标签：linux 文件系统 inode block 索引节点
我们知道磁盘在分区后还需要进行格式化，之后操作系统才能使用这个分区。而需要格式化的原因正是因为每种操作系统所设置的文件属性/权限并不相同。在Linux中，传统的磁盘文件系统是EXT，下面以EXT为例浅析Linux的文件系统与索引节点。
我们知道，文件的数据除了文件实际内容之外，通常还含有非常多的属性。文件系统通常会将权限与属性等数据放置到inode(index node)中，至于实际数据则放置到data block块中；另外，还有一个超级块会记录整个文件系统的整体信息。
在文件系统中，每个inode与block都有编号，而每个inode都对应一个文件，inode内存放有文件数据放置的block号码。那么在寻找文件的时候，就可以通过查找文件对应的inode号码，从而找出文件数据放置的block号码，然后读出该文件的实际内容。其过程可以简化如下：
inode也会消耗硬盘空间，文件系统一开始就将inode与block规划好了，block是数据区，存放文件数据，inode是inode区，存放inode所包含的信息，除非重新格式化或通过命令更改文件系统，否则inode与block固定后就不再变动；每个inode节点的大小，一般是128byte或256byte，inode节点的总数，在格式化时就给定。但如果我们的文件系统比较大，那么inode与block的数量将会很大，如果放置在一起将不容易管理。因此EXT文件系统在格式化的时候是区分为多个块组（block group）的，每个块组有自己独立的inode/block/superblock系统（注意：块组是在单个文件系统内进行的划分，所以多个块组内的inode、block号码是互不相同的）。EXT系统的结构大致如下
data block
data block是用来放置文件内容的地方，在Ext文件系统中所支持的block大小有1KB，2KB及4KB三种；在格式化时block大小就固定了，且每个block都有编号，以方便inode的记录。
原则上，block的大小与数量在格式化完就不能再改变（除非重新格式化）
每个block内最多只能放置一个文件的数据
如果文件大于block的大小，则一个文件会占用多个block数量
若文件小于block，则该block的空间就不能够再被使用（磁盘空间会浪费）
inodetable
inodetable是用来放置块组内所有文件及其对应inode的地方。inode记录的文件数据至少有下面这些
该文件的访问模式(read/write/excute)
该文件的所有者与组(owner/group)
该文件的大小
指向此文件内容的硬链接数
该文件创建或状态改变的时间(ctime)
最近一次的读取时间(atime)
最近修改的时间(mtime)
定义文件特性的标志(flag)，如SetUID等
该文件真正内容的指向(point)
inode的数量与大小在格式化时就已经固定了，inode具有以下特点
每个inode的大小均固定为128byte或256byte
每个文件都仅会占用一个inode，因此文件系统能够创建的文件（除去硬链接文件）数量与inode的数量有关
系统读取文件时需要先找到inode，并分析inode所记录的权限与用户是否符合，若符合才能够开始实际读取block的内容
inode的大致结构如下
简单分析一下inode/block与文件大小的关系：
由上图我们可以看到inode中有12个直接块指针、1个间接块指针、1个双重间接指针块与一个三重间接指针块。加入一个block为1KB，那么12个直接块指针可指向的数据大小为：12×1K=12K；当大于12KB时，就会使用间接指针块，其指向一个用来记录额外block号码的block，一个指针块占据4byte，所以一个block中可以存储256个指针块，可指向的数据大小为256×1K=256K；当文件再大时，会使用双重间接指针块，可指向的数据大小为：256×256×1K=64M；文件更大时，将使用三重间接指针块，可指向的数据大小为：256×256×256×1K=16G；
Superblock
Superblock是记录整个文件系统相关信息的地方，没有superblock，就没有这个文件系统了。其记录的信息主要有：
block与inode的总量
未使用与已使用的inode/block数量
block与inode的大小（block为1K,2K,4K；inode为128byte）
文件系统的挂在时间、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validbit数值，若此文件系统已被挂载，则validbit为0，否则为1
注：一个文件系统应该只有一个superblock（在blockgroup1上），但后续的blockgroup若含有superblock则其应该主要是作为第一个blockgroup内superblock的备份，这样可以进行superblock的救援
文件系统描述--File system Description
这个区段可以描述每个blockgroup的开始与结束的block号码，以及说明每个区段superblock/bitmap/inodetable/datablock分别介于哪一个block号码之间
块对应表--block bitmap
记录磁盘中使用与未使用的block号码
inode对应表--inode bitmap
记录使用与未使用的inode号码
上面我们大致讲述了通过inode对普通文件的访问与inode的结构。在Linux中，一切皆文件，那么目录是如何通过inode访问的，又如何通过目录访问目录中的文件的呢？
对于目录，文件系统同样会分配一个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，并可记录分配到的那块block号码；而block则是记录在这个目录下的文件名与该文件占用的inode号码数据。
下面通过访问/testdir/rootdir/f1.txt文件来看一下访问目录下文件的具体过程：
系统首先读取访问文件的文件名（包含路径），根据挂载信息，确定这个文件名对应的文件所在分区，然后去所在分区的根目录开始读取
通过挂载点的信息找到/dev/sda5的inode号码为128的根目录/testdir的inode，且inode具有的权限让我们可以读取该block的内容（有r和x）
取得/testdir的inode中的block号码，并从block中找到/testdir/rootdir目录的inode号码（174）
读取174号inode确定是否具有权限（r与x），取得inode中的block号码
根据取得的block号码，从block的内容中找到/testdir/rootdir/f1.txt文件的inode号码（349）
读取349号inode确定是否具有权限（r），取得inode中的block号码
根据取得的block号码，从block中读取/testdir/rootdir/f1.txt的内容
本文出自 “奥斯卡影帝” 博客，请务必保留此出处http://luoliumeng.blog.51cto.com/11882524/1832470
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