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# 文件系统

文件系统是操作系统中最明显的部分。文件系统由两个不同的部分组成：

  • 文件集合。每个文件存储相关数据。
  • 目录结构，用于组织系统内的所有文件并提供文件信息。

# 文件属性

文件的属性因操作系统而异，但通常包括：名称，标识符，类型，位置，尺寸，保护，时间等。

所有的文件保存在目录结构中，该目录结构也保存在外存上。通常，目录条目由文件名称及其唯一标识符组成。根据标识符，可以定位到文件的其他属性

目录也是一种特殊的文件。

# 文件操作

操作系统提供文件的六种基本操作：

  • 创建文件。创建文件需要两个步骤。首先，需要在文件系统中找到空闲空间。其次，必须在目录中创建相应新文件的条目。
  • 写文件。
  • 读文件。
  • 重新定位文件。
  • 删除文件。
  • 截断文件。

# 文件系统实现

文件系统永久驻留在外存（磁盘）上，这里我们讨论各种方法，用于组织文件使用，分配磁盘空间，恢复空闲空间，跟踪数据位置等。所以我们需要创建算法和数据结构，以便映射逻辑文件系统到物理外存设备。

现在使用的文件系统有很多，大多操作系统支持多个文件系统。UNIX 使用 Unix 文件系统（Unix File System, UFS），它是基于 Berkeley 的快速文件系统（Fast File System, FFS）。 Windows支持磁盘的文件系统格式，如 FAT，FAT32 和 NTFS（Windows NT File System），以及 CDROM 和 DVD 的文件系统格式。 虽然 Linux 支持40多种不同的文件系统，Linux 的标准文件系统是 可扩展文件系统（extended file system），最常见的版本是 ext3 和 ext4.

# 分配方法

如果为文件分配磁盘空间，以便有效利用磁盘空间和快速访问文件，是个重要的问题。磁盘空间分配通常由三种方法：连续，链接和索引。每个方法各有优缺点。

# 连续分配

连续分配方法要求每个文件在磁盘上占有一组连续的块。此时在目录条目中记录文件名，起始块地址，连续的块数，即可。

连续分配实现简单，文件访问也很容易，但是也有很多问题。

  1. 外部碎片。随着文件的分配和删除，可用磁盘空间被分割为许多小片，这时就会存在外部碎片。当最大连续片不能满足需求时，就会出现问题。
  2. 确定文件需要多少空间。当创建一个文件时，需要找到并分配它所需空间的总数。如果文件分配的空间太小，则无法支持文件的扩展。

# 链接分配

采用链接分配，每个文件是磁盘块的链表；磁盘块可能分布在磁盘的任何地方。这里就解决了连续分配的两个问题。链接分配也有两个缺点

  1. 只能有效用于顺序访问文件，不能有效支持文件的直接访问。因为要找到文件的第i个块，必须从文件的开始起，跟着指针，找到第i块。每个指针的访问都需要一个磁盘读操作，可能会涉及磁盘寻道，因此比较耗时。
  2. 指针所需空间。如果块的大小为512字节，指针大小为4字节，则 0.78% 的磁盘空间会用于指针。

为了改进文件的直接访问，连接分配的一个重要变种就是 文件分配表（FAT）。每个卷的开头部分的磁盘用于存储该表。表中，每个磁盘块都有一个条目，并可按块号来索引。FAT的使用与链表相同。目录条目包含文件首块 的块号。通过块号索引的表条目包含文件的下一块的块号。这条链会一直下去，直到最后一块，最后一块的表条目值为文件结束值，如下图所示。

FAT

操作系统将 FAT 缓存进内存后，可以大大提高访问文件的效率。尤其是对文件内容进行直接访问（随机访问）时，无需再从头开始访问每个块，而可以直接在FAT中索引到相应的块后，再进入磁盘中寻找。

# 索引分配

索引分配通过将所有指针放到一起，即索引块，解决了直接访问慢的问题。

在 Unix 中使用的 FFS（Fast File System）中，每个文件有一个 inode . inode 的结构如下图所示.

inode

inode 是一个多级索引结构，其中除了文件的元属性外，还有15个指针。其中前12个指针为直接索引，直接指向数据块；后三个为间接索引，分别为一级索引，二级索引，三级索引。

这种结构下，小的文件（不超过12块）不需要单独的索引块，访问起来非常快；同时这种结构也能满足大型文件的存储。

这里我们以 Linux 中常用的 ext4 为例，看看索引分配下的文件系统。

ext4

ext4 文件系统会把分区主要分为两大部分（暂且不提超级块）：小部分用于保存文件的 inode；大部分用来保存 block 信息。

inode 的默认大小位 128 Byte，用来记录文件的权限（r，w，x）、文件的所有者和属组、文件的大小、文件的状态改变时间（ctime）、文件的最近一次读取时间（atime）、文件的最近一次修改时间（mtime）、文件的数据真正保存的 block 编号。

每个文件需要占用一个 inode。（另外，如果仔细查看，会发现 inode 中是不包含文件名的，因为文件名记录在了文件所在目录的 block 中）。

block 的大小可以是 1KB、2KB、4KB，默认为 4KB。block 用于实际的数据存储，如果一个 block 放不下数据，则可以占用多个 block。例如，有一个 10KB 的文件需要存储，则会占用 3 个 block，虽然最后一个 block 不能占满，但也不能再放入其他文件的数据。这 3 个 block 有可能是连续的，也有可能是分散的。

由此，我们可以知道以下 2 个重要的信息：

  1. 每个文件都独自占用一个 inode，文件内容由 inode 的记录来指向；
  2. 如果想要读取文件内容，就必须借助目录中记录的文件名找到该文件的 inode，才能成功找到文件内容所在的 block 块；

# 硬链接和软链接

Linux 中有两种链接类型，硬链接和软链接。

  • 硬链接：我们知道，文件的基本信息都存储在 inode 中，而硬链接指的就是给一个文件的 inode 分配多个文件名，通过任何一个文件名，都可以找到此文件的 inode，从而读取该文件的数据信息。
  • 软链接：类似于 Windows 系统中给文件创建快捷方式，即产生一个特殊的文件，该文件用来指向另一个文件，此链接方式同样适用于目录。

创建硬链接可以用 ln 源文件 目标文件，而创建软链接使用 ln -s 源文件 目标文件.

上面提到过，inode 里是没有文件名称的。其实，一个 inode 是可以有多个文件名称的。创建硬链接后，链接文件的 inode 其实与源文件是同一个 inode，它们仅仅是文件名不同。示意图如下： hard-link

当我们查找一个文件时，比如 /root/test，其实有以下步骤：

  1. 首先找到根目录的 inode（根目录的 inode 是系统已知的，inode 号是 2），然后判断用户是否有权限访问根目录的 block。
  2. 如果有权限，则可以在根目录的 block 中访问到 /root 的文件名及对应的 inode 号。
  3. 通过 /root/ 目录的 inode 号，可以查找到 /root/ 目录的 inode 信息，接着判断用户是否有权限访问 /root/ 目录的 block。
  4. 如果有权限，则可以从 /root/ 目录的 block 中读取到 test 文件的文件名及对应的 inode 号。
  5. 通过 test 文件的 inode 号，就可以找到 test 文件的 inode 信息，接着判断用户是否有权限访问 test 文件的 block。
  6. 如果有权限，则可以读取 block 中的数据，这样就完成了 /root/test 文件的读取与访问。

按照这个步骤，在给源文件 /root/test 建立了硬链接文件 /tmp/test-hard 之后，在 /root/ 目录和 /tmp/ 目录的 block 中就会建立 test 和 test-hard 的信息，这个信息主要就是文件名和对应的 inode 号。但是我们会发现 test 和 test-hard 的 inode 信息居然是一样的，那么，我们无论访问哪个文件，最终都会访问 inode 号是 262147 的文件信息。

这就是硬链接的原理。硬链接的特点如下：

  • 不论是修改源文件（test 文件），还是修改硬链接文件（test-hard 文件），另一个文件中的数据都会发生改变。
  • 不论是删除源文件，还是删除硬链接文件，只要还有一个文件存在，这个文件（inode 号是 262147 的文件）都可以被访问。
  • 硬链接不会建立新的 inode 信息，也不会更改 inode 的总数。
  • 硬链接不能跨文件系统（分区）建立，因为在不同的文件系统中，inode 号是重新计算的。
  • 硬链接不能链接目录，因为如果给目录建立硬链接，那么不仅目录本身需要重新建立，目录下所有的子文件，包括子目录中的所有子文件都需要建立硬链接，这对当前的 Linux 来讲过于复杂。

硬链接的限制比较多，既不能跨文件系统，也不能链接目录，而且源文件和硬链接文件之间除 inode 号是一样的之外，没有其他明显的特征。这些特征都使得硬链接并不常用，大家有所了解就好。

软链接也称作符号链接，相比硬链接来讲，软链接就要常用多了。下面是一个建立软链接的例子：

[root@localhost ~]$ touch check
#建立源文件
[root@localhost ~]$ ln -s /root/check /tmp/check-soft
#建立软链接文件
[root@localhost ~]$ ll -id /root/check /tmp/check-soft
262154 -rw-r--r-- 1 root root 0 6月 19 11:30 /root/check
917507 lrwxrwxrwx 1 root root 11 6月 19 11:31 /tmp/ check-soft -> /root/check
#软链接和源文件的 inode 号不一致，软链接通过 -> 明显地标识出源文件的位置
#在软链接的权限位 lrwxrwxrwx 中，l 就代表软链接文件

软链接的标志非常明显，首先，权限位中"l"表示这是一个软链接文件；其次，在文件的后面通过 "->" 显示出源文件的完整名字。所以软链接比硬链接的标志要明显得多，而且软链接也不像硬链接的限制那样多，比如软链接可以链接目录，也可以跨分区来建立软链接。

软链接完全可以当作 Windows 的快捷方式来对待，它的特点和快捷方式一样，我们更推荐大家使用软链接，而不是硬链接。

笔者个人觉得，软链接主要是为了照顾管理员的使用习惯。比如，有些系统的自启动文件 /etc/rc.local 放置在 /etc 目录中，而有些系统却将其放置在 /etc/rc.d/rc.local 中，那么干脆对这两个文件建立软链接，不论你习惯操作哪一个文件，结果都是一样的。

如果你比较细心，则应该已经发现软链接和源文件的 inode 号是不一致的，我们也画一张示意图来看看软链接的原理，如图所示。

symbolic-link

软链接和硬链接在原理上最主要的不同在于：硬链接不会建立自己的 inode 索引和 block（数据块），而是直接指向源文件的 inode 信息和 block，所以硬链接和源文件的 inode 号是一致的；而软链接会真正建立自己的 inode 索引和 block，所以软链接和源文件的 inode 号是不一致的，而且在软链接的 block 中，写的不是真正的数据，而仅仅是源文件的文件名及 inode 号。

我们来看看访问软链接的步骤和访问硬链接的步骤有什么不同。

  1. 首先找到根目录的 inode 索引信息，然后判断用户是否有权限访问根目录的 block。
  2. 如果有权限访问根目录的 block，就会在 block 中查找到 /tmp/ 目录的 inode 号。
  3. 接着访问 /tmp/ 目录的 inode 信息，判断用户是否有权限访问 /tmp/ 目录的 block。
  4. 如果有权限，就会在 block 中读取到软链接文件 check-soft 的 inode 号。因为软链接文件会真正建立自己的 inode 索引和 block，所以软链接文件和源文件的 inode 号是不一样的。
  5. 通过软链接文件的 inode 号，找到了 check-soft 文件 inode 信息，判断用户是否有权限访问 block。
  6. 如果有权限，就会发现 check-soft 文件的 block 中没有实际数据，仅有源文件 check 的 inode 号。
  7. 接着通过源文件的 inode 号，访问到源文件 check 的 inode 信息，判断用户是否有权限访问 block。
  8. 如果有权限，就会在 check 文件的 block 中读取到真正的数据，从而完成数据访问。

通过这个过程，我们就可以总结出软链接的特点（软链接的特点和 Windows 中的快捷方式完全一致）：

  • 不论是修改源文件（check），还是修改硬链接文件（check-soft)，另一个文件中的数据都会发生改变。
  • 删除软链接文件，源文件不受影响。而删除原文件，软链接文件将找不到实际的数据，从而显示文件不存在。
  • 软链接会新建自己的 inode 信息和 block，只是在 block 中不存储实际文件数据，而存储的是源文件的文件名及 inode 号。
  • 软链接可以链接目录。
  • 软链接可以跨分区。

# 参考资料

Linux ln命令：在文件之间建立链接（硬链接和软链接）详解版 (opens new window)

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