文件系统

 

 

为什么分区后还要进行格式化呢？

所谓的分区就是指定分区的起始柱面和结尾柱面，将将分区的信息记录到磁盘的第个扇区当中，也就是说分区只是指定了某个分区在磁盘上可以使用哪些区域而已。系统想要将数据存放在分区当中，需要按照一定的格式，因为只有按照一定的格式存放，我们在读取的时候才方便，这就像书架一样，我们按照书架上的格子对书进行拿取是比较方便的，如果没有书架，我们把很多书都扔到空箱子里面，这样在拿取的时候很不方便，所以最好按照一定的方式进行拿取。

 至于格式化成什么文件系统，这取决于系统，系统支持什么的文件系统我们就格式化成什么样文件系统。至于买什么样的书架，这取决于我们自己，我们喜欢什么样的就格式化成什么样的。

过去的时候一个分区也就对应一个文件系统，但是现在就不一样了，比如LVM（逻辑卷管理器），可以实现将多个分区整合成一个分区（卷组），在这一个分区上再划分子分区（逻辑卷），然后每一个子分区（逻辑卷）对应一个文件系统，这样就实现了一个分区对应多个不同的文件系统。

文件系统由三部分构成：

1. 超级块：记录文件系统的整体信息，包括inote/block的总量、使用量、剩余量等。
2. Inode区域：inote区域就由inode块组成的区域，每个文件都会占用一个inode块，inote块当中记录了此文件的元数据和blcok号码。
3. Block区域：block区域就由block块组成的区域block块里面存放的就是文件真实的数据了，这没什么好说的。

硬链接：

其实在学到这里面的时候我是有一个疑问的，就是为什么一个文件只会占用一个inode块？一个小文件元数据和block块记录只占用一个inode块我是可以理解的，但是一个1G的文件它要引用的block块那就多了，一个inode肯定是存不下呀！难道不会占用更多的inode块吗？后来我专门查了《鸟哥的私房菜》之后才知道，如果一个文件要引用的block号码实在太多了，一个inode存放不下，也不会再浪费一个inode块，而是专门拿出一个block块来存放block号码，这是第一级引用，如果需要的话，可以有二级和三级引用，所谓的二级引用就是第一级的block也存放不下block号码了，第一级block本身可以再引用一级，这就是第二级，第三级以此类推。

我们上面所述的是ext2文件系统，ext2文件系统是这样进行数据存放的，但并不所有的文件系统在存放文件的时候都是这样，比如FAT文件系统，FAT文件系统是windows上的一种文件系统，我们新买的U盘一般就是样的文件系统，这种文件系统在在存放大量的block号码的时候并不像ext2文件系统那样借用多级引用，而是不断的跳转？什么意思呢？FAT文件系统并没有inode块区域，FAT文件系统里面全都是block块区域，也就是说FAT文件系统并不能够像ext2文件系统那样通过读取inode块得知这个文件占用了多少block块，FAT文件系统上的一个文件只会连接一个block块，而每个block块都会空余出一点空间，指向下一个block块，至少会连接多少了块取决于文件的大小，当我们查看这个文件的时候就像是不断的跳转那样来读取每一个block块当中的内容，如果说，每一块他们距离的比较远，以至于跨越了多个柱面，那么在不断跳转的同时，磁头也会多次移动，可想而知这样会大大耽误数据读写的效率，所以又有了磁盘碎片整理这么一项技术。磁盘碎片整理就是将同一个文件所占用的block块尽量放到相邻的地方，比如相邻的扇区和磁道，以其通过这样的手段加快数据读取的速度。磁盘碎片整理对于FAT文件系统有很大的作用，但是对于ext系列的文件系统是没有太大意义的。

有了上面的见解，我们再去理解硬链接就简单多了。一个文件只有一个inode号码，在操作系统当中可以创建多个指向这个inode号码的链接，这就是硬链接，也就是说文件自己其实也是一个硬链接，这就是为什么我们新创建的文件，明明没有给它创建硬链接，他的硬链接数已经是1了的原因。同时，我们也应该了解，只要不把所有的硬链接全部删除干净，我们总能够通过某一个硬链接找到inode块，进而找到文件内容，所以硬链接是可以做一为一种备份的手段。

当我们创建一个目录的时候，硬链接数就是2，为什么一个新的目录硬链接就是2呢？

[root@localhost tmp]# mkdir test.dir ; ll -d test.dir
drwxr-xr-x 2 root root 6 10月 17 19:05 test.dir

目录也是文件，目录也占用了文件系统的一个inode块，当我们创建这个目录的时候要给一个文件名吧！这个文件名难道不是一个硬链接吗？是的，当然是，那这也就一个硬链接，为什么是2呢？

[root@localhost tmp]# cd test.dir ; ll -a
drwxr-xr-x  2 root root   6 10月 17 19:05 .
drwxrwxrwt. 9 root root 142 10月 17 19:05 ..

发现了没有，在新创建的目录里面竟然有两个目录，这不是我创建的，而是默认就有的，一个叫点，另一个叫点点，而点就代表当前目录，当前目录就是test.dir，这又是一个硬链接，所以test.dir目录的硬链接数就是2.

还有一个有趣的点，如下所示，/etc/目录的硬链接数竟然高达138个！怎么会这么多呢？

[root@localhost ~]# ll -d /etc/
drwxr-xr-x. 138 root root 8192 10月 17 18:50 /etc/
[root@localhost ~]# ll /etc/ | grep '^d' | wc –l  #
136

 /etc/目录下面有136个目录，每个目录下面都有点点，这就是136个硬链接，另外两个就就/etc/目录名字自己和/etc/目录里面的点。

块组：

如果我们的一个文件系统很大，高达几百个G，现在这很常见呀，我现在一个windows桌面系统的D盘就有1T大小，如果这个文件系统（D盘）的block区域和inode区域都放置在一起的话，block块的号码就会被排非常大，而且在inode块引用block块的时候因为block的号码太大了也会占用太多的空间，所以实际上真实的文件系统并不是这样的，而是进一步划分了区域，真实的文件系统在创建的时候首先创建的是块组，也就是将文件系统分成一个又一个的区域，然后在区域里面再划分出block块区域、inode块区域、超级块区域这三个区域，这样一来，每一个块组内block块号码不会变得非常大，做引用的时候也不会占用太多的空间。

面试题：

在ext2文件系统当中，block块要划分多大有三个标准：1KB、2KB、4KB，而且一个数据一旦被占用即使有剩余也没能被其它的文件占用了，也就是说假装你的文件系统有1G，但实际存放的数据绝不会大于或等于1G，只会小于，因为你不可能正好把每一个block块都占满呀！除非重新格式化，否则block块的大小是固定的。

 

假设你的ext2文件系统使用的是4KB的block，而文件当中有10000个小文件，每个文件是500B，请问磁盘浪费多少容量？

 

其实这个问题，只要先算一算一个文件浪费多少空间，然后乘以10000不就好了吗？我们先来算算一个文件浪费多少空间？

4KB=4096B

也就说一个文件会浪费4046B，10000个文件浪费40460000B=39511KB，39511KB=3.85MB。