硬盤是由一個個圓形的盤片組全起來的汁汗，從物理特性上看衷畦，硬盤盤片的轉(zhuǎn)速越快，它的性能就越好知牌，而且我們的磁道越靠外部祈争，它的讀寫性能就越高，這是因為角寸，磁道越靠外部菩混，單位時間內(nèi)讀到的信息越多忿墅，所以一般把系統(tǒng)裝在硬盤的最外層分區(qū)中。

為了更直觀了解硬盤的分區(qū)及內(nèi)容沮峡，我們先看如下一張圖：

磁盤文件系統(tǒng).png

如下是對圖中每個字段的含義解釋

一個硬盤從外面到圓心畫一個個同心圓疚脐，不同的同心圓就是不同的磁道，一個磁道按512字節(jié)為單位邢疙，劃分為一個個的扇區(qū)棍弄，多個盤片的同一位置的同心圓組成一個柱面，分區(qū)時以柱面為單位
扇區(qū)：一個扇區(qū)為512節(jié)疟游，為最小的物理存儲單位
磁道：磁盤的同心圓
block：用文件系統(tǒng)格式化后呼畸，一個塊的大小，一般有1k颁虐，2k蛮原，4k為單位。

第0個盤面聪廉，0個柱面瞬痘，0個扇區(qū)
MBR
硬盤的第0個盤面，第0磁道板熊，第0扇區(qū)框全，這一個512字節(jié)最重要，MBR和操作系統(tǒng)無關(guān)干签，它是獨立于操作系統(tǒng)之外獨立存在的津辩。它分為三段：
A.Bootloader，占前面446字節(jié)容劳，是引導(dǎo)程序喘沿，引導(dǎo)你硬盤上的操作系統(tǒng)進行啟動
B.接下來64字節(jié)存儲分區(qū)表(partition table)信息，每16字節(jié)標(biāo)識一個分區(qū)
C.Magic number,占兩個字節(jié)竭贩，用來標(biāo)識此MBR是否有效

partition table:
因為這個只占64byte蚜印，每個分區(qū)占16byte，所以可以有四條分區(qū)記錄留量，這四條記錄為主分區(qū)或擴展分區(qū)窄赋，其中擴展分區(qū)還可以再分出邏輯分區(qū)
主分區(qū)與擴展分區(qū)之和最多是4個（硬盤的分區(qū)表64byte限制）
擴展分區(qū)最多只能有一個（操作系統(tǒng)限制）
邏輯分區(qū)是由擴展分區(qū)再分出來的分區(qū)

boot sector
一個分區(qū)的最前面1024個字節(jié)為boot sector，后面才是接superblock楼熄，它可以安裝引導(dǎo)裝載程序忆绰，利用它可以作出多重引導(dǎo)的環(huán)境

super block
記錄整個文件系統(tǒng)的整體信息，包括inode/block的總量可岂，使用量错敢，剩余量，以及文件系統(tǒng)的格式與相關(guān)信息

File system Description
描述每個block group的開始與結(jié)束的block號碼

block bitmap
通過block bitmap來記錄每個block的狀態(tài)缕粹，如是否被使用稚茅，這樣操作系統(tǒng)可以很快去找到空的block分配給新文件纸淮，刪除文件的過程只是標(biāo)記這個block沒有并使用，實際的文件內(nèi)容還是在的峰锁。

inode bitmap
與block bitmap類似萎馅，記錄每個inode的狀態(tài)，如是否已經(jīng)被使用虹蒋，這樣操作系統(tǒng)可以很快去找到空的inode分配給新文件糜芳，刪除文件的過程只是標(biāo)記該inode為未使用

inode table
由多個inode組成，一個文件占用一個inode魄衅，一個inode占用128byte峭竣，記錄文件的屬性，如
對應(yīng)文件的權(quán)限晃虫，對應(yīng)文件的屬主屬組皆撩，對應(yīng)文件的時間戳，對應(yīng)文件的大小哲银，
對應(yīng)文件內(nèi)容所存儲的block號碼
inode記錄一個block號需要花掉4byte扛吞，有12個直接指向block號碼，一個指向間接荆责，一個指向雙間接和一個指向三間接
所以如果一個block有1k滥比，它的文件內(nèi)容最大值為：
12個直接指向：121k=12K
一個間接：1k256=256k （記錄一個block需要4byte，故一個block能記錄256個block）
雙間接：1K256256=256^2K
三間接：1K256256*256=256^3k
所以總額為12+256+256²⁺²⁵⁶3=16843020K=16G

注意： 這面的inode并沒有保存文件名做院，文件名保存在目錄文件的inode所對應(yīng)的block中盲泛，目錄也是一種文件。
block的大小有1k键耕，2k寺滚，4k等，它實際記錄文件的內(nèi)容屈雄，大文件會占用多個block

用dumpe2fs命令可以查看superblock及每個block group的信息村视，如下：

Inode count: 128016
Block count: 512000
Free blocks: 453079
Free inodes: 127977
Block size: 1024
Inode size: 128

Group 0: (Blocks 1-8192) [ITABLE_ZEROED]
Checksum 0x5210, unused inodes 2014
Primary superblock at 1, Group descriptors at 2-3
Reserved GDT blocks at 4-259
Block bitmap at 260 (+259), Inode bitmap at 276 (+275)
Inode table at 292-545 (+291)
3820 free blocks, 2014 free inodes, 2 directories, 2014 unused inodes
Free blocks: 4373-8192
Free inodes: 19-2032
Group 1: (Blocks 8193-16384) [INODE_UNINIT, ITABLE_ZEROED]
Checksum 0x7f25, unused inodes 2032
Backup superblock at 8193, Group descriptors at 8194-8195
Reserved GDT blocks at 8196-8451
Block bitmap at 261 (+4294959364), Inode bitmap at 277 (+4294959380)
Inode table at 546-799 (+4294959649)
1090 free blocks, 2032 free inodes, 0 directories, 2032 unused inodes
Free blocks: 15295-16384
Free inodes: 2033-4064
Group 2: (Blocks 16385-24576) [INODE_UNINIT, ITABLE_ZEROED]
Checksum 0x1d68, unused inodes 2032
Block bitmap at 262 (+4294951173), Inode bitmap at 278 (+4294951189)
Inode table at 800-1053 (+4294951711)
0 free blocks, 2032 free inodes, 0 directories, 2032 unused inodes
Free blocks:
Free inodes: 4065-6096
Group 3: (Blocks 24577-32768) [INODE_UNINIT, ITABLE_ZEROED]
Checksum 0x4ef8, unused inodes 2032
Backup superblock at 24577, Group descriptors at 24578-24579
Reserved GDT blocks at 24580-24835
Block bitmap at 263 (+4294942982), Inode bitmap at 279 (+4294942998)
Inode table at 1054-1307 (+4294943773)
1789 free blocks, 2032 free inodes, 0 directories, 2032 unused inodes
Free blocks: 24836-26624
Free inodes: 6097-8128

因為super block損壞的話相當(dāng)于整個分區(qū)都用不了，所以可以看到superblock不僅在第一個block group有存在酒奶，它也同時備份在其它的block group中蚁孔，達(dá)到更安全的備份機制。

目錄樹
Linux是樹狀的文件結(jié)構(gòu)讥蟆，每個都從根開始，當(dāng)我們創(chuàng)建一個目錄時纺阔，系統(tǒng)會分配給它一個inode瘸彤，及一個data block，inode記錄了文件的屬性及data block的位置笛钝，而目錄data block則記錄著目錄下文件的inode及文件名對照表质况，大約如下

clipboard.png

當(dāng)我們ll -d 目錄時愕宋，會發(fā)現(xiàn)很多目錄的大小都寫著4096
[root@zejin240 /]# ll -d / /bin/ /etc/ /usr/ /boot
dr-xr-xr-x. 23 root root 4096 Oct 12 09:13 /
dr-xr-xr-x. 2 root root 4096 Oct 22 03:39 /bin/
dr-xr-xr-x. 5 root root 1024 Jul 15 2015 /boot
drwxr-xr-x. 124 root root 12288 Oct 31 10:48 /etc/
drwxr-xr-x. 14 root root 4096 Jun 23 17:40 /usr/

我們發(fā)現(xiàn)/boot目錄是1024，那是因為這個分區(qū)的塊大小為1k结榄，而其它目錄的分區(qū)大小為4k的緣故中贝，而/etc的大小為12288，說明這個目錄下文件很多臼朗，系統(tǒng)分配了三個block給它存存儲inode-文件名對照表邻寿。

那么當(dāng)我們讀取一個文件時，系統(tǒng)是怎樣找到我們的文件的呢视哑？
[root@zejin240 /]# ll -id /
2 dr-xr-xr-x. 23 root root 4096 Oct 12 09:13 /
[root@zejin240 /]# ll -id /var/
912129 drwxr-xr-x. 22 root root 4096 Jun 12 11:18 /var/
[root@zejin240 /]# ll -id /var/log/
913100 drwxr-xr-x. 15 root root 4096 Oct 31 10:48 /var/log/
[root@zejin240 /]# ll -id /var/log/messages
924361 -rw-------. 1 root root 147 Oct 31 10:48 /var/log/messages

例如當(dāng)我們要訪問/var/log/message這個文件時
首先系統(tǒng)通過掛載點找到/dev/sda2根目錄/的inode绣否，讀取到它的inode為2，然后查找inode為2對應(yīng)的data block塊挡毅，查找/var對應(yīng)的inode為912129
接下去讀取912129這個inode對應(yīng)的datablock蒜撮，發(fā)現(xiàn)/var/log這個文件的inode為913100，
接下再去讀取913100這個inode對應(yīng)的datablock跪呈，發(fā)現(xiàn)/var/log/message對應(yīng)的inode為924361段磨，接著讀取inode為924361對應(yīng)的datablock，最終獲得文件的內(nèi)容耗绿，
當(dāng)然每步在讀取inode對應(yīng)的datablock前都會驗證用戶的權(quán)限信息苹支。

當(dāng)我們創(chuàng)建一個文件時
系統(tǒng)會去分區(qū)中的inode bitmap找到一個未使用的inode，然后再掃描block bitmap找到一個示使用的data block缭乘，將兩者的對應(yīng)關(guān)系存儲在目錄的data block中沐序，供文件系統(tǒng)查詢調(diào)用

當(dāng)我們復(fù)制一個文件時
首先創(chuàng)建一個新的文件，并將原文件的data block的數(shù)據(jù)復(fù)制一份到新的文件的data block中

當(dāng)我們移動一個文件時
文件的移動只是路徑名改動了堕绩，如果在同一個分區(qū)中策幼，文件的inode及對應(yīng)的data block都沒有變動，所以速度極快奴紧。當(dāng)然如果跨不同的文件系統(tǒng)移動就會很慢了特姐。

當(dāng)我們刪除一個文件時
只是將目錄對inode-文件名對應(yīng)關(guān)系刪除，并且在inode bitmap及block bitmap標(biāo)記相應(yīng)的inode及block未使用黍氮，實際的data block內(nèi)容并沒有刪除唐含，這也是為什么刪除的文件能夠找回的原因。

當(dāng)我們硬鏈接一個文件時
只是在鏈接文件所在的目錄下多增加一條inode-文件對應(yīng)記錄沫浆，inode與原文件的inode一樣捷枯，并不會分配新的data block給硬鏈接文件。
特性：
1.不能跨文件系統(tǒng)創(chuàng)建
[root@localhost src]# ln redis-3.0.6.tar.gz /home/chenzejin/aa
ln: creating hard link /home/chenzejin/aa' =>redis-3.0.6.tar.gz': Invalid cross-device link

2.不能鏈接目錄
3.創(chuàng)建硬鏈接增加文件被硬鏈接的次數(shù)

當(dāng)我們軟鏈接一個文件時
在文件下新建一個文件专执，會分配一個inode及data block給新文件淮捆，而在data block中存放著原文件的路徑名，故該鏈接文件的大小為原文件路徑命名的字節(jié)大小。符號鏈接的數(shù)字權(quán)限都為777攀痊，這樣是為了保證任何用戶都可以找到該鏈接桐腌，但不是任何人都可以訪問它所指向的文件，由原文件的權(quán)限限定苟径。
特性：
1.可以應(yīng)用于目錄
2.可以跨文件系統(tǒng)創(chuàng)建
3.不會增加被鏈接文件的鏈接次數(shù)
4.其大小為指向的路徑所包含的字符個數(shù)

其它總結(jié)

文件系統(tǒng)
分區(qū)后我們需要對它進行管理操作案站，它是由文件系統(tǒng)這個軟件來完成的，用來管理磁盤上的內(nèi)容棘街，包括怎么寫蟆盐，如何讀的問題，一個分區(qū)對應(yīng)一個文件系統(tǒng)蹬碧，或者說一個文件系統(tǒng)就是一個分區(qū)舱禽。

磁盤分區(qū)
告訴操作系統(tǒng)該分區(qū)是在A柱面到B柱面之間的塊

各種接口在Linux的文件名為：
/dev/sd[a-p][1-15] 為SCSI,SATA,USB,FLASH等接口的磁盤文件名
/dev/hd[a-d][1-63] 為IDE接口的磁盤文件名

文件的block記錄文件的實際數(shù)據(jù)
目錄的block記錄該目錄下面文件名與其inode號碼對照表

硬鏈接只是在該目錄對應(yīng)的block增加一條記錄，記錄該文件名與鏈接文件的inode號碼恩沽，該inode與原文件相同誊稚，不會消耗新的block

軟鏈接也是在該目錄新建一個文件，這個文件的inode與原文件不同罗心，該文件對應(yīng)的data block存儲了原文件名里伯，所以軟件鏈接文件的大小就是原文件路徑名的長度