一切都是文件，Linux通过VFS中间层，支持多种文件系统，对APP统一接口；
文件系统的本质是将用户数据和元数据(管理数据的数据)，组织成有序的目录结构。
1 EXT2文件系统总体存储布局
一个磁盘可以划为多个分区，每个分区必须先用格式化工具(某种mkfs)格式化成某种格式的文件系统，然后才能存储文件，格式化的过程会在磁盘上写一些管理存储布局信息。一个典型的ext格式化文件系统存储布局如下：
文件系统最小存储单位是Block，Block大小格式化时确定，一般4K；
启动块(BootBlock):
大小1K，是由PC标准规定的，用来存储磁盘分区信息和启动信息，任何文件系统都不能使用启动块。启动块之后才是EXT文件系统的开始；
超级块(Superblock)：
描述整个分区的文件系统信息，比如块大小，文件系统版本号，上次mount时间等；
超级块在每个块组的开头都有一份拷贝；
块组描述符表(GDT, Group Descriptor Table)
由很多块组描述符(Group Descriptor) 组成，整个分区分成多少个块组就对应多少个GD;
每个GD存储一个块组的描述信息，比如这个块组从哪里开始是inode表，哪里开始是数据块，空闲的inode和数据块还有多少个等。
和超级块类似，GDT在每个块组开头也有一份拷贝；
块位图（Block Bitmap）
用来描述整个块组中那些块空闲，本身占用一个块，每个bit代表本块组的一个块，bit为1表示对应块被占用，0表示空闲；
tips:
df命令统计整个磁盘空间非常快，因为只需要查看每个块组的块位图即可；
du命令查看一个较大目录会很慢，因为需要搜索整个目录的所有文件；
inode位图(inode Bitmap)
和块位图类似，本身占用一个块，每个bit表示一个inode是否空闲可用；
inode表(inode Table)
每个文件对应一个inode，用来描述文件类型，权限，大小，创建/修改/访问时间等信息；
一个块组中的所有inode组成了inode表；
Inode表占用多少个块，格式化时就要确定，mke2fs工具默认策略是每8K分配一个inode。
就是说当文件全部是8K时，inode表会充分利用，当文件过大，inode表会浪费，文件过小，inode不够用；
硬链接指向同一个inode；
数据块(Data Block)
a.常规文件：
文件的数据存储在数据块中；
b.目录
该目录下所有文件名和目录名存储在数据块中；
文件名保存在目录的数据块中，ls –l看到的其他信息保存在该文件的inode中；
目录也是文件，是一种特殊类型的文件；
c.符号链接
如果目标路径名较短，直接保存在inode中以便查找，如果过长，分配一个数据块保存。
d.设备文件、FIFO和socket等特殊文件
没有数据块，设备文件的主，次设备号保存在inode中。
2 实例解析文件系统结构：
用一个文件来模拟一个磁盘;
1.创建一个1M文件，内容全是0；
dd if=/dev/zero of=fs count=256 bs=4k
2.对文件fs格式化
格式化后的fs文件大小依然是1M，但内容已经不是全零。
3.用dumpe2fs工具查看这个分区的超级块和块组描述表信息
(base)
dumpe2fs 1.42.13 (17-May-2015)
Filesystem volume name: <none>
Last mounted on: <not available>
Filesystem UUID: a00715b2-528b-4ca6-8c2b-953389a5ab00
Filesystem magic number: 0xEF53
Filesystem revision #: 1 (dynamic)
Filesystem features: ext_attr resize_inode dir_index filetype sparse_super
large_file
Filesystem flags: signed_directory_hash
Default mount options: user_xattr acl
Filesystem state: clean
Errors behavior: Continue
Filesystem OS type: Linux
Inode count: 128
Block count: 1024
Reserved block count: 51
Free blocks: 986
Free inodes: 117
First block: 1
Block size: 1024
Fragment size: 1024
Reserved GDT blocks: 3
Blocks per group: 8192
Fragments per group: 8192
Inodes per group: 128
Inode blocks per group: 16
Filesystem created: Fri Aug 21 16:48:02 2020
Last mount time: n/a
Last write time: Fri Aug 21 16:48:02 2020
Mount count: 0
Maximum mount count: -1
Last checked: Fri Aug 21 16:48:02 2020
Check interval: 0 (<none>)
Reserved blocks uid: 0 (user root)
Reserved blocks gid: 0 (group root)
First inode: 11
Inode size: 128
Default directory hash: half_md4
Directory Hash Seed: e5c519af-d42e-43b5-bc8d-c67c5a79bcbe
Group 0: (Blocks 1-1023)
主 superblock at 1, Group descriptors at 2-2
保留的GDT块位于 3-5
Block bitmap at 6 (+5), Inode bitmap at 7 (+6)
Inode表位于 8-23 (+7)
986 free blocks, 117 free inodes, 2 directories
可用块数: 38-1023
可用inode数: 12-128
(base)
块大小1024字节，一共1024个块，第0块是启动块，第一个块开始才是EXT2文件系统，
Group0占据1到1023个块，共1023个块。
超级块在块1，GDT2，预留3-5，
块位图在块6，占用一个块，1024x8=8192bit，足够表示1023个块，只需一个块就够了；
inode bitmap在块7
inode表在8-23，占用16个块，默认每8K对应一个inode，共1M/8K=128个inode。每个inode占用128字节，128x128=16k
4用普通文件制作的文件系统也可以像磁盘分区一样mount到某个目录
$ sudo mount
-o loop选项告诉mount这是一个常规文件，不是块设备，mount会把它的数据当作分区格式来解释；
文件系统格式化后，在根目录自动生成三个字目录： ., …, lost+found
Lost+found目录由e2fsck工具使用，如果在检查磁盘时发生错误，就把有错误的块挂在这个目录下。
现在可以在/mnt 读写文件，umount卸载后，确保所有改动都保存在fs文件中了。
5.解读fs二进制文件
od –tx1 –Ax fs
*开头行表示省略全零数据。
000000开始的1KB是启动块，由于不是真正的磁盘，这里全零；
000400到0007ff是1KB的超级块，对照dumpe2fs输出信息对比如下：
超级块：
Ext2各字段按小端存储。
块组描述符
整个文件系统1M，每个块1KB，一共1024个块，除了启动块0，其他1-1023全部属于group0.
Block1是超级块，
块位图Block6，
inode位图Block7，
inode表从Block8开始，由于超级块中指出每个块组有128inode，每个inode大小128字节，因此共占用16个块（8-23）从Block24开始就是数据块。
查看块位图，6x1024=0x1800
前37位（ff ff ff ff 1f）已经被占用，空闲块是连续的Block38-1023=986 free blocks
查看inode位图，7x1024=0x1c00
已用11个inode中，前10个inode是被ext2文件系统保留的，其中第二个inode是根目录，第11个inode是lost+found目录。块组描述符也指出该组有两个目录，就是根目录和lost+found目录。
解析根目录的inode，地址Block8*1024+inode2(1*128)=0x2080
st_mode用八进制表示，包含了文件类型和权限，最高位4表示为文件类型目录，755表示权限，size是大小，说明根目录现在只有一个块。Links=3表示根目录有三个硬链接，分别是根目录下的.,
…和lost+found字目录下的…，
这里的Blockcount是以512字节为一个块统计的，磁盘最小读写单位一个扇区(Sector)512字节，而不是格式化文件系统时指定的块大小。所以Blockcount是磁盘的物理块数量，而不是分区的逻辑块数量。
根据上图Block[0]=24块，在文件系统中24x1024字节=0x6000，从od命令查找0x6000地址
目录数据块由许多不定长记录组成，每条记录描述该目录下的一个文件；
记录1，inode号为2，就是根目录本身，记录长12字节，文件名长度1(“.”)，类型2;
记录2，inode号为2，也是根目录本身，记录长12字节，文件名长度(“…”)，类型2;
记录3，inode号为11，记录长1000字节，文件名长度(”lost+found”)，类型2;
debugfs命令，不需要mount就可以查看这个文件系统的信息
debugfs fs
stat / cd ls 等
将fs挂载，在根目录创建一个hello.txt文件，写入内容”hello fs!”，重新解析根目录
查看块位图
可见前38bit被占用，第38块地址38x1027=0x9800
查看inode位图，7x1024=0x1c00
由图知，用掉了12个inode
查看根目录的数据块内容
debug fs查看t.txt属性
stat
t.txt文件inode号=12
Inode12的地址=Block8*1024+inode12(11*128)=0x2580
查看t.txt的inode
文件大小10字节=stlen(“hello fs!”)，数据块地址0x26x1024 = 0x9800
查看内容
3 数据块寻址
如果一个文件很大，有多个数据块，这些块可能不是连续存放的，那如何寻址所有块呢？
在上面根目录数据块是通过inode的索引项Blocks[0]找到的，实际上这样的索引项一共有15个，从Blocks[0]到Blocks[14]，每个索引项占4字节，前12个索引项都表示块编号，例如上面Blocks[0]保存块24，如果块大小是1KB，这样就可以表示12KB的文件，剩下的三个索引项Blocks[12]~
Blocks[14]，如果也这么用，就只能表示最大15KB文件，这远远不够。
实际上剩下的这3个索引项都是间接索引，Blocks[12]所指向的间接寻址块(Indirect
Block)，其中存放类似Blocks[0]这种索引，再由索引项指向数据块。假设块大小是b，那么一级间接寻址加上之前的12个索引项，最大可寻址b/4+12个数据块=1024/4+12=268KB的文件。
同理Blocks[13]作为二级寻址，最大可寻址(b/4)*(b/4)+12=64.26MB
Blocks[14]作为三级寻址，最大可寻址(b/4)*(b/4) *(b/4)+12=16.06GB
可见，这种寻址方式对于访问不超过12数据块的小文件，是非常快的。访问任意数据只需要两次读盘操作，一次读Inode，一次读数据块。
而访问大文件数据最多需要5次读盘操作，inode,
一级寻址块、二级寻址块、三级寻址块、数据块。
实际上磁盘中的inode和数据块往往会被内核缓存，读大文件的效率也不会太低。
在EXT4，支持Extents，其描述连续数据块的方式，可以节省元数据空间。
4 文件和目录操作的系统函数
Linux提供一些文件和目录操作的常用系统函数，文件操作命令比如ls,
cp,mv等都是基于这些系统调用实现的。
stat:
读取文件的inode, 把inode中的各种文件属性填入struct stat结构体返回；
假如读一个文件/opt/file，其查找顺序是
1.读出inode表中第2项，也就是根目录的inode，从中找出根目录数据块的位置
2.从根目录的数据块中找出文件名为opt的记录，从记录中读出它的inode号
3. 读出opt目录的inode，从中找出它的数据块的位置
4. 从opt目录的数据块中找出文件名为file的记录，从记录中读出它的inode号
5.读出file文件的inode
还有另外两个类似stat的函数：fstat(2)函数，lstat(2)函数
access(2)：
检查执行当前进程的用户是否有权限访问某个文件，access去取出文件inode中的st_mode字段，比较访问权限，返回0表示允许访问，-1不允许。
chmod(2)和fchmod(2)：
改变文件的访问权限，也就是修改inode中的st_mode字段。
chmod(1)命令是基于chmod(2)实现的。
chown(2)/fchown(2)/lchown(2):
改变文件的所有者和组，也就是修改inode中的User和Group字段。
utime(2):
改边文件访问时间和修改时间，也就是修改inode中的atime和mtime字段。touch(1)命令是基于utime实现的。
truncate(2)/ftruncate(2)：
截断文件，修改inode中的Blocks索引项以及块位图中的bit.
link(2)：
创建硬链接，就是在目录的数据块中添加一条记录，其中的inode号字段与源文件相同。
syslink(2)：
创建符号链接，需要创建一个新的inode，其中st_mode字段的文件类型是符号链接。指向路径名，不是inode，替换掉同名文件，符号链接依然可以正常访问。
ln(1)命令是基于link和symlink函数实现的。
unlink(2):
删除一个链接，如果是符号链接则释放符号链接的inode和数据块，清除inode位图和块位图中相应位。如果是硬链接，从目录的数据块中清除文件名记录，如果当前文件的硬链接数已经是1，还要删除它，同时释放inode和数据块，清除inode位图和块位图相应位，这时文件就真的删除了。
rename(2):
修改文件名，就是修改目录数据块中的文件名记录，如果新旧文件名不在一个目录下，则需要从原目录数据中清楚记录，然后添加到新目录的数据块中。mv(1)命令是基于rename实现的。
readlink(2):
从符号链接的inode或数据块中读出保存的数据。
rmdir(2):
删除一个目录，目录必须是空的(只含.和…)才能删除，释放它的inode和数据块，清除inode位图和块位图的相应位，清除父目录数据块中的记录，父目录的硬链接数减1，rmdir(1)命令是基于rmdir函数实现的。
opendir(3)/readdir(3)/closedir(3)：
用于遍历目录数据块中的记录。
目录，是一个特殊的文件，其存放inode号与文件名的映射关系；
5 VFS:
Linux支持各种文件系统格式，ext2,ext3,ext4,fat,ntfs,yaffs等，内核在不同的文件系统格式之上做了一个抽象层，使得文件目录访问等概念成为抽象层概念，对APP提供统一访问接口，由底层驱动去实现不同文件系统的差异，这个抽象层叫虚拟文件系统（VFS, Virtual Filesystem）。
File,dentry,inode,super_block这几个结构体组成了VFS的核心概念。
6 icache/dcache
访问过的文件或目录，内核都会做cache;
inode_cachep = kmem_cache_create()
dentry_cache=KMEM_CACHE()
这两个函数申请的slab可以回收，内存自动释放；
Linux配置回收优先级
(1).free pagecache:
echo 1 >>
(2)free reclaimable slab objects (includes dentries and inodes)
echo 2 >>
(3)free slab objects and pagecache:
echo 3 >>
7 fuse
Linux支持用户空间实现文件系统，fuse实际上是把内核空间实现的VFS支持接口，放到用户层实现。
