Linux Ext2

Ext2文件系统结构（inode & block）：

inode存放文件的用户权限，属性，以及记录文件数据使用到的block编号，一个inode大小为 128 bytes；
block负责存放文件的实际数据，大小有 1KB，2KB 和 4KB 可选；

• 每一个文件对应唯一的一个inode节点；
• 每一个inode下面可以有一个或多个block节点，取决于文件的大小；
• block节点一旦确定大小（有 1KB，2KB 和 4KB 可选）则无法改变（除非格式化该文件系统）；
• 一个block仅能对应单个文件（单个inode），如：单个文件大小为1KB，而block大小为4K，会造成磁盘空间的浪费（3KB无法为其他文件所用）；
  

当单个文件内容增大时，使用的block数量也会随之增加，然而inode仅仅能存放 32个block的编号（inode中一个编号占 4 bytes，故 128 / 4 = 32 个）；
尽管采用4KB大小的block存放文件数据，则32 * 4K = 128KB，这对于大多数文件来说，是远远不够的；

而Linux规定一个inode只能对应一个文件，所以不能申请更多的inode进行存放文件数据，因此该inode会指定其中的几个block作为存储其他block编号的容器；

假设当前使用的是 1KB 的block存放文件数据，则inode可以将其中的一个block作为inode的扩容区，即1KB全都用来存放其他block的编号，则可以多出 1024bytes / 4bytes = 256 个编号存放空间，而每个编号对应一个 1KB 大小的block，则文件大小可在原来基础上大致增大 256 * 1KB = 256KB的大小 (称之为一层间接)；

而存储编号的block中指定的block也可以继续用于存储编号，则又可扩容 256 * 256 * 1KB = 65536KB（二层间接）；一般来说，为了控制block数量，到了三层间接（即 256^3 * 1KB) 后就不再扩展了，这也是出于文件系统的IO性能考虑；

如何在ext2中读取某文件的数据？

例如要查看/etc/passwd文件的内容：

• 首先解析这个地址，根据挂载点信息先去找到根目录 “/” 所对应的文件系统inode，通过inode权限检查，访问其下的block内容；
• 在这个block中找到记录 “etc/” 所在inode的编号（假设为 2000）；
• 返回寻找编号为2000的inode，找到后进行inode权限检查，具有权限则进入到这个inode的block；
• 在编号为2000的inode的block查找passwd文件的inode编号（假设为30000）
• 返回寻找编号为30000的inode，并进行权限检查，通过则读取其下的block信息，其中的信息即为passwd内部存储的数据；

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硬链接：

由上述查找过程可知：要想查看某个文件的数据信息，则必须从目录着手，不断地找出inode编号才行；

那么也许存在这种情况：一个inode，同时被多个目录下的block所记录，造成在这些目录下也可以直接找到这个文件，这就叫做hard link（硬链接）；

而每增加一个硬链接，该文件inode的引用次数就会+1，这是个很重要的地方；

所以澄清一个概念：在使用 “rm [filename]” 命令来进行删除文件的时候，表面上看来我们是删除了某文件；
但实际上仅仅只是删除了名为[filename]的 文件名 ，使得当前目录下没有了这个 文件名 ；
换句话说，我们并没有直接去删除文件所对应的的inode，而是让这个inode所对应的 引用数-1 而已，当这个引用数量变为0的时候，系统才会去回收这个inode以及其对应的block；

所以这就是为什么硬链接可以在删除源文件的情况下，能正常使用的原因，因为inode依然存在于文件系统当中，只不过在源文件所在的目录下没有了这个 文件名 罢了；

需要注意的是：1. 硬链接不可以跨文件系统使用，因为inode； 2. 不能连接到目录；

软连接（windows快捷方式）：

软连接 不关联源文件的inode，而是直接依附在源文件的文件名上，通过将源文件的信息复制到本身，所以当文件名被删除了，这个软连接的文件也就无法打开了；

软连接会创建自己的inode，并且将读取到的数据写入到block中显示，但这些都是动态的，每次打开软连接文件的时候，它都会重新地去查找源文件读取最新的数据，这个过程一旦失败，则软连接文件也就无法使用了；

EXT3 & EXT4

• Ext3与Ext2的区别在于Ext3支持文件系统日志的记录，其余部分两者一致；
• Ext4较于前两者来说，支持的单个文件大小由16GB-2TB增长到了16GB-16TB，而文件系统总体大小由32TB 增长到 1EB（1024TB * 1024）

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FAT文件系统： 没有inode，block的编号由上一个block存储，不能一次性取出全部相关的block，性能上不如ext2

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当inode数量过多时，为了便于文件系统的管理，将inode及block分成对对应的blockgroup；

• Boot Sector： 启动扇区，安装引导装载程序，每个文件系统都有一个，用于制造多重引导环境；
• Superblock：大小为1KB，用于记录所有分组的inode和block数量，大小以及使用情况（已用和未用的）；
  各种时间（最后一次写入磁盘时间，最后一次检验磁盘时间fsck，文件挂载时间等）；
  validbit --> 为0代表文件系统已挂载， 为1则表示文件系统未挂载；
  因此Superblock存放于第一个分组的最前端，其他分组可能也存在Spuerblock，作为Superblock的备份使用；
• 文件系统描述（FIle System Description）： 记录每个group内block的开始与结束编号；
• 块对照表（block bitmap） ： 记录group内block 的使用情况，写入时能快速找到未被使用的block，删除数据后将block置为未使用；
• inode对照表（inode bitmap）： 同理，记录group内各inode的使用情况
• inode table： inode所在的区域，每个inode存在：1.用户权限（rwx）；2.文件所有者（owner/group）；3.文件大小；4.文件创建或修改时间（ctime）；5.最近一次读取时间（atime）；6.最近修改时间（mtime）；7.文件特性（SUID，GUID等）；8.内容指向（即指向block的pointer）
• data block： block所在区域；

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df 命令查看系统磁盘使用情况：

由上述的 superblock 可知，其内部管理了当前文件系统所有的分组信息，所以我们可以通过 superblock 内记载的信息快速地了解当前文件系统以及磁盘的使用情况；

[cocan@bogon ~]$ df -[ahikmHT] [filename/dirname]

-a： all，列出所有文件系统信息；
-k：以kb的容量单位来计量信息；
-m：以mb的容量单位来计量信息；
-h：自动转换容量计量单位（1024b ==> 1k , 1024k ==> 1m）；
-i：不用容量计量单位，改用inodes数量计量；
-H：转换计量单位（以1000b = 1k 来计量）；
-T：将分区所用的文件系统名称一并显示出来；

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du 命令评估文件系统所占磁盘容量

[cocan@bogon ~]$ du -[ahskm] [filename/dirname]

-a：all，列出所有文件与目录所占容量，默认仅显示当前目录下的目录；
-h、-k、-m：参考上述；
-s：直接列出总量，而不列出各别目录所占容量；