关于Linux文件系统的的简单理解和认识-20160730

关于Linux文件系统的的简单理解和认识

关于文件系统的运作,这与操作系统带的档案数据有关。例如Linux操作系统的档案权限(rwx)与文件属性(拥有者,群组,时间参数等)。文件系统通常会将这两部分的数据分别存放在不同的区块,权限与属性放置到inode中,至于实际数据则放置到date block区块中,另外,还有一个超级块区(super block)会记录整个文件系统的整体信息,包含inodeblock的总量,使用量,剩余量等。

每个inodeblock都有编号,至于这三个数据的意义可以简单说明如下:

super block :记录filessystem的整体信息,包括inode/block的总量,使用量,剩余量,以及文件系统的格式与相关信息等;#这个文件系统对应的是一个分区,应该可以这样理解

Inode 表:记录档案的属性,一个档案占用一个inode号,同时记录此档案的数据所在的block号码;

Block :实际记录档案的内容,若档案太大时,会占用多个block

如果当一个分区分的容量分得比较大,所有的inode  block superblock统一管理不是很方便,所以我们有在分区上存在分组的概念,把一个分区我们分成多个区块群组,不同的区块群组管理自身的inode  block  superblock

 111.png

 

 

 

 

Inode  table inode 表格)

格式化分区的时候inode的数量和大小128bytes就已经固定)

数据内容:

该文件的权限(rwx);

该文件的拥有者与群组;

该文件的容量;

该文件建立或状态改变的时间(ctime);

最近一次的读取时间(atime);

最近修改的时间(mtime);

文件特定的标志(SUID SGID STICK

该文件真正内容的指向(指向block

11.png 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 

 Inode表的数据结构,表前面为文件的元数据基本信息,后面就是数据指向,如果文件太大有400M,分区的block大小假如为4K,由于inode表的容量有限 128字节,不可能有那边多的空间指针指向数据的block,通常情况下,一个inode表有12个直接数据指向,再就是间接指向,两间接指向,三间接指向

直接数据指向:一个指向只能指向一个block,所以12个直接指向只能代表48K的数据;

间接指向:间接指向指向一个block,该block上有1024的直接指向可以指向block,故一个间接指向可以表示4M的数据;

两重间接指向:相当与开始指向一个block1024个间接指向指向block,每个block又有1024个直接指向数据块,所以可以表示:4K*1024*1024=4G

三重间接指向:通过以上推理,一个三重间接指向可以代表 4T的数据;

 

# 由于inode的表容量有限,所以导致每个inode的表示的空间是有上限的,也就导致不同文件系统的单个分区容量也有上限.

 

 

 

 

superblock超级区块

Superblock是记录整个filesysytem相关信息的地方,没有Superblock,就没有文件系统,它记录的信息主要有:

Blockinode的总量;

未使用与已使用的block/inode数量;

Blockinode的大小(block1 2 4 K ,inode128bytes

文件系统的挂载时间,最近一次写入数据的时间,最近一次检验磁盘的时间等文件系统的相关信息;

一个valid bit数值,若此文件系统已被挂载,则 valib bit 0 ,若未被挂载,则valid bit1

注意:dumpe2fs可以查看相关信息。superblock超级区块可能在不同的群组上存在,其它的superblock 超级区块为备份的超级区块。

 

文件系统描述说明

这个区段可以描述每个block group 的开始与结束的block,以及说明每非区段分别存储与哪一个block号码之间。

 

Block bitmap(区块对照表)

如果你想要新增文件时总会用到block,但是需要使用哪一个block来记录呢?怎么知道哪些block是空的呢?从block bitmap中我们可以知道哪些block是空的,当删除一些数据,block bitmap表会记录block的标志位未使用,下次有数据存储时,就可以覆盖此处的block

 

 

 

dumpe2fs /dev/sda1  来看看超级块中的数据信息

(好像只有ext系列的文件系统才可以使用本工具,请不在要xfs文件系统上使用该命令)

 

 

 

 

[root@love681 ~]# dumpe2fs  /dev/sda1 
dumpe2fs 1.41.12 (17-May-2010)
Filesystem volume name:   <none>
Last mounted on:          /boot   #分区挂载点
Filesystem UUID:          0ae2a047-9dd6-4bb1-a284-818f971865ea
Filesystem magic number:  0xEF53
Filesystem revision #:    1 (dynamic)
Filesystem features:      has_journal ext_attr resize_inode dir_index filetype needs_recovery extent flex_bg sparse_super huge_file uninit_bg dir_nlink extra_isize
Filesystem flags:         signed_directory_hash 
Default mount options:    user_xattr acl
Filesystem state:         clean
Errors behavior:          Continue
Filesystem OS type:       Linux
Inode count:              51200    #inode数量
Block count:              204800   # block数量
Reserved block count:     10240
Free blocks:              160134   #空闲的block数量
Free inodes:              51162    #空闲的是inode数量   
First block:              1
Block size:               1024     #block单元大小为1K
Fragment size:            1024
Reserved GDT blocks:      256
Blocks per group:         8192     #一个群组中block的数量
Fragments per group:      8192
Inodes per group:         2048    #一个群组中inode的数量
Inode blocks per group:   256
Flex block group size:    16
Filesystem created:       Fri Jul 22 15:51:06 2016
Last mount time:          Mon Jul 25 11:28:22 2016
Last write time:          Mon Jul 25 11:28:22 2016
Mount count:              6
Maximum mount count:      -1
Last checked:             Fri Jul 22 15:51:06 2016
Check interval:           0 (<none>)
Lifetime writes:          43 MB
Reserved blocks uid:      0 (user root)
Reserved blocks gid:      0 (group root)
First inode:              11
Inode size:           128   #inode单位大小128个字节
Journal inode:            8
Default directory hash:   half_md4
Directory Hash Seed:      9e14b616-ea5a-4fa3-b9ea-5c1ef844f87d
Journal backup:           inode blocks
Journal features:         (none)
Journal size:             4096k
Journal length:           4096
Journal sequence:         0x0000001b
Journal start:            0
 
 
Group 0: (Blocks 1-8192) [ITABLE_ZEROED]
  Checksum 0x5827, unused inodes 2010
  Primary superblock at 1, Group descriptors at 2-2  #超级块的位置,群组描述符的位置
  Reserved GDT blocks at 3-258  #
  Block bitmap at 259 (+258), Inode bitmap at 275 (+274) #区块对应表位置,inode对应表的位置
  Inode table at 291-546 (+290)  #inode表的位置
  3785 free blocks, 2010 free inodes, 6 directories, 2010 unused inodes
  Free blocks: 4408-8192
  Free inodes: 39-2048
Group 1: (Blocks 8193-16384) [INODE_UNINIT, ITABLE_ZEROED]
  Checksum 0xa798, unused inodes 2048
  Backup superblock at 8193, Group descriptors at 8194-8194
  Reserved GDT blocks at 8195-8450
  Block bitmap at 260 (+4294959363), Inode bitmap at 276 (+4294959379)
  Inode table at 547-802 (+4294959650)
  390 free blocks, 2048 free inodes, 0 directories, 2048 unused inodes
  Free blocks: 15995-16384
  Free inodes: 2049-4096

 

 

目录的存储方式

ext文件系统中,当新建一个目录,ext系统会分配一个inode与至少一块block给该目录,其中inode记录该目录的相关权限与属性,并记录分配到的那块block号码,而block则是记录在这个目录下的文件名和该文件名占用inode的号码数据,就如下:

Inode number

文件名

654789

1.txt

654790

2.txt

654800

3.txt

 

 

普通文件存储的方式:

ext文件系统中,新建一个普通文件时,ext文件系统会分配一个inode与相对于该文件大小的block数量给该文件。例如:该文件的大小为100Kbytes,假如一个block大小为4kbytes,这inode需要记录25block与之对应,为什么是25个,由于inode12个直接指向,合计48kbytes,设置于的使用一个间接指向block,由该block存储剩余的文件。

 

目录树的读取

以上我们大概可以了解到,inode表中并不记录文件名与数据的对应关系,inode表记录文件的基本属性和block指向,指向的block中记录文件名和inode的对应关系。

由于目录树是又根目录开始的,因此新系统透过挂载的信息可以找到挂载点的inode号码(通常一个filesysytem的最顶层是inode号码由2号开始的,其实不知道是从2号开始的),因此只要读取到根的inode内容,就可以读取到该inode对应的block的数据,可以找到该目录下文件会目录对应inode的对相应关系。

 

 

举例说明:

如果我们想要读取/etc/passed这个文件的内容,系统是如何读取的呢?

[root@wCentos7 ~]# ll -di /etc/  /etc/passwd /
      128 dr-xr-xr-x.  18 root root 4096 Jul 21 11:34 /
134313217 drwxr-xr-x. 129 root root 8192 Jul 30 12:53 /etc/
136822215 -rw-r--r--.   1 root root 2525 Jul 30 10:44 /etc/passwd

 

如上图,在我的实验的电脑上 / indoe号是128etc目录的inode号是 13431327,文件passed inode号是136822215,我们来看看数据的读取过程:

 

1.通过挂载点获得 /  inode号为128,(其实到底是通过说明方法获取到 / inode现在确实不了解),读取128 inode的数据内容,读取到对于执行程序的用户 root 权限时 ( r-x,就可以去读取inode对应的block的信息;

2. / block记录的是该目录下所有的文件名称与之inode的对应关系,在block中找到 etc/与之对应的inode13431327 ,则再去找13431327  inode号码;

3. Etc/inode 号找到并且读取数据内容 读取权限为(rwx),即可读取到 block指向数据,程序执行者再去读取block的数据内容;读取到 passwd 对应的inode号码为 136822215 ,进而 去查找 136822215 inode表;

4.passwdinode136822215 ,读取inode表中的数据,由于是管理员,有足够的权限可以继续访问,进而读取到 block的指向,我们读取block的数据内容,即可读取出 passwd的内容。

 

 

 

 

 

     以上只是一个大概的过程,虽然不是很精确,但还是有助于我们理解ext的文件系统,又上述的理论只是我们可以做做一下总结:

1.ext文件系统为什么当个分区有分区大小限制,是由于本身的inode表大小有限,存储的block指向是有数量上限的;

2.ext文件系统中,删除数据,其实只是在inode表中清除block指向指针,在相应的block bitmap中标记该block为未使用状态,等到下次有数据需要存储的时候,把数据填充至编辑为未使用的block地方;

3.一个Ext文件系统中inode号是唯一的,

4.Ext文件系统查找实际查找数据是以inode号为准,inode表中不记录文件名,但是会记录block的指向,block中记录实际的数据。

 

 

 

 

 

 

原创文章,作者:linux_root,如若转载,请注明出处:http://www.178linux.com/27701