1.文件系统特性
磁盘分区后还需要进行格式化后操作系统才能使用这个文件系统，为什么要格式化？
因为每个操作系统所设定的文件属性、权限不一样，因此需要将分区槽格式化，以成为操作系统能够利用的"文件系统格式"。
传统技术中，一个分区槽只能被格式化成为一个文件系统，所以我们可以说一个filesystem是一个partition。但由于新技术的发展，例如LVM与软件磁盘阵列(software raid)，可以将一个分区槽格式化为多个文件系统，也能将多个分区槽格式化为一个文件系统。所以说，通常我们称"一个可被挂载的数据为一个文件系统而不是一个分区槽"。
文件系统通常将操作系统的文件权限(rwx)和文件属性(拥有者、群组、时间参数等)分别存放在不同的区块，权限与属性放到inode中，至于实际数据放到data block中。另外，还有一个超级区块：
superblock：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。
inode：记录文件的权限与相关属性，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。
由于每个inode与block都有编号，而每个文件都会占用一个inode，inode内会放置有block号码，也就能够读文件的实际数据。如下图所示：
假设一个文件的属性与权限数据放到了inode4号，而这个inode记录了文件数据的实际放置点是2、7、13、15，操作系统就能够据此来排列磁盘的阅读顺序。这种数据存取方法我们称为"索引式文件系统"。
还有惯用的是"随身碟"，文件系统一般为FAT格式：
这个文件系统没有办法一口气知道4个block的号码，它得将每个block读出，才知道下一个block在哪。如果同一个文件数据写入的block分散的厉害，磁盘头就需要转好几圈才能完整读取到文件的内容。
Linux的EXT2文件系统(inode)
文件系统一开始就将inode与block规划好了，除非重新格式化，否则inode与block固定后就不再变动。但如果文件系统有几百GB时，所有的inode与block放置在一起时很不明智的。
所以，EXT2文件系统在格式化的时候基本上时区分为多个区块群组，每个群组都有自己独立的inode/block/superblock系统。如下图所示：
- data block
用来放置文件内容数据，在EXT2文件系统中所支持的block大小有1K、2K、4K三种。
除了大小限制还有什么限制？基本限制如下：
block的大小与数量在格式化完就不能在改变了
每个block内最多只能存放一个文件的数据
如果文件大于block的大小，则一个文件会占用多个block数量
如果文件小于block的大小，则该block的剩余容量就不能在被使用
- inode table
inode记录文件的属性以及该文件实际数据放置在哪个block内。inode记录的文件数据至少有以下这些：
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
该文件建立或状态改变的事件(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的特点：
数量与大小也是在格式化时就已经固定了
每个inode大小均固定为128bytes(新的ext4)
每个文件都只占用一个inode
文件系统能建立都文件数量与inode的数量有关
系统读取文件时需要先找到inode，并分析inode记录的权限与用户是否符合，符合才能开始实际读取block的内容
我们来分析以下EXT2的inode/block与文件大小的关系。inode要记录的数据非常多，但大小只有128bytes，而inode记录一个block号码要花掉4byte，假设我有一个文件有400MB且每个block为4K时，那么至少要10w个block号码记录。inode哪有这么多可记录的信息？为此我们系统将inode记录与block号码的区域定义为12个直接，1个间接，1个双间接，1个三间接记录区，结构如下所示：
假设我们以1K block大小来说明：
12个直接指向：12*1K=12K
直接指向就是直接存放的block的数据，总共可记录12笔
间接：256*1K=256K
拿到额外一个block专门存取block号码，每个block号码记录花去4bytes，1K的大小能记录256个block。
双间接：2562561K=256^2K
第一层block会指定256个第二层，每个第二层可以指定256个block号码
三间接：256256256*1K=256^3K
第一层block会指定256个第二层，每个第二层指定256个第三层，每个第三层指定256个block号码
- superblock
记录整个文件系统相关信息的地方，主要记录的信息有：
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或256bytes)
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，没被挂载就为1。
一般来说，supderblock大小为1024bytes
我们说一个文件系统应该只有一个superblock，但是后续的block group可能还会有superblock，这是为了防止superblock死掉，进行的备份。
- filesystem Description(文件系统描述说明)
这个区段描述每个block group的开始与结束的block号码，以及说明每个区段(superblock、bitmap、inodemap、data block)分别介于哪一个block号码之间。
block bitmap(区块对照表)
在新增文件的时候总会用到block，那怎么知道哪个block是空的呢，这就需要block bitmap的辅助了，能够快速找到可使用的空间。inode bitmap(inode对照表)
这个和block bitmap相似的功能。记录inode使用与未使用的号码。
2.文件系统与目录树
2.1 目录
在Linux下的文件系统建立一个目录时，文件系统会给该目录分配一个inode与至少一个block。其中，inode记录该目录的相关权限与属性，并可以记录分配到了哪块block号码；block记录了这个目录下的文件名与文件名占用的inode号码数据。
可以使用命令"ls -il"选项查看某个目录下的文件所占用的inode号码
[jumpserver@xxx tomcat-analysis]$ ls -il
total 108
239384 drwxr-xr-x. 2 jumpserver root 4096 Apr 2 14:12 bin
268848599 drwxr-xr-x. 3 jumpserver root 4096 Apr 3 10:41 conf
538441458 drwxr-xr-x. 2 jumpserver root 4096 Apr 2 14:12 lib
268848635 -rw-r--r--. 1 jumpserver root 56846 Sep 14 2016 LICENSE
537335010 drwxr-xr-x. 3 jumpserver root 4096 Apr 10 15:08 logs
268848636 -rw-r--r--. 1 jumpserver root 1239 Sep 14 2016 NOTICE
268848637 -rw-r--r--. 1 jumpserver root 8965 Sep 14 2016 RELEASE-NOTES
268848638 -rw-r--r--. 1 jumpserver root 16195 Sep 14 2016 RUNNING.txt
807646942 drwxr-xr-x. 2 jumpserver root 29 Apr 2 14:12 temp
239395 drwxr-xr-x. 9 jumpserver root 4096 Apr 4 10:26 webapps
268848634 drwxr-xr-x. 3 jumpserver root 21 Apr 3 10:31 work
2.2 文件
在Linux下的EXT2下建立一个一般文件时，EXT2会分配一个inode和相对于该文件大小的block数量给该文件。
例如：假设block为4KB，我们要建立一个100KB的文件，那么Linux将分配一个inode和25个block来存储该文件。注意：inode只有12个直接指向，因此还要多一个block来作为区块号码的记录。
2.3 目录树读取
inode本身并不记录文件名，文件名的记录在目录的block中。所以我们在第五章文件与目录的权限说明中，才会提到"新增、删除、更名文件名与目录的w权限有关"。
目录树是由根目录开始读起的，系统通过挂载的信息可以找到挂载点的inode号码，此时就能够得到根目录的inode内容，根据该inode读取根目录的block内的文件名数据，再一层一层向下读到正确的档名。例如：我们想读取"/etc/passwd"这个文件，系统由以下步骤：
[jumpserver@xxx tomcat-analysis]$ ll -di / /etc/ /etc/passwd
128 dr-xr-xr-x. 18 root root 4096 Aug 10 2018 /
16777345 drwxr-xr-x. 91 root root 8192 Mar 30 03:45 /etc/
18615857 -rw-r--r--. 1 root root 1613 Mar 15 15:53 /etc/passwd
[jumpserver@host-172-16-13-249 tomcat-analysis]$
-
- / 的inode：通过挂载点的信息找到inode号码为128的根目录inode，且inode规范的权限让我们可以读取该block的内容(由r、x)
-
- / 的block：经过上面步骤取得block号码，并找到该内容有/etc目录的inode号码(16777345)
-
- etc/ 的inode：读取16777345号inode得知root具有r、x的权限，因此可以读取etc/的block
4.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(18615857)
5.passwd的inode：读取18615857号inode得知root有r的权限，因此可以读取passwd的block内容
6.passwd的block：最后将该block内容的数据读出来
2.4 磁盘读取功能
当你的文件系统很大时，例如100GB，由于磁盘上面的数据总是来来去去，所以正规文件系统的文件通常无法连续卸载一起(block号码不会连续)，而是填入式的将数据填入未被使用的block中。这样就会有所谓的"文件数据离散"问题。
它导致的结果就是读取效率很低，因为磁盘读取头要在正规文件系统中反反复复的频繁读取。不过，你可以将整个文件系统的数据全部复制出来，将该系统重新格式化，再将数据复制回去可以解决这个问题。
EXT2/EXT3/EXT4 文件的存取与日志式文件系统的功能
假设我们想要新增一个文件，它的行为是怎样的呢？
1.先确定用户对想要新增文件的目录是否有w与x的权限；
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找到没有使用的block号码，并将实际数据写入block中，且更新的inode的block指向；
4.将刚刚写入的inode与block数据同步更新inode bitmap与block bitmap，并更新superblock的内容。
数据不一致的状态：正常情况下，新增可以顺利完成。如果在数据写入inode table及data block后突然停电等突发状况，最后一个superblock的同步更新步骤没有做完，此时就会发生metadata的内容与实际数据存放区产生不一致。
早期的EXT2中，如果发生这个问题，系统在重启的时候，就会把superblock记录的valid bit(是否有挂载)与filesystem state(是否clean)等状态来判断是否需要进行数据一致性检查。这样的检查真的很费时，metadata区域与实际数据存放区进行比对，要搜索整个filesystem！
日志式文件系统
为了避免上面的问题发生，后来想到一种方式：如果在我们的filesystem中规划出一个区块，该区块专门记录写入活修订文件的步骤：
1.预备：当系统要写入一个文件时，会先在日志记录区块中记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；开始更新metadata的数据。
3.结束：完成数据与metadata的更新后，在日志记录区块中完成该文件的记录。
EXT3/EXT4是EXT2的升级版本，并可向下兼容。我们可以用"dumpe2fs"查看输出的讯息，可以发现superblock里面含有journal处理日志区块的记录。
3.Linux文件系统的运作
3.1 大文件的运作
所有的数据要加载到内存后CPU才能对该数据进行处理。如果你编辑一个大文件，编辑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比内存慢很多，因此会常常等待磁盘的写入/读取效率！
为了解决整个问题，Linux使用的方式是异步处理(asynchronously)：
当系统加载一个文件到内存后，如果该文件没有被动过，则在内存区段的文件数据会被设定为干净(clean)的。但如果内存中但文件数据被改过，此时该内存的数据会被设定为脏的(Dirty)，此时所有的动作都还在内存中执行，并没有写入磁盘中。系统会不定时的将内存中设定为"Dirty"的数据写回磁盘。其实也就是缓冲的功能。
3.2 挂载点的意义
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成为"挂载"。
注意：挂载点一定是目录，该目录为进入该文件系统的入口。
举例来说，CentOS7.x应该有3个挂载点，分别是"/"，"/boot"，"/home"。如果我们观察这3个目录的inode号码，可以发现：
由于XFS文件系统最顶层的目录inode一般为128，因此可以发现"/"，"/boot"，"/home"为3个不同的fielsystem。(因为每行的文件属性不相同，并且3个目录挂载点也不同)。
4.XFS文件系统
CentOS7开始，预设的文件系统由EXT4变成了XFS文件系统。这是由于哪些原因？
4.1 EXT家族目前的问题：支持度最广，但格式化很慢！
EXT文件系统对于文件格式化处理，采用但是预先规划出所有的inode/block/metadata等数据。早期磁盘容量不大这个还没什么问题，但现在磁盘容量越来越大。光是系统要预先分配inode与block就要消耗很长很长时间了。
4.2 XFS文件系统配置
XFS在文件系统资料分布上，主要有3个部分：数据区(data section)、文件系统活动登录区(log section)、实时运作区(realtime section)。
- 1.数据区(data section)
像EXT家族一样，包括inode/datablock/superblock等，都放在这个区块。这个数据去与EXT的block group类似，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。
每个存储区又包含：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，才动态配置产生，所以格式化很快！。
- 2.文件系统活动登录区(log section)
主要来记录文件系统的变化。如果文件系统因为某些故障损毁时，系统会拿这个登录区来进行检验，查看系统挂掉前，文件系统正在做哪些动作。
- 3.实时运作区(realtime section)
有文件要被建立时，XFS会在这个区段里找一个或多个extent区块，将文件放置在这个区块内，等分配完成后，再写入data section的inode与block。extent区块的大小要在格式化的时候就先指定，最小4K最大1GB。
4.3 XFS文件系统的描述数据观察
有么有像EXT家族的dumpe2fs一样可以观察superblock内容的相关指令？我们可以用xfs_info。
第1行里面的isize指inode的容量，每个有256bytes大小。agcount是储存区群组的个数，一共是4个。agsize是指每个储存区具有65536个block。配合第4行的block设定为4K，因此整个文件系统的容量是4655364K这么大。
第2行sectsz指逻辑扇区(sector)的容量设定为512bytes。
第4行bsize指block的容量，每个block为4K，共有262144个block在这个文件系统内。
第5行第sunit与swidth与磁盘阵列第stripe相关性较高。下面说明。
第7行internal指这个登录区的位置在文件系统内，而不是外部设备的意思。占用4K*2560个block，总共月10MB的容量。
第9行的realtime区域，里面的extent容量为4K。目前没有使用。