真是一個無情的搬運工
前言
本文同樣更新在私人公眾號上吨些，在此推廣一下歡迎大家關(guān)注：
公眾號會定期更新一些計算機系統(tǒng)的底層知識，爭取以最細節(jié)刁愿、最簡潔的方式幫助讀者理解系統(tǒng)的一些知識绰寞。
inode
文件儲存在硬盤上，硬盤的最小存儲單位叫做"扇區(qū)"（Sector）铣口。每個扇區(qū)儲存512字節(jié)（相當于0.5KB）滤钱。
操作系統(tǒng)讀取硬盤的時候，不會一個個扇區(qū)地讀取脑题，這樣效率太低件缸，而是一次性連續(xù)讀取多個扇區(qū)，即一次性讀取一個"塊"（block）叔遂。這種由多個扇區(qū)組成的"塊"他炊，是文件存取的最小單位。"塊"的大小已艰，最常見的是4KB痊末，即連續(xù)八個 sector組成一個 block。
- inode內(nèi)容
inode包含文件的元信息哩掺，具體來說有以下內(nèi)容：
* 文件的字節(jié)數(shù)
* 文件擁有者的User ID
* 文件的Group ID
* 文件的讀凿叠、寫、執(zhí)行權(quán)限
* 文件的時間戳，共有三個：ctime指inode上一次變動的時間盒件，mtime指文件內(nèi)容上一次變動的時間蹬碧，atime指文件上一次打開的時間。
* 鏈接數(shù)履恩，即有多少文件名指向這個inode
* 文件數(shù)據(jù)block的位置
- inode大小
inode也會消耗硬盤空間锰茉，所以硬盤格式化的時候呢蔫，操作系統(tǒng)自動將硬盤分成兩個區(qū)域切心。一個是數(shù)據(jù)區(qū)，存放文件數(shù)據(jù)片吊；另一個是inode區(qū)（inode table）绽昏，存放inode所包含的信息。
每個inode節(jié)點的大小俏脊，一般是128字節(jié)或256字節(jié)全谤。inode節(jié)點的總數(shù)，在格式化時就給定爷贫，一般是每1KB或每2KB就設(shè)置一個inode认然。假定在一塊1GB的硬盤中，每個inode節(jié)點的大小為128字節(jié)漫萄，每1KB就設(shè)置一個inode卷员，那么inode table的大小就會達到128MB，占整塊硬盤的12.8%腾务。
讀取文件的過程
- 首先毕骡，系統(tǒng)找到這個文件名對應(yīng)的inode號碼；
- 其次岩瘦，通過inode號碼未巫，獲取inode信息；
- 最后启昧，根據(jù)inode信息叙凡，找到文件數(shù)據(jù)所在的block，讀出數(shù)據(jù)密末。
硬鏈接
一般情況下狭姨，文件名和inode號碼是"一一對應(yīng)"關(guān)系，每個inode號碼對應(yīng)一個文件名苏遥。但是饼拍，Unix/Linux系統(tǒng)允許，多個文件名指向同一個inode號碼田炭。
這意味著师抄，可以用不同的文件名訪問同樣的內(nèi)容；對文件內(nèi)容進行修改教硫，會影響到所有文件名叨吮；但是辆布，刪除一個文件名，不影響另一個文件名的訪問茶鉴。這種情況就被稱為"硬鏈接"（hard link）锋玲。
ln命令可以創(chuàng)建硬鏈接: ln 源文件 目標文件
軟鏈接
文件A和文件B的inode號碼雖然不一樣，但是文件A的內(nèi)容是文件B的路徑涵叮。讀取文件A時惭蹂，系統(tǒng)會自動將訪問者導(dǎo)向文件B。因此割粮，無論打開哪一個文件盾碗，最終讀取的都是文件B。這時舀瓢，文件A就稱為文件B的"軟鏈接"（soft link）或者"符號鏈接（symbolic link）廷雅。
這意味著，文件A依賴于文件B而存在京髓，如果刪除了文件B航缀，打開文件A就會報錯："No such file or directory"。這是軟鏈接與硬鏈接最大的不同：文件A指向文件B的文件名堰怨，而不是文件B的inode號碼芥玉，文件B的inode"鏈接數(shù)"不會因此發(fā)生變化。
一個數(shù)據(jù)塊大小4KB诚些，則一個位圖塊可以表示410248個數(shù)據(jù)塊的使用情況飞傀，所以一個塊組中可存儲數(shù)據(jù)的大小是128MB（4 * 1024 * 8 * 4KB）
EXT-x文件系統(tǒng)中數(shù)據(jù)塊映射
Ext2/Ext3中數(shù)據(jù)塊映射方式：
于是inode
1024+ 1024^2 +1024^3+12=1,074,791,436
Extent學(xué)習(xí)記錄
Ext4中用extent樹代替了邏輯塊映射。使用extents诬烹，用一個struct ext4_extent結(jié)構(gòu)就可以映射多個數(shù)據(jù)塊砸烦，減少元數(shù)據(jù)塊的使用。
extent結(jié)構(gòu)是12個字節(jié)绞吁，所以你可以在每個inode中最多試用5個extent幢痘。然后，前12個字節(jié)是extent區(qū)(40到51字節(jié))家破，被一個extent頭結(jié)構(gòu)占用颜说，所以一個inode中實際上可以包含4個extent。
每個extent結(jié)構(gòu)中只有16個bit用來保存塊號汰聋，實際上门粪，最高位被保存了下來（最高位用來表示這個externt是“保存？預(yù)分烹困？”還是已經(jīng)初始化玄妈， 部分用于EXT4的預(yù)分配功能）。這意味著，一個extent最大只能包含2的15次方個塊拟蜻，當一個block為4k大小的時候绎签，即128MB。
128MB看起來足夠大了酝锅，但是當你的文件大于0.5G的時候诡必，這個文件就需要大于4個extent來保存整個block的索引∩Ρ猓或者爸舒，當你的文件很小，但是由很多不連續(xù)的片段組成阁谆。這些情況下碳抄，就需要用大于4個extent來組織文件愉老。
Extent并沒有非常詳細的了解场绿，后期有需要補充
Ext4中目錄項
Ext4文件系統(tǒng)中，一個目錄差不多是一個平面文件嫉入，映射任意長度的字符串到文件系統(tǒng)中的一個inode焰盗。文件系統(tǒng)中存在多個目錄項引用同一個inode——硬鏈接，這也是硬鏈接不能鏈接其他文件系統(tǒng)中的文件的原因咒林。
在目錄中并沒有存儲文件的數(shù)據(jù)信息熬拒，而只是存儲了一個類似C語言指針的東東，這個東東就是文件的inode id垫竞。而目錄中的子目錄數(shù)據(jù)和文件數(shù)據(jù)仍然是平鋪在磁盤上的澎粟。這樣，在目錄中通過這個指針就可以輕易的找到文件的數(shù)據(jù)欢瞪，而且目錄的數(shù)據(jù)和文件的數(shù)據(jù)組織也變得非常簡單活烙。
目錄本質(zhì)上也是一個文件，只不過其中存儲的數(shù)據(jù)是關(guān)于子目錄和文件的名稱信息
那么這個大數(shù)組中的元素是什么呢遣鼓？就是圖6所示的這個結(jié)構(gòu)體啸盏。從該結(jié)構(gòu)體可以看出，每一項內(nèi)容包括inode的id骑祟、該結(jié)構(gòu)體的大小回懦、文件（子目錄）名大小和文件名等信息。在檢索目錄內(nèi)容的時候次企，其實就是根據(jù)文件名獲得inode的id怯晕，然后在根據(jù)該id從inode表中獲得inode（文件）的詳細信息。
目錄查詢加速
在Ext4文件系統(tǒng)中這個索引是通過一個成為哈希樹（多叉樹）的方式實現(xiàn)的缸棵，其中Key為文件名的哈希值舟茶，而Value則是具體的數(shù)據(jù)位置（磁盤塊位置）。由于Key是有序的，因此查找非常方便稚晚，也就是可以通過文件名快速的找到ext4_dir_entry_2崇堵，然后可以找到inode信息。
超級塊
在Linux操作系統(tǒng)的文件系統(tǒng)中客燕，超級塊相當于文件系統(tǒng)的地圖鸳劳。在超級塊中保存著文件系統(tǒng)的屬性信息余素、磁盤布局和資源使用情況等信息垦写。文件系統(tǒng)通過超級塊了解磁盤的布局谢翎，查找已用和可用資源等赤屋。超級塊又相當于入口伶授，文件系統(tǒng)的操作通常從超級塊開始
struct super_block {
746 struct list_head s_list; /* Keep this first */
747 kdev_t s_dev;
748 unsigned long s_blocksize;
749 unsigned char s_blocksize_bits;
750 unsigned char s_dirt;
751 unsigned long long s_maxbytes; /* Max file size */
752 struct file_system_type *s_type;
753 struct super_operations *s_op;
754 struct dquot_operations *dq_op;
755 struct quotactl_ops *s_qcop;
756 unsigned long s_flags;
757 unsigned long s_magic;
758 struct dentry *s_root;
759 struct rw_semaphore s_umount;
760 struct semaphore s_lock;
761 int s_count;
762 atomic_t s_active;
763
764 struct list_head s_dirty; /* dirty inodes */
765 struct list_head s_locked_inodes;/* inodes being synced */
766 struct list_head s_files;
767
768 struct block_device *s_bdev;
769 struct list_head s_instances;
770 struct quota_info s_dquot; /* Diskquota specific options */
771
772 union {
773 struct minix_sb_info minix_sb;
774 struct ext2_sb_info ext2_sb;
775 struct ext3_sb_info ext3_sb;
776 struct hpfs_sb_info hpfs_sb;
777 struct ntfs_sb_info ntfs_sb;
778 struct msdos_sb_info msdos_sb;
779 struct isofs_sb_info isofs_sb;
780 struct nfs_sb_info nfs_sb;
781 struct sysv_sb_info sysv_sb;
782 struct affs_sb_info affs_sb;
783 struct ufs_sb_info ufs_sb;
784 struct efs_sb_info efs_sb;
785 struct shmem_sb_info shmem_sb;
786 struct romfs_sb_info romfs_sb;
787 struct smb_sb_info smbfs_sb;
788 struct hfs_sb_info hfs_sb;
789 struct adfs_sb_info adfs_sb;
790 struct qnx4_sb_info qnx4_sb;
791 struct reiserfs_sb_info reiserfs_sb;
792 struct bfs_sb_info bfs_sb;
793 struct udf_sb_info udf_sb;
794 struct ncp_sb_info ncpfs_sb;
795 struct usbdev_sb_info usbdevfs_sb;
796 struct jffs2_sb_info jffs2_sb;
797 struct cramfs_sb_info cramfs_sb;
798 void *generic_sbp;
799 } u;
800 /*
801 * The next field is for VFS *only*. No filesystems have any business
802 * even looking at it. You had been warned.
803 */
804 struct semaphore s_vfs_rename_sem; /* Kludge */
805
806 /* The next field is used by knfsd when converting a (inode number based)
807 * file handle into a dentry. As it builds a path in the dcache tree from
808 * the bottom up, there may for a time be a subpath of dentrys which is not
809 * connected to the main tree. This semaphore ensure that there is only ever
810 * one such free path per filesystem. Note that unconnected files (or other
811 * non-directories) are allowed, but not unconnected diretories.
812 */
813 struct semaphore s_nfsd_free_path_sem;
814 }
s_list：指向超級塊鏈表的指針涮因，這個struct list_head是很熟悉的結(jié)構(gòu)了拒迅，里面其實就是用于連接關(guān)系的prev和next字段沥寥。
內(nèi)核中的結(jié)構(gòu)處理都是有講究的(內(nèi)核協(xié)議棧中也說過)颤练，內(nèi)核單獨使用一個簡單的結(jié)構(gòu)體將所有的super_block都鏈接起來既忆，但是這個結(jié)構(gòu)不是super_block本身，因為本身數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)太大嗦玖，效率不高患雇，所有僅僅使用
struct
{
list_head prev;
list_head next;
}
這樣的結(jié)構(gòu)來將super_block中的s_list鏈接起來，那么遍歷到s_list之后宇挫，直接讀取super_block這么長的一個內(nèi)存塊苛吱，就可以將這個
super_block直接讀進來！這樣就很快捷方便器瘪！這也是為什么s_list必須放在第一個字段的原因翠储。
s_dev：包含該具體文件系統(tǒng)的塊設(shè)備標識符。例如橡疼，對于 /dev/hda1援所，其設(shè)備標識符為 0x301
s_blocksize：文件系統(tǒng)中數(shù)據(jù)塊大小，以字節(jié)單位
s_blocksize_bits：上面的size大小占用位數(shù)衰齐，例如512字節(jié)就是9 bits
s_dirt：臟位任斋，標識是否超級塊被修改
s_maxbytes：允許的最大的文件大小(字節(jié)數(shù))
struct file_system_type *s_type：文件系統(tǒng)類型(也就是當前這個文件系統(tǒng)屬于哪個類型？ext2還是fat32)
要區(qū)分“文件系統(tǒng)”和“文件系統(tǒng)類型”不一樣耻涛！一個文件系統(tǒng)類型下可以包括很多文件系統(tǒng)即很多的super_block废酷，后面會說！
struct super_operations *s_op：指向某個特定的具體文件系統(tǒng)的用于超級塊操作的函數(shù)集合
struct dquot_operations *dq_op：指向某個特定的具體文件系統(tǒng)用于限額操作的函數(shù)集合
struct quotactl_ops *s_qcop：用于配置磁盤限額的的方法抹缕，處理來自用戶空間的請求
s_flags：安裝標識
s_magic：區(qū)別于其他文件系統(tǒng)的標識
s_root：指向該具體文件系統(tǒng)安裝目錄的目錄項
s_umount：對超級塊讀寫時進行同步
s_lock：鎖標志位澈蟆，若置該位，則其它進程不能對該超級塊操作
s_count：對超級塊的使用計數(shù)
s_active：引用計數(shù)
s_dirty：已修改的索引節(jié)點inode形成的鏈表卓研，一個文件系統(tǒng)中有很多的inode趴俘，有些inode節(jié)點的內(nèi)容會被修改睹簇，那么會先被記錄，然后寫回磁盤寥闪。
s_locked_inodes：要進行同步的索引節(jié)點形成的鏈表
s_files：所有的已經(jīng)打開文件的鏈表太惠，這個file和實實在在的進程相關(guān)的
s_bdev：指向文件系統(tǒng)被安裝的塊設(shè)備
u：u 聯(lián)合體域包括屬于具體文件系統(tǒng)的超級塊信息
s_instances：具體的意義后來會說的！(同一類型的文件系統(tǒng)通過這個子墩將所有的super_block連接起來)
s_dquot：磁盤限額相關(guān)選項
文件系統(tǒng)中的各個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)源碼：
https://www.cnblogs.com/linux-xin/p/8126999.html
