了解一些常用的文件系统和一些基础定义
了解一些常用的文件系统和一些基础定义
基础定义:
文件系统就是在存储设备上组织文件的方法。而存储设备就是常见的磁盘，也有基于NAND Flash的固态硬盘等。对于组织文件的方法又分为命名文件及放置文件的逻辑存储和恢复等。文件管理系统则是操作系统中负责管理和存储文件信息的软件结构、简称文件系统、系统由三部分组成：文件系统的接口，对对象操纵和管理的软件集合，对象及属性。说的直白一些就是说文件系统就是在物理磁盘上进行文件的存储以及修改保护等操作、一系列的流程可以简化为文件的建立，存入，读出，修改，以及一些权限的控制等操作。//比如windows下的NTFS或者FAT32系统，他们的文件命名，以及文件的
具体的功能实现：
文件的系统是操作系统用于明确磁盘或分区上的文件的方法和数据结构；即在磁盘上组织文件的方法。也指用于存储文件的磁盘或分区，或文件系统种类。因此，可以说"我有2个文件系统"意思是他有2个分区，一个存文件，或他用 "扩展文件系统"，意思是文件系统的种类。
磁盘或分区和它所包括的文件系统的不同是很重要的。少数程序（包括最有理由的产生文件系统的程序）直接对磁盘或分区的原始扇区进行操作；这可能破坏一个存在的文件系统。大部分程序基于文件系统进行操作，在不同种文件系统上不能工作。
一个分区或磁盘在作为文件系统使用前，需要初始化，并将记录数据结构写到磁盘上。这个过程就叫建立文件系统。
大部分UNIX文件系统种类具有类似的通用结构，即使细节有些变化。其中心概念是超级块superblock,i节点inode,数据块data block，目录块directory block，和间接块indirection block。超级块包括文件系统的总体信息，比如大小（其准确信息依赖文件系统）。i节点包括除了名字外的一个文件的所有信息，名字与i节点数目一起存在目录中，目录条目包括文件名和文件的i节点数目。i节点包括几个数据块的数目，用于存储文件的数据。i节点中只有少量数据块数的空间，如果需要更多，会动态分配指向数据块的指针空间。这些动态分配的块是间接块；为了找到数据块，这名字指出它必须先找到间接块的号码。
UNIX文件系统通常允许在文件中产生孔，意思是文件系统假装文件中有一个特殊的位置只有0字节，但没有为这文件的这个位置保留实际的磁盘空间。这对小的二进制文件经常发生，Linux共享库、一些数据库和其他一些特殊情况。
孔有一定的用处。在笔者的系统中，一个简单的测量工具显示在200MB使用的磁盘空间中，由于孔，节约了大约4MB。在这个系统中，程序相对较少，没有数据库文件。
文件系统的功能包括：管理和调度文件的存储空间，提供文件的逻辑结构、物理结构和存储方法;实现文件从标识到实际地址的映射，实现文件的控制操作和存取操作，实现文件信息的共享并提供可靠的文件保密和保护措施，提供文件的安全措施。
文件的逻辑结构是依照文件的内容的逻辑关系组织文件结构。文件的逻辑结构可以分为流式文件和记录式文件。
流式文件：文件中的数据是一串字符流，没有结构。
记录文件：由若干逻辑记录组成，每条记录又由相同的数据项组成，数据项的长度可以是确定的，也可以是不确定的。
主要缺陷：数据关联差，数据不一致，冗余性
从代码看原理：
既然是编程人员，代码往往是帮助别人理解的最好方法。下面就给大家看看文件系统的代码，让大家理解一下。
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main.cpp
#include "blockinodesuperblock.h"
//-----------------------
intmain(){
control.open("control.txt", ios:: in | ios::out | ios::nocreate);
inti;
control >> i;
control.close();
if (i != 0) {//不为0就初始化
initial();
}
control.open("control.txt", ios:: in | ios::out | ios::nocreate);
control.seekp(0);
control << 0; //默认是上次基础上继续下去不用再初始化
control.close();
strcpy(curname, "root"); //当前目录文件名为root
road[0] = 0; //当前目录路径（存放从根目录到这里的结点号）
num = 1; //最后位road[num-1]为当前目录文件i结点号
cout << "请登陆系统\n";
while (!login()) //登陆为止
cout << "wrong!!!\n";
cout << "loginsuccess" << endl;
cout << "******Welcome" << auser << "******";
readsuper();
getcommand(); //命令解析函数
writesuper();
return0;
}blockinodesuperblock.h
intialloc() //申请一个i结点返回结点号否则返回-1
{
if (superblock.fiptr > 0)
{
inttemp = superblock.fistack[80 - superblock.fiptr]; //当前可用
superblock.fistack[80 - superblock.fiptr] = -1;
superblock.fiptr--;
returntemp;
}
return -1;
}
//----------------------
voidifree(intindex) //指定一个结点号，回收一个i结点
{
disk.open("disk.txt", ios:: in | ios::out | ios::nocreate); //清空结点
disk.seekp（ 514 + 64 * index + 2 * (index / 8）);
disk << setw（ 64） << '';
disk.close();
for (inti = 80 - superblock.fiptr; i < 80; i++) //结点号找到合适位置插入空闲结点号栈
{
if (superblock.fistack < index) //小于它的前移一位
{
superblock.fistack[i - 1] = superblock.fistack;
} else //放在第一个大于它的结点号前面
{
superblock.fistack[i - 1] = index;
break;
}
}
superblock.fiptr++;
}
//----------------------
/*成组链接法*/
intballoc() //申请一个盘块返回盘块号否则返回-1
{
inttemp = superblock.fbstack[10 - superblock.fbptr];
if (superblock.fbptr == 1） //是栈底了==>；是记录盘块了
{
//是最后记录盘块最后号0（保留作栈底分配不成功）
if (temp == 0)
{
return -1;
}
suprblock.fbstack[10 - superblock.fbptr] = -1;
superblock.fbptr = 0;
//盘块内容读入栈
for (inti = 0; i < 10; i++)
{
intid,
num = 0;
disk.open("disk.txt", ios:: in | ios::out | ios::nocreate);
//先计算盘块内容个数num（最多10），最后盘块可能不到10个
disk.seekg（ 514 * temp);
for (inti = 0; i < 10; i++)
{
disk >> id;
num++;
if (id == 0) break;
}
disk.seekg（ 514 * temp); //盘块内容读入栈
for (intj = 10 - num; j < 10; j++)
{
disk >> id;
superblock.fbstack[j] = id;
}
superblock.fbptr = num;
disk.close();
}
disk.open("disk.txt", ios:: in | ios::out | ios::nocreate); //清空回收盘块
disk.seekp（ 514 * temp);
disk << setw（ 512） << '';
disk.close();
//盘块使用掉
returntemp;
}
else //不是记录盘块==>；盘块使用掉
{
superblock.fbstack[10 - superblock.fbptr] = -1;
superblock.fbptr--;
returntemp;
}常见的文件系统简介
FAT
在Win 9X下，FAT16支持的分区最大为2GB。我们知道计算机将信息保存在硬盘上称为“簇”的区域内。使用的簇越小，保存信息的效率就越高。在FAT16的情况下，分区越大簇就相应的要大，存储效率就越低，势必造成存储空间的浪费。并且随着计算机硬件和应用的不断提高，FAT16文件系统已不能很好地适应系统的要求。在这种情况下，推出了增强的文件系统FAT32。同FAT16相比，FAT32主要具有以下特点：
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同FAT16相比FAT32最大的优点是可以支持的磁盘大小达到32GB，但是不能支持小于512MB的分区。
基于FAT32的Win 2000可以支持分区最大为32GB；而基于 FAT16的Win 2000支持的分区最大为4GB。
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由于采用了更小的簇，FAT32文件系统可以更有效率地保存信息。如两个分区大小都为2GB，一个分区采用了FAT16文件系统，另一个分区采用了FAT32文件系统。采用FAT16的分区的簇大小为32KB，而FAT32分区的簇只有4KB的大小。这样FAT32就比FAT16的存储效率要高很多，通常情况下可以提高15%。
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FAT32文件系统可以重新定位根目录和使用FAT的备份副本。另外FAT32分区的启动记录被包含在一个含有关键数据的结构中，减少了计算机系统崩溃的可能性
NTFS
NTFS文件系统是一个基于安全性的文件系统，是Windows NT所采用的独特的文件系统结构，它是建立在保护文件和目录数据基础上，同时照顾节省存储资源、减少磁盘占用量的一种先进的文件系统。使用非常广泛的Windows NT 4.0采用的就是NTFS 4.0文件系统，相信它所带来的强大的系统安全性一定给广大用户留下了深刻的印象。Win 2000采用了更新版本的NTFS文件系统NTFS 5.0，它的推出使得用户不但可以像Win 9X那样方便快捷地操作和管理计算机，同时也可享受到NTFS所带来的系统安全性。
NTFS 5.0的特点主要体现在以下几个方面：
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NTFS可以支持的分区（如果采用动态磁盘则称为卷）大小可以达到2TB。而Win 2000中的FAT32支持分区的大小最大为32GB。
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NTFS是一个可恢复的文件系统。在NTFS分区上用户很少需要运行磁盘修复程序。NTFS通过使用标准的事物处理日志和恢复技术来保证分区的一致性。发生系统失败事件时，NTFS使用日志文件和检查点信息自动恢复文件系统的一致性。
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NTFS支持对分区、文件夹和文件的压缩。任何基于Windows的应用程序对NTFS分区上的压缩文件进行读写时不需要事先由其他程序进行解压缩，当对文件进行读取时，文件将自动进行解压缩；文件关闭或保存时会自动对文件进行压缩。
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NTFS采用了更小的簇，可以更有效率地管理磁盘空间。在Win 2000的FAT32文件系统的情况下，分区大小在2GB～8GB时簇的大小为4KB；分区大小在8GB～16GB时簇的大小为8KB；分区大小在16GB～32GB时，簇的大小则达到了16KB。而Win 2000的NTFS文件系统，当分区的大小在2GB以下时，簇的大小都比相应的FAT32簇小；当分区的大小在2GB以上时（2GB～2TB），簇的大小都为4KB。相比之下，NTFS可以比FAT32更有效地管理磁盘空间，最大限度地避免了磁盘空间的浪费。
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在NTFS分区上，可以为共享资源、文件夹以及文件设置访问许可权限。许可的设置包括两方面的内容：一是允许哪些组或用户对文件夹、文件和共享资源进行访问；二是获得访问许可的组或用户可以进行什么级别的访问。访问许可权限的设置不但适用于本地计算机的用户，同样也应用于通过网络的共享文件夹对文件进行访问的网络用户。与FAT32文件系统下对文件夹或文件进行访问相比，安全性要高得多。另外，在采用NTFS格式的Win 2000中，应用审核策略可以对文件夹、文件以及活动目录对象进行审核，审核结果记录在安全日志中，通过安全日志就可以查看哪些组或用户对文件夹、文件或活动目录对象进行了什么级别的操作，从而发现系统可能面临的非法访问，通过采取相应的措施，将这种安全隐患减到最低。这些在FAT32文件系统下，是不能实现的。
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在Win 2000的NTFS文件系统下可以进行磁盘配额管理。磁盘配额就是管理员可以为用户所能使用的磁盘空间进行配额限制，每一用户只能使用最大配额范围内的磁盘空间。设置磁盘配额后，可以对每一个用户的磁盘使用情况进行跟踪和控制，通过监测可以标识出超过配额报警阈值和配额限制的用户，从而采取相应的措施。磁盘配额管理功能的提供，使得管理员可以方便合理地为用户分配存储资源，避免由于磁盘空间使用的失控可能造成的系统崩溃，提高了系统的安全性。
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NTFS使用一个“变更”日志来跟踪记录文件所发生的变更。
EXT系列
Ext2
Ext是 GNU/Linux 系统中标准的文件系统，其特点为存取文件的性能极好，对于中小型的文件更显示出优势，这主要得利于其簇快取层的优良设计。
其单一文件大小与文件系统本身的容量上限与文件系统本身的簇大小有关，在一般常见的 x86电脑系统中，簇最大为 4KB，则单一文件大小上限为 2048GB，而文件系统的容量上限为 16384GB。
但由于目前核心 2.4 所能使用的单一分割区最大只有 2048GB，实际上能使用的文件系统容量最多也只有 2048GB。
至于Ext3文件系统，它属于一种日志文件系统，是对ext2系统的扩展。它兼容ext2，并且从ext2转换成ext3并不复杂。
Ext3
Ext3是一种日志式文件系统，是对ext2系统的扩展，它兼容ext2。日志式文件系统的优越性在于：由于文件系统都有快取层参与运作，如不使用时必须将文件系统卸下，以便将快取层的资料写回磁盘中。因此每当系统要关机时，必须将其所有的文件系统全部shutdown后才能进行关机。
如果在文件系统尚未shutdown前就关机 （如停电） 时，下次重开机后会造成文件系统的资料不一致，故这时必须做文件系统的重整工作，将不一致与错误的地方修复。然而，此一重整的工作是相当耗时的，特别是容量大的文件系统，而且也不能百分之百保证所有的资料都不会流失。
为了克服此问题，使用所谓‘日志式文件系统(Journal File System) ’。此类文件系统最大的特色是，它会将整个磁盘的写入动作完整记录在磁盘的某个区域上，以便有需要时可以回溯追踪。
由于资料的写入动作包含许多的细节，像是改变文件标头资料、搜寻磁盘可写入空间、一个个写入资料区段等等，每一个细节进行到一半若被中断，就会造成文件系统的不一致，因而需要重整。
然而，在日志式文件系统中，由于详细纪录了每个细节，故当在某个过程中被中断时，系统可以根据这些记录直接回溯并重整被中断的部分，而不必花时间去检查其他的部分，故重整的工作速度相当快，几乎不需要花时间。
Ext4
Linux kernel 自 2.6.28 开始正式支持新的文件系统 Ext4。Ext4 是 Ext3 的改进版，修改了 Ext3 中部分重要的数据结构，而不仅仅像 Ext3 对 Ext2 那样，只是增加了一个日志功能而已。Ext4 可以提供更佳的性能和可靠性，还有更为丰富的功能：
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与 Ext3 兼容。执行若干条命令，就能从 Ext3 在线迁移到Ext4，而无须重新格式化磁盘或重新安装系统。原有 Ext3数据结构照样保留，Ext4作用于新数据，当然，整个文件系统因此也就获得了 Ext4 所支持的更大容量。
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更大的文件系统和更大的文件。较之 Ext3 目前所支持的最大 16TB 文件系统和最大 2TB 文件，Ext4分别支持 1EB（1,048,576TB， 1EB=1024PB， 1PB=1024TB）的文件系统，以及 16TB 的文件。
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无限数量的子目录。Ext3 目前只支持 32,000 个子目录，而Ext4支持无限数量的子目录。
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Extents。Ext3 采用间接块映射，当操作大文件时，效率极其低下。比如一个 100MB 大小的文件，在 Ext3 中要建立 25,600 个数据块（每个数据块大小为 4KB）的映射表。而Ext4引入了现代文件系统中流行的 extents 概念，每个 extent 为一组连续的数据块，上述文件则表示为“该文件数据保存在接下来的 25,600 个数据块中”，提高了不少效率。
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多块分配。当写入数据到 Ext3 文件系统中时，Ext3 的数据块分配器每次只能分配一个 4KB 的块，写一个 100MB 文件就要调用 25,600 次数据块分配器，而Ext4的多块分配器“multiblock allocator”（mballoc） 支持一次调用分配多个数据块。
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延迟分配。Ext3 的数据块分配策略是尽快分配，而Ext4和其它现代文件操作系统的策略是尽可能地延迟分配，直到文件在 cache 中写完才开始分配数据块并写入磁盘，这样就能优化整个文件的数据块分配，与前两种特性搭配起来可以显著提升性能。
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快速 fsck。以前执行 fsck 第一步就会很慢，因为它要检查所有的 inode，现在Ext4给每个组的 inode 表中都添加了一份未使用 inode 的列表，今后 fsck Ext4 文件系统就可以跳过它们而只去检查那些在用的 inode 了。
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日志校验。日志是最常用的部分，也极易导致磁盘硬件故障，而从损坏的日志中恢复数据会导致更多的数据损坏。Ext4的日志校验功能可以很方便地判断日志数据是否损坏，而且它将 Ext3 的两阶段日志机制合并成一个阶段，在增加安全性的同时提高了性能。
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“无日志”（No Journaling）模式。日志总归有一些开销，Ext4允许关闭日志，以便某些有特殊需求的用户可以借此提升性能。
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在线碎片整理。尽管延迟分配、多块分配和 extents 能有效减少文件系统碎片，但碎片还是不可避免会产生。Ext4支持在线碎片整理，并将提供 e4defrag 工具进行个别文件或整个文件系统的碎片整理。
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inode 相关特性。Ext4支持更大的 inode，较之 Ext3 默认的 inode 大小 128 字节，Ext4 为了在 inode 中容纳更多的扩展属性（如纳秒时间戳或 inode 版本），默认 inode 大小为 256 字节。Ext4还支持快速扩展属性（fast extended attributes）和 inode 保留（inodes reservation）。
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持久预分配（Persistent preallocation）。P2P 软件为了保证下载文件有足够的空间存放，常常会预先创建一个与所下载文件大小相同的空文件，以免未来的数小时或数天之内磁盘空间不足导致下载失败。Ext4在文件系统层面实现了持久预分配并提供相应的 API（libc 中的 posix_fallocate（）），比应用软件自己实现更有效率。
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默认启用 barrier。磁盘上配有内部缓存，以便重新调整批量数据的写操作顺序，优化写入性能，因此文件系统必须在日志数据写入磁盘之后才能写 commit 记录，若 commit 记录写入在先，而日志有可能损坏，那么就会影响数据完整性。Ext4默认启用 barrier，只有当 barrier 之前的数据全部写入磁盘，才能写 barrier 之后的数据。（可通过 "mount -o barrier=0" 命令禁用该特性。）
HFS
1 HFS文件系统概念
分层文件系统（Hierarchical File System，HFS）是一种由苹果电脑开发，并使用在Mac OS上的文件系统。最初被设计用于软盘和硬盘，同时也可以在在只读媒体如CD-ROM上见到。
2 HFS文件系统开发过程
HFS首次出现在1985年9月17日，作为Macintosh电脑上新的文件系统。它取代只用于早期Mac型号所使用的平面文件系统Macintosh File System（MFS）。因为Macintosh电脑所产生的数据，比其它通常的文件系统，如DOS使用的FAT或原始Unix文件系统所允许存储的数据更多。苹果电脑开发了一种新式更适用的文件系统，而不是采用现有的规格。例如，HFS允许文件名最多有31个字符的长度，支持metadata和双分支（每个文件的数据和资源支分开存储）文件。
尽管HFS象其它大多数文件系统一样被视为专有的格式，因为只有它为大多数最新的操作系统提供了很好的通用解决方法以存取HFS格式磁盘。
3 构成方式
分层文件系统把一个卷分为许多512字节的“逻辑块”。这些逻辑块被编组为“分配块”，这些分配块可以根据卷的尺寸包含一个或多个逻辑块。HFS对地址分配块使用16位数值，分配块的最高限制数量是65536。
组成一个HFS卷需要下面的五个结构：
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卷的逻辑块0和1是启动块，它包含了系统启动信息。例如，启动时载入的系统名称和壳（通常是Finder）文件。
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逻辑块2包含主目录块（Master Directory Block，简称MDB）。
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逻辑块3是卷位图（Volume Bitmap）的启动块，它追踪分配块使用状态。
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总目录文件（Catalog File）是一个包含所有文件的记录和储存在卷中目录的B*-tree。
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扩展溢出文件（Extent Overflow File）是当最初总目录文件中三个扩展占用后，另外一个包含额外扩展记录的分配块对应信息的B*-tree。
HFS+
编辑
在1998年，苹果电脑发布了HFS+，其改善了HFS对磁盘空间的地址定位效率低下，并加入了其它的改进。
HFS+文件系统相对于HFS文件系统的特点
(1)采用32bit 记录分配块数量
HFS 和HFS+文件系统对磁盘卷采用分块进行分配，将一个卷分成等大的分配块。HFS文件系统采用16bit 来记录分配块的数量，最多只能描述216个分配块。而对于HFS+文件系统，采用32bit 来记录分配块的数量，最多能描述232 个分配块。对于Mac 系统上的非空数据，都必须占用整数个分配块，也就是说，即使一个数据只有一个字节，也要占用一个分配块。而HFS+文件系统增大了每个卷分配块的数量，可以使分配块的单位空间更小，从而达到减少存储空间浪费的目的。
(2)目录树节点大小增加到4KB
HFS 文件系统的目录树节点大小为512 字节，由于HFS+文件系统目录树索引节点需要存储附加指针和节点描述符两个关键值，HFS+文件系统的目录树节点大小增加到4KB。
(3)单一文件大小得到提升
HFS 文件系统的单一文件大小上限为2^31bit，而HFS+文件系统的单一文件大小最大可达到2^63bit。
(4)支持长文件名
HFS 文件系统对文件名最长支持到31个字符，而HFS+文件系统对文件名采用Unicode编码，最长达到255个字符。
以上文章的内容是我理解后借阅资料整合出来的希望对你有所帮助。