linux最优秀的特点在于它是多用户多任务的环境，而且对于linux来讲一切皆文件，提到文件这个概念就免不了提文件相关的权限与属性的概念，那相关文件的属性记录在硬盘的哪个地方呢？这就需要了解linux的文件系统是如何记录文件，如何读取文件。
大家都知道硬盘作为存储介质，如果要使用硬盘存储数据需要对硬盘进行分区，格式化之后才可以存储数据。那为什么要对硬盘进行分区呢？因为我们必须要告诉操作系统：“这块硬盘可以访问的区域是有A柱面到B柱面”，只有这样，操作系统才能控制硬盘磁头去A~B范围内的柱面访问数据：如果没有告诉操作系统这个信息，那么操作系统就无法利用硬盘来进行数据访问，因为操作系统将无法知道它要去哪里读取数据。分区的要点：就是记录每一个分区的起始与结束柱面。
那么分区的起始与结束柱面的数据放在哪里呢？是放在主引导区（Master Boot Recorder,MBR）。事实上，MBR就是在一块硬盘的第0轨上，这也是计算机启动之后要去使用硬盘时必须读取的第一个区域。这个区域内记录了，这个区域内记录了硬盘里的所有分区信息，以及启动时可以写入引导程序的位置。当一个硬盘的MBR坏掉时，由于找不到分区数据，操作系统也就不知道该去哪个柱面读取数据。
在告知系统分区所在的起始与结束柱面之后，随后需要将分区格式化为“操作系统能够识别的文件系统”。因为每个操作系统能够识别的文件系统并不相同。例如，windows操作系统在默认状态下就无法识别linux文件系统，所以要针对操作系统来格式化分区。可以说，每一个分区就是一个文件系统，所以一个分区不可以有2个文件系统的，即将一个分区格式化的时候，不可能在格式化为ext3的同时也格式化为fat32格式。
无论是哪一种操作系统，总是需要存储数据。既然硬盘是用来存储数据的。当然，数据就必须写入硬盘。刚刚提到，硬盘的最小存储单位是扇区，而数据所存储的最小单位并不是扇区，因为用扇区来存储数据效率很低，因为每一个扇区只有512字节，而磁头是一个扇区一个扇区的读取，也就是说，如果文件有10mb,那么为了读这个文件，磁头必须要进行读取20480次，为了提高效率，就有了逻辑块（block）的概念.逻辑块是在对分区进行文件系统的格式化时所指定的“最小存储单位”。这个最小存储单位以扇区大小为基础（因为扇区是硬盘的最小存储单位），所以，块的大小为扇区的“2n”倍数，此时，磁头可以读取一块，假设在格式化的时候，指定块为4KB（即由连续的8个扇区构成一个块），那么同样一个10mb的文件，磁头要读取的次数则大幅降为2560次，这就大大提高了文件的读取效率。
不过，块单位的规划并不是越大越好，因为一个块最多能容纳一个文件，如果块规划为4KB，有一个文件大小为0.1KB，这个小文件就占用掉一个块的空间，也就是说，该快虽然可以容纳4KB的容量，然而由于文件只占用了0.1KB，所以实际剩下的3.9KB是不能再使用了。因此，在考虑块的规划时，需要同时考虑一下问题：
- 文件读取的效率
- 文件大小可能造成硬盘空间的浪费
因此，在规划磁盘时，需要考虑到主机的用途。如果文件比较小，那么块小一点，如果主机要存储大容量的文件，那么考虑到使用效率，当然块大一点会比较妥当。
在进行分区的时候，每个分区就是一个文件系统，而每个文件系统开始位置的那个块就称为超级快（superblock）.超级块的作用是用来存储文件系统的大小，空的和填满的块以及它们各自的总数和其他诸如此类的信息。这也就是说，要使用这一个分区（或文件系统）来进行数据的访问时，第一个要经过的就是超级块，所以超级块坏了，这个磁盘也就没有什么用了。
linux的文件系统：
在linux系统中，每个文件不仅有内容数据，还包括文件的各种属性，例如，所属用户组，所属用户，能否执行，文件建立时间，文件特殊属性等等。由于linux是一个多用户，多任务的操作系统，为了保护每个用户所拥有数据的隐秘性，具有多样化的文件属性是在所难免的。在标准的ext2文件系统中，将每个文件的内容分为两个部分来存储，一个是文件的属性，另一个则是文件的内容。考虑到这两方面的因素，ext2规划出inode与块来分别存储文件的属性（放在inode）与文件的内容（放置在块区中）。要将一个分区格式化成ext2时，就必须要指定inode与块的大小才行，也就是说，当分区格式化为ext2的文件系统时，它一定会有inode表块区域这连个区域。
块已经在前面说过了，它是数据存储的最小单位，inode是什么呢？块是记录文件内容数据的区域，inode则是记录该文件的属性，以及文件内容放置在哪一块内的信息。inode除了记录文件的属性外，同时还必须具有指针的功能，即指向文件内容放置的块之中，让操作系统可以正确获取文件的内容。下面几个是inode记录的信息：
- 该文件的拥有者与用户组（owner/group）;
- 该文件的访问模式（read/write/excute）;
- 该文件的类型（type);
- 该文件建立或状态改变的时间（ctime),最近一次的读取时间（atime），最近修改的时间（mtime）
- 该文件建立或状态改变的时间（ctime），最近一次的读取时间（atime）,最近修改的时间（mtime）
- 该文件的大小
- 定义文件属性的标志（flag）,如SetUID
- 该文件真正内容的指针。
一个块分区在ext2下会被格式化为inode表与块区域两个部分，例如读取/etc/crontab的流程为：
- 操作系统根据目录(/)的相关数据可获取/etc目录所在的inode，并读取/etc/这个目录的所有相关属性
- 根据/etc的inode的数据，可以获取/etc/目录下所有文件的关联数据是放置在哪一块中，并前往该块读取文件的关联性内容。
- 由上一个步骤的块中，可以知道crontab文件的inode所在地，并前往该inode
- 由上一个步骤的inode中，可以获取crontab文件的所有属性，并且前往有inode所指向的块区域，顺利获取crontab的文件内容。
查看根目录所记载的所有文件关联性数据：
注意，上面的 . 与 . . 都是连接到inode号码为2的那个inode
也就是说，/ 与其上层目录 . .都是指向一同一个inode号，两者是相同的。
在根目录所记载的文件关联性（在块内）得到/etc/inode号为3145729
查看/etc/内的文件关联性的数据：
此时就能对/etc/crontab找到关联性。
由此可知，目录的最大功能就是在提供文件的关联性，在关联性中，最主要的就是“文件名与inode的对应数据”。
另外关于ext2文件系统相关知识：
- ext2与ext3文件在建立时就已经设置好固定的inode数与块数目了。
- 格式linux的ext2文件系统，可以使用mke2fs程序来执行
- ext2允许的块的大小为1024,2048,4096字节
- 一个分区（文件系统）所能容纳的最大文件数与inode数量有关，因为一个文件至少占用一个inode
- 目录下的文件数如果太多，导致一个块无法容纳所有的关联数据，linux会给予该目录多个块，来继续记录关联数据。
- 通常inode数量设置为“分区的容量”除以“一个inode预计想要控制的容量”。
- 因为一个inode只记录一个文件属性，所以inode数量比块多是没有意义的。
- 块越小，inode数量越多，则可利用的空间越多，但大文件写入的效率较差；这种情况适合文件比较多但文件小的系统。
如果想知道某个文件系统的信息，可以使用dumpe2fs命令来读取
因为数据很多，所以略去了一些信息。在group0之前都是超级块的内容，记录了inode块的总数，group0之后的，则是说明各个位图及inode表与块区域等。通过这些记录，可以很轻松的知道哪些inode没有用，哪些块还可以记录，这样，在新增，建立文件与目录时，系统就根据这些记录将数据分别写入尚未使用的inode与块区域。不过，要注意的是，当我们新增一文件（目录）时：
- 根据inode位图/块位图的信息，找到尚未使用的inode与块，进而将文件的属性与数据分别记入inode与块。
- 将刚刚使用的inode与块的号码（number）告知超级块，inode位图，块位图等，让这些元数据更新信息
一般来说，我们将inode表与块的区域成为数据存放区域，其他的诸如超级块，块位图与inode位图等记录称为元数据（metadata）。
但是有没有考虑过这样的情形，文件在写入硬盘时，很可能因为未知原因导致系统中断（如突然停电，系统核心发生错误等），数据只记录到操作1，而操作2尚未进行，就会发生元数据与数据存放区不一致的情况。在早期的ext2文件系统中，如果发生这个问题，系统在重新启动的时候，就会通过超级块中记录的有效位与文件系统状态等，判断是否强制进行数据一致性检查。使用e2fsck程序来进行检查。不过这样的检查很费时，因为要针对元数据区域与实际数据存储区来进行比较，要搜索整个分区，系统会很忙。而且在对internet提供服务的服务器主机上，这样的检查会造成主机复原时间更长，非常麻烦，这也是为什么出现日志文件系统产生的原因之一。
在ext2的文件系统中，要写入文件时，会在数据存放区与元数据区域分别记录数据，当这两个动作无法一次完成是，就会造成不一致，此时操作系统就触发文件系统一致性检查，这样很费时，如果在文件系统中规划出一个块，专门记录写入或修改文件时的步骤，就可以简化一致性检查的步骤了，也就是说：
- 当系统写入一个文件的时候，先在日志记录块中记录：某个文件准备要写入磁盘了
- 开始写入文件的权限与数据
- 开始更新元数据的数据
- 完成数据与元数据的更新后，在日志记录块中完成该文件的记录
当数据记录过程中发生了问题，系统只要去检查日志记录块，就可以知道是哪个文件的问题，并针对该问题做一致性检查即可，而不必针对整块文件系统去检查，这样就可以快速修复文件系统了。这就是日志文件最基础的功能。ext2文件也可以通过ext3实现日志功能。
经过上述描述，我们知道了整个ext2/ext3的数据访问时通过日志与元数据以及数据存放区记录的， 为了加快真个linux系统的访问速度，linux通常采取异步处理的方式，当系统读取了某个文件，则该文件所在的块数据会加载到内存中，所以该磁盘块就会存放在主存储器的缓冲区中，如果这些块的数据被修改之后会存放在缓冲区中，所以我们把内存块中被修改的数据称之为“脏数据”，此时物理磁盘上的数据块还没有被修改，所以这些脏数据迟早要写回到磁盘上面，保证缓存和磁盘上数据的一致性。所以数据在内存中被修改后不会立即写入物理磁盘上面，因为内存的运行速度要比硬盘快很多，如果文件被连续访问，每次都要从硬盘读取，这样会降低linux的运行速度，所以才会使用异步方式处理数据。
前面提到的都是关于文件系统的概念，要能够使用linux，必须要“载入（mount）”linux系统，刚刚提到，目录可以记录文件名与inode的相关信息，并且与文件系统能够产生对应的入口点，因此，我们称那个入口点目录为“载入点（mount point）”.
linux支持的其他文件系统
虽然linux的标准文件系统是ext2,而且还增加了日志功能的ext3，事实上，linux还支持很多文件格式。近几年推出了集中速度很快的日志文件系统，包括SGI的XFS文件系统、可以适用于更小型文件的reiserfs文件系统，以及Windows的FAT文件系统等，都能被linux支持，常见的文件系统有：
- ext2/ext3/ext4/xfs/btrfs文件系统
磁盘的分区、格式化、检验与载入
对于系统管理员（root）而言，磁盘管理是相当重要的，如果服务器在系统里新增硬盘，需要做如下一些事情：
- 对磁盘分区，以建立可用的分区
- 对分区进行格式化，以建立系统可用的文件系统；
- 可对刚建立好的文件系统进行检验；
- 在linux系统上需要建立载入点（即目录），并将它载入。
在上述的过程中，还有很多需要考虑的事项，例如，分区大小如何规划，是否加入日志功能？，inode与块数量应该如何规划等。但是这些问题的决定，都需要根据主机用途来考虑。
那我们来学习如何为linux主机进行分区吧：
分区：fdisk
fdisk [-l] 设备名称
参数：
-l：输出后面接的设备所有的分区内容。若仅有fdisk –l时，将会把整个系统内能够搜索到的设备分区均列出来了，可以看出第二块硬盘/dev/sdb还没有分区呢。
接下来我们就对/dev/sdb第二块硬盘分区吧，执行fdisk /dev/sdb，输入“m”可以获取如图所示的命令以及相关说明
接着输入p ,可以输出当前磁盘的状态
我们创建一个新的分区吧：输入“n”
n：新增一个分区，如果已经有扩展分区，系统会问，要新增的是主分区还是逻辑分区，如果还没有扩展分区，系统就会问要新增主分区还是扩展分区。除此之外，如果已经用完4个主分区+扩展分区，那么就仅有逻辑分区可以选择。如果选择主分区，请按p，否则请按e （扩展分区）或 1（逻辑分区）;
p：由于选择为主分区，所以就会按下p
1-4：主分区只允许有4个，所以这里请按 1
w：存储离开。
最后输入p就可以看到刚刚我们创建的5G的主分区了。
接着在建立一个扩展分区：
建立一个逻辑分区，编号一定是从5开始的
现在可以查看系统上的分区情况了
通过这个例子可以清晰的看到，第一个逻辑分区是在5号，在fdisk完成之后，请记住使用mke2f格式化，如果操作有误，那么可以按”q”离开了。
现在对磁盘进行分区了，就可以对磁盘进行格式化了：
mke2fs [-bicLj] 设备名称
参数：
-b：可以设置每个块的大小，当前支持1024、2048、4096字节3种。
-i：给一个inode多少容量
-c：检查磁盘错误，仅执行一次 –c 时，会进行快速读取测试。
-L：可以指定卷标（Label）
-j：本来mke2fs是ext2,加上 -j后，会主动加入日志而成为ext3
举例说明：
将/dev/sdb5格式化为ext3,且名称为logical。
