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=4k2. 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) leon\@pc:\~/nfs/linux\$ dumpe2fs fsdumpe2fs 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) leon\@pc:\~/nfs/linux\$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 fs /mnt/-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
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
- 读出 opt 目录的 inode，从中找出它的数据块的位置
- 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 >> /proc/sys/vm/drop_caches(2)free reclaimable slab objects (includes dentries and inodes)
echo 2 >> /proc/sys/vm/drop_caches(3)free slab objects and pagecache:
echo 3 >> /proc/sys/vm/drop_caches7 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。
