！ 系统会不定时的将内存中配置为『Dirty』的数据写回磁盘，以保持磁盘与内存数据的一致性。 你也可以利用第五章谈到的 sync命令来手动强迫写入磁盘。
我们知道内存的速度要比硬盘快的多，因此如果能够将常用的文件放置到内存当中，这不就会添加系统性能吗？ 没错！是有这样的想法！因此我们 Linux 系统上面文件系统与内存有非常大的关系：
系统会将常用的文件数据放置到主存储器的缓冲区，以加速文件系统的读/写；
承上，因此 Linux 的物理内存最后都会被用光！这是正常的情况！可加速系统效能；
你可以手动使用 sync 来强迫内存中配置为 Dirty 的文件回写到磁盘中；
若正常关机时，关机命令会主动呼叫 sync 来将内存的数据回写入磁盘内；
但若不正常关机(如跳电、死机或其他不明原因)，由于数据尚未回写到磁盘内， 因此重新启动后可能会花很多时间在进行磁盘检验，甚至可能导致文件系统的损毁(非磁盘损毁)。
其他 Linux 支持的文件系统与 VFS
虽然 Linux 的标准文件系统是 ext2 ，且还有添加了日志功能的 ext3 ，事实上，Linux 还有支持很多文件系统格式的， 尤其是最近这几年推出了好几种速度很快的日志式文件系统，包括 SGI 的 XFS 文件系统， 可以适用更小型文件的 Reiserfs 文件系统，以及 Windows 的 FAT 文件系统等等， 都能够被 Linux 所支持喔！常见的支持文件系统有：
传统文件系统：ext2 / minix / MS-DOS / FAT (用 vfat 模块) / iso9660 (光盘)等等；
日志式文件系统： ext3 / ReiserFS / Windows‘ NTFS / IBM‘s JFS / SGI‘s XFS
网络文件系统： NFS / SMBFS
了解了我们使用的文件系统之后，再来则是要提到，那么 Linux 的核心又是如何管理这些认识的文件系统呢？ 其实，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，我们使用者并不需要知道每个 partition 上头的 filesystem 是什么～ VFS 会主动的帮我们做好读取的动作呢～
假设你的 / 使用的是 /dev/hda1 ，用 ext3 ，而 /home 使用 /dev/hda2 ，用 reiserfs ， 那么你取用 /home/dmtsai/.bashrc 时，有特别指定要用的什么文件系统的模块来读取吗？ 应该是没有吧！这个就是 VFS 的功能啦！透过这个 VFS 的功能来管理所有的 filesystem， 省去我们需要自行配置读取文件系统的定义啊～方便很多！整个 VFS 可以约略用下图来说明：
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