linux文件系统(linux文件系统类型有哪些)

linux文件系统

Linux上的文件体系一般来说便是EXT2或EXT3，但这篇文章并不准备一上来就直接讲它们，而期望结合Linux操作体系并从文件体系树立的基础——硬盘开端，一步步知道Linux的文件体系。
1.机械硬盘的物理存储机制
现代计算机大部分文件存储功用都是由机械硬盘这种设备供给的。（现在的SSD和闪存从概念和逻辑上都部分承继自机械硬盘，所以运用机械硬盘来进行了解也是没有问题的）
机械硬盘能完成信息存储的功用根据：磁性存储介质能够被磁化，且磁化后会持久保留被磁化的状况，这种被磁化状况能够被读取出来，一起这种磁化状况还能够不断被修正，磁化正好有两个方向，所以能够表明0和1。所以硬盘便是把这种磁性存储介质做成一个个盘片，每一个盘片上都分布着数量巨大的磁性存储单位，运用磁性读写头对盘片进行写入和读取（从原理上相似黑胶唱片的播映）。
一个硬盘中的磁性存储单位数以亿计（1T硬盘就有约80亿个），所以需求一套规则来规划信息怎么存取（比方一本存储信息的书咱们还会分为页，每一页从上到下从左到右读取，一起还有章节目录）所以就有了这些物理、逻辑概念：
一个硬盘有多张盘片叠成，不同盘片有编号
每张盘片上的存储颗粒成环形一圈圈地排布，每一圈称为磁道，有编号
每条磁道上都有一圈存储颗粒，每512*8（512字节，0.5KB）个存储颗粒作为一个扇区，扇区是硬盘上存储的最小物理单位
N个扇区能够组成簇，N取决于不同的文件体系或是文件体系的装备，簇是此文件体系中的最小存储单位
所有盘面上的同一磁道构成一个圆柱，称为柱面，柱面是体系分区的最小单位-w340?
磁头读写文件的时分，首先是分区读写的，由inode编号（区内仅有的编号后面介绍）找到对应的磁道和扇区，然后一个柱面一个柱面地进行读写。机械硬盘的读写控制体系是一个令人叹为观止的精密工程（一个盘面上有几亿个存储单位，每个磁道宽度不到几十纳米，磁盘每分钟上万转），一起关于读写的逻辑也是有诸多细节（比方扇区的编号并不是连续的），十分有意思，能够自行查找文章拓展阅览。
有了硬盘并不意味着LInux能够马上把它用来存储，还需求组合进Linux的文件体系才干被Linux运用。
2.Linux文件体系
Linux以文件的形式对计算机中的数据和硬件资源进行办理，也便是完全的全部皆文件，反映在Linux的文件类型上便是：一般文件、目录文件（也便是文件夹）、设备文件、链接文件、管道文件、套接字文件（数据通信的接口）等等。而这些品种繁多的文件被Linux运用目录树进行办理，所谓的目录树便是以根目录（/）为主，向下出现分支状的一种文件结构。不同于纯粹的ext2之类的文件体系，我把它称为文件体系，全部皆文件和文件目录树的资源办理方式一起构成了Linux的文件体系，让Linux操作体系能够便利运用体系资源。所以文件体系比文件体系涵盖的内容少许多，Linux文件体系首要在于把操作体系相关的东西用文件这个载体完成：文件体系挂载在操作体系上，操作体系整个体系又放在文件体系里。但本文中文件体系的相关内容不是许多，大部分当地都能够用文件体系替代文件体系。
Linux中的文件类型
那就先简略说说Linux中的文件类型，首要关注一般文件、目录文件和符号连接文件。
一般文件（-）
从Linux的视点来说，相似mp4、pdf、html这样应用层面上的文件类型都归于一般文件
Linux用户能够根据拜访权限对一般文件进行检查、更改和删去
目录文件（d，directoryfile）
目录文件对于用惯Windows的用户来说不太容易了解，目录也是文件的一种
目录文件包含了各自目录下的文件名和指向这些文件的指针，翻开目录事实上便是翻开目录文件，只要有拜访权限，你就能够随意拜访这些目录下的文件（一般文件的履行权限便是目录文件的拜访权限），可是只有内核的进程能够修正它们
虽然不能修正，可是咱们能够通过vim去检查目录文件的内容
符号链接（l，symboliclink）
这品种型的文件相似Windows中的快捷方式，是指向另一个文件的间接指针，也便是咱们常说的软链接
块设备文件（b，block）和字符设备文件（c，char）
这些文件一般隐藏在/dev目录下，在进行设备读取和外设交互时会被运用到
比方磁盘光驱便是块设备文件，串口设备则归于字符设备文件
体系中的所有设备要么是块设备文件，要么是字符设备文件，无一例外
FIFO（p，pipe）
管道文件首要用于进程间通讯。比方运用mkfifo命令能够创立一个FIFO文件，启用一个进程A从FIFO文件里读数据，发动进程B往FIFO里写数据，先进先出，随写随读。
套接字（s，socket）
用于进程间的网络通信，也能够用于本机之间的非网络通信
这些文件一般隐藏在/var/run目录下，证明着相关进程的存在
Linux的文件是没有所谓的扩展名的，一个Linux文件能不能被履行与它是否可履行的特点有关，只要你的权限中有x，比方[-rwx-r-xr-x]就代表这个文件能够被履行，与文件名没有关系。跟在Windows下能被履行的文件扩展名一般是.com.exe.bat等不同。不过，能够被履行跟能够履行成功不相同。比方在root主目彔下的install.log是一个文本文件，修正权限成为-rwxrwxrwx后这个文件能够真的履行成功吗？当然不行，因为它的内容根本就没有能够履行的数据。所以说，这个x代表这个文件具有可履行的才干，可是能不能履行成功，当然就得要看该文件的内容了。虽然如此，不过咱们依然期望能从扩展名来了解该文件是什么东西，所以一般咱们仍是会以恰当的扩展名来表明该文件是什么品种的。所以Linux体系上的文件名真的仅仅让你了解该文件或许的用途罢了，真实的履行与否依然需求权限的规范才行。比方常见的/bin/ls这个显示文件特点的指令要是权限被修正为无法履行，那么ls就变成不能履行了。这种问题最常发生在文件传送的进程中。例如你在网络上下载一个可履行文件，可是偏偏在你的Linux体系中便是无法履行，那就或许是档案的特点被改变了。并且从网络上传送到你的Linux体系中，文件的特点权限确实是会被改变的
Linux目录树
对Linux体系和用户来说，所有可操作的计算机资源都存在于目录树这个逻辑结构中，对计算机资源的拜访都能够认为是目录树的拜访。就硬盘来说，所有对硬盘的拜访都变成了对目录树中某个节点也便是文件夹的拜访，拜访时不需求知道它是硬盘仍是硬盘中的文件夹。目录树的逻辑结构也十分简略，便是从根目录（/）开端，不断向下展开各级子目录。
3.硬盘分区
硬盘分区是硬盘结合到文件体系的第一步，实质是「硬盘」这个物理概念转换成「区」这个逻辑概念，为下一步格局化做准备。所以分自身并不是必须的，你完全能够把一整块硬盘作为一个区。但从数据的安全性以及体系性能视点来看，分区仍是有许多用处的，所以一般都会对硬盘进行分区。
讲分区就不得不先提每块硬盘上最重要的第一扇区，这个扇区中有硬盘主引导记载(Masterbootrecord,MBR)及分区表(partitiontable)，其中MBR占有446bytes，而分区表占有64bytes。硬盘主引导记载放有最基本的引导加载程序，是体系开机发动的关键环节，在附录中有更详细的阐明。而分区表则跟分区有关，它记载了硬盘分区的相关信息，但因分区表仅有64bytes，所以最多只能记彔四块分区（分区自身其实便是对分区表进行设置）。
只能分四个区实在太少了，所以就有了扩展分区的概念，既然第一个扇区所在的分区表只能记载四条数据，那我可否运用额定的扇区来记载更多的分区信息。把一般能够拜访的分区称为主分区，扩展分区不同于主分区，它自身并没有内容，它是为进一步逻辑分区供给空间的。在某块分区指定为扩展分区后，就能够对这块扩展分区进一步分红多个逻辑分区。操作体系规定：
四块分区每块都能够是主分区或扩展分区
扩展分区最多只能有一个（也没必要有多个）
扩展分区能够进一步分割为多个逻辑分区
扩展分区仅仅逻辑概念，自身不能被拜访，也便是不能被格局化后作为数据拜访的分区，能够作为数据拜访的分区只有主分区和逻辑分区
逻辑分区的数量依操作体系而不同，在Linux体系中，IDE硬盘最多有59个逻辑分区(5号到63号)，SATA硬盘则有11个逻辑分区(5号到15号)
一般给硬盘进行分区时，一个主分区一个扩展分区，然后把扩展分区划分为N个逻辑分区是最好的
是否能够不要主分区呢？不知道，但如同不必管，你创立分区的时分会自动给你装备类型
特殊的，你最好独自分一个swap区（内存置换空间），它独为一类，功用是：当有数据被存放在物理内存里边，可是这些数据又不是常被CPU所取用时，那么这些不常被运用的程序将会被丢到硬盘的swap置换空间傍边，而将速度较快的物理内存空间释放出来给真实需求的程序运用
4.格局化
咱们知道Linux操作体系支撑许多不同的文件体系，比方ext2、ext3、XFS、FAT等等，而Linux把对不同文件体系的拜访交给了VFS（虚拟文件体系），VFS能拜访和办理各种不同的文件体系。所以有了区之后就需求把它格局化成详细的文件体系以便VFS拜访。
规范的Linux文件体系Ext2是运用「根据inode的文件体系」
咱们知道一般操作体系的文件数据除了文件实践内容外，还带有许多特点，例如Linux操作体系的文件权限(rwx)与文件特点(具有者、群组、时刻参数等)，文件体系一般会将特点和实践内容这两部分数据别离存放在不同的区块
在根据inode的文件体系中，权限与特点放置到inode中，实践数据放到datablock区块中，并且inode和datablock都有编号
Ext2文件体系在此基础上
文件体系最前面有一个发动扇区(bootsector)
这个发动扇区能够装置开机办理程序，这个规划让咱们能将不同的引导装载程序装置到个别的文件体系前端，而不必掩盖整个硬盘仅有的MBR，也便是这样才干完成多重引导的功用
把每个区进一步分为多个块组(blockgroup)，每个块组有独立的inode/block体系
假如文件体系高达数百GB时，把所有的inode和block统统放在一起会因为inode和block的数量太庞大，不容易办理
这其实很好了解，因为分区是用户的分区，实践计算机办理时还有个最适合的巨细，所以计算时机进一步的在分区中分块
（但这样岂不是或许出现大文件放不了的问题？有什么机制善后吗？）
每个块组实践还会分为分为6个部分，除了inodetable和datablock外还有4个附属模块，起到优化和完善体系性能的作用
所以整个分区大概会这样划分：-w340?
inodetable
首要记载文件的特点以及该文件实践数据是放置在哪些block中，它记载的信息至少有这些：
巨细、真实内容的block号码（一个或多个）
拜访形式(read/write/excute)
具有者与群组(owner/group)
各种时刻：树立或状况改变的时刻、最近一次的读取时刻、最近修正的时刻
没有文件名！文件名在目录的block中！
一个文件占用一个inode，每个inode有编号
Linux体系存在inode号被用完但磁盘空间还有剩下的状况
留意，这儿的文件不单单是一般文件，目录文件也便是文件夹其实也是一个文件，还有其他的也是
inode的数量与巨细在格局化时就现已固定了，每个inode巨细均固定为128bytes(新的ext4与xfs可设定到256bytes)
文件体系能够树立的文件数量与inode的数量有关，存在空间还够但inode不够的状况
体系读取文件时需求先找到inode，并剖析inode所记载的权限与运用者是否符合，若符合才能够开端实践读取block的内容
inode要记载的材料十分多，但偏偏又只有128bytes，而inode记载一个block号码要花掉4byte，假定我一个文件有400MB且每个block为4K时，那么至少也要十万条block号码的记载！inode哪有这么多空间来存储？为此咱们的体系很聪明的将inode记载block号码的区域定义为12个直接，一个间接,一个双间接与一个三间接记载区（详细见附录）
datablock
放置文件内容数据的当地
在格局化时block的巨细就固定了，且每个block都有编号，以便利inode的记载
原则上，block的巨细与数量在格局化完就不能够再改变了(除非从头格局化)
在Ext2文件体系中所支撑的block巨细有1K,2K及4K三种，因为block巨细的差异，会导致该文件体系能够支撑的最大磁盘容量与最大单一文件容量各不相同：
Block巨细1KB2KB4KB
最大单一档案限制16GB256GB2TB
最大档案体系总容量2TB8TB16TB
每个block内最多只能够放置一个文件的材料，但一个文件能够放在多个block中（大的话）
若文件小于block，则该block的剩下容量就不能够再被运用了(磁盘空间会糟蹋)
所以假如你的档案都十分小，可是你的block在格局化时却选用最大的4K时，或许会发生容量的糟蹋
既然大的block或许会发生较严峻的磁碟容量糟蹋，那么咱们是否就将block巨细定为1K？这也不妥，因为假如block较小的话，那么大型档案将会占用数量更多的block，而inode也要记载更多的block号码，此时将或许导致档案体系不良的读写效能
事实上现在的磁盘容量都太大了，所以一般都会选择4K的block巨细
superblock
记载整个文件体系相关信息的当地，一般巨细为1024bytes，记载的信息首要有：
block与inode的总量
未运用与已运用的inode/block数量
一个validbit数值，若此文件体系已被挂载，则validbit为0，若未被挂载，则validbit为1
block与inode的巨细(block为1,2,4K，inode为128bytes或256bytes)；
其他各种文件体系相关信息：filesystem的挂载时刻、最近一次写入材料的时刻、最近一次查验磁碟(fsck)的时刻
Superblock是十分重要的，没有Superblock，就没有这个文件体系了，因而假如superblock死掉了，你的文件体系或许就需求花费许多时刻去挽救
每个块都或许含有superblock，可是咱们也说一个文件体系应该仅有一个superblock罢了，那是怎么回事？事实上除了第一个块内会含有superblock之外，后续的块不必定含有superblock，而若含有superblock则该superblock首要是做为第一个块内superblock的备份，这样能够进行superblock的救援
FilesystemDescription
文件体系描绘
这个区段能够描绘每个blockgroup的开端与结束的block号码，以及阐明每个区段(superblock,bitmap,inodemap,datablock)别离介于哪一个block号码之间
blockbitmap
块对照表
假如你想要新增文件时要运用哪个block来记载呢？当然是选择「空的block」来记载。那你怎么知道哪个block是空的？这就得要通过blockbitmap了，它会记载哪些block是空的，因而咱们的体系就能够很快速的找到可运用的空间来记载
相同在你删去某些文件时，那些文件原本占用的block号码就得要释放出来，此时在blockbitmap中对应该block号码的标志位就得要修正成为「未运用中」
inodebitmap
与blockbitmap是相似的功用，仅仅blockbitmap记载的是运用与未运用的block号码，至于inodebitmap则是记载运用与未运用的inode号码
5.挂载
在一个区被格局化为一个文件体系之后，它就能够被Linux操作体系运用了，仅仅这个时分Linux操作体系还找不到它，所以咱们还需求把这个文件体系「注册」进Linux操作体系的文件体系里，这个操作就叫「挂载」(mount)。挂载是运用一个目录当成进入点（相似选一个现成的目录作为代理），将文件体系放置在该目录下，也便是说，进入该目录就能够读取该文件体系的内容，相似整个文件体系仅仅目录树的一个文件夹（目录）。这个进入点的目录咱们称为「挂载点」。
因为整个Linux体系最重要的是根目录，因而根目录必定需求挂载到某个分区。而其他的目录则可依用户自己的需求来给予挂载到不同的分去。
到这儿Linux的文件体系的构建进程其实现已大体讲完了，总结一下便是：硬盘通过分区和格局化，每个区都成为了一个文件体系，挂载这个文件体系后就能够让Linux操作体系通过VFS拜访硬盘时跟拜访一个一般文件夹相同。这儿通过一个在目录树中读取文件的实践例子来细讲一下目录文件和一般文件。
6.目录树的读取进程
首先咱们要知道
每个文件（不管是一般文件仍是目录文件）都会占用一个inode
根据文件内容的巨细来分配一个或多个block给该文件运用
创立一个文件后，文件完好信息分布在3处当地，生成2个新文件：
文件名记载在该文件所在目录的目录文件的block中，没有新文件生成
文件特点、权限信息、记载详细内容的block编号记载在inode中，inode是重生成文件
文件详细内存记载在block中，block是重生成文件
因为文件名的记载是在目录的block傍边，「新增/删去/更名文件名」与目录的w权限有关
所以在Linux/Unix中，文件名称仅仅文件的一个特点，叫别号也好，叫绰号也罢，仅为了便利用户记忆和运用，但体系内部并不需求用文件名来定为文件方位，这样处理最直观的好处便是，你能够对正在运用的文件改名，换目录，甚至放到废纸篓，都不会影响当时文件的运用，这在Windows里是无法想象的。比方你翻开个Word文件，然后对其进行重命名操作，Windows会告知你门儿都没有，封闭文件先！但在Mac里就毫无压力，因为Mac的操作体系相同采用了inode的规划。
创立文件进程
当在ext2下树立一个一般文件时，ext2会分配一个inode与相对于该文件巨细的block数量给该文件
例如：假定我的一个block为4Kbytes，而我要树立一个100KBytes的文件，那么linux将分配一个inode与25个block来贮存该文件
但一起请留意，因为inode仅有12个直接指向，因而还要多一个block来作为区块号码的记载
创立目录进程
当在ext2文件体系树立一个目录时（便是新建了一个目录文件），文件体系会分配一个inode与至少一块block给该目录
inode记载该目录的相关权限与特点，并记载分配到的那块block号码
而block则是记载在这个目录下的文件名与该文件对应的inode号
block中还会自动生成两条记载，一条是.文件夹记载，inode指向自身，另一条是..文件夹记载，inode指向父文件夹
从目录树中读取某个文件进程
因为文件名是记载在目录的block傍边，因而当咱们要读取某个文件时，就必定会通过目录的inode与block，然后才能够找到那个待读取文件的inode号码，终究才会读到正确的文件的block内的材料。
因为目录树是由根目录开端，因而操作体系先通过挂载信息找到挂载点的inode号，由此得到根目录的inode内容，并根据该inode读取根目录的block信息，再一层一层的往下读到正确的文件。
举例来说，假如我想要读取/etc/passwd这个文件时，体系是怎么读取的呢？先看一下这个文件以及有关路径文件夹的信息：
$ll-di//etc/etc/passwd128dr-xr-xr-x.17rootroot4096May417:56/33595521drwxr-xr-x.131rootroot8192Jun1700:20/etc36628004-rw-r–r–.1rootroot2092Jun1700:20/etc/passwd
所以该文件的读取流程为：
/的inode：
通过挂载点的信息找到inode号码为128的根目录inode，且inode规定的权限让咱们能够读取该block的内容(有r与x)
/的block：
通过上个步骤取得block的号码，并找到该内容有etc/目录的inode号码(33595521)
etc/的inode：
读取33595521号inode得知具有r与x的权限，因而能够读取etc/的block内容
etc/的block：
通过上个步骤取得block号码，并找到该内容有passwd文件的inode号码(36628004)
passwd的inode：
读取36628004号inode得知具有r的权限，因而能够读取passwd的block内容
passwd的block：
最后将该block内容的材料读出来

linux文件系统类型有哪些

Linux中一切皆为文件，文件类型也有多种，运用ls-l指令能够检查文件的属性，所显现成果的榜首列的榜首个字符用来标明该文件的文件类型，如下：
1、一般文件
运用ls-l指令后，榜首列榜首个字符为”-“的文件为一般文件，如上图所示，一般文件一般为灰色字体，绿色字体的是可执行文件，红色字体的是压缩文件。
文件的权限：
以一般文件为例，运用ls-l指令，能够看到成果的榜首列是-rwxrwxrwx的形式，其间榜首个字符”-“标明这个文件为一般文件，它也能够是其他的字符，不同的字符代表不同类型的文件。其后的一串字符标明晰该文件的权限，其间：
1）r标明该文件具有可读权限，若该方位为”-“，则标明文件不可读；
2）w标明该文件具有写权限，若该方位为”-“，则标明文件不可写；
3）x标明该文件具有可执行权限，若该方位为”-“，则标明文件不具有可执行权限；
4）榜首个rwx标明该文件的一切者对该文件的权限；第二个rwx标明该文件所属组对该文件的权限；第三个rwx标明其他用户对该文件的权限。
创立一个一般文件：
能够运用touch指令来创立一个文件：
touchnewfile
删去一个一般文件：
能够运用rm指令来删去一个文件：
rmnewfile
2、目录文件
Linux中的目录也是文件，目录文件中保存着该目录下其他文件的inode号和文件名等信息，目录文件中的每个数据项都是指向某个文件inode号的链接，删去文件名就等于删去与之对应的链接。目录文件的字体颜色是蓝色，运用ls-l指令检查，榜首个字符为”d”（directory）。
目录文件的权限：
1）r标明该目录文件具有可读权限，即能够运用ls指令检查该目录的存储情况；
2）w标明该目录文件具有写权限，即能够往该目录下添加、修改、删去文件；
3）x标明该目录文件具有可执行文件，即能够运用cd指令进入到该目录下。
能够运用chmod指令来改动文件的权限。
创立一个目录：
能够运用mkdir指令来创立一个目录文件：
mkdirdirectory
删去一个目录：
能够运用rmdir指令来删去一个空目录：
rmdirdirectory
如果该目录下有其他文件，则能够运用rm-r指令来递归删去该目录下的一切文件。需求注意的是，运用该指令将会删去该目录及目录下的一切数据，过程不可逆，需求慎重运用：
rm-rdirectory
3、链接文件
链接文件一般指的是一个文件的软连接（或符号链接），运用ls-l指令检查，榜首个符号为”l”，文件名为浅蓝色，如下：
这儿，test_softlink便是一个链接文件，从成果上还能够看到它是文件test.txt的软链接，删去原文件test.txt的话，对应的软链接文件test_softlink也会消失。能够运用ln指令来创立一个文件的链接文件：
1）软链接
软链接（又称符号链接），运用ln-sfilefile_softlink指令能够创立一个文件的软链接文件：
ln-stest.txttest_softlink
软链接相当于给原文件创立了一个快捷方法，如果删去原文件，则对应的软链接文件也会消失。
2）硬链接
硬链接，相当于给原文件取了个别号，其实两者是同一个文件，删去二者中任何一个，另一个不会消失；对其间任何一个进行更改，另一个的内容也会随之改动，因为这两个本质上是同一个文件，仅仅名字不同。运用ls-i指令检查，能够发现硬链接的两个文件的inode号是一样的：
同样的，运用ln指令能够创立一个文件的硬链接：
lntest.txttest_hardlink
4、设备文件
Linux中的硬件设备如硬盘、鼠标等也都被标明为文件，即为设备文件。设备文件一般存放在/dev/目录下，文件名为黄色，如下：
设备文件分两种：
1）块设备文件：
块设备文件支持以块（block）为单位的拜访方法。在EXT4文件体系中，一个block一般为4KB的巨细，也便是说每次能够存取4096（或其整数倍）个字节的数据。应用程序能够随机拜访块设备文件的数据，程序能够自行确认数据的方位，硬盘、软盘等都是块设备。运用ls-l指令检查，块设备文件的榜首个字符是”b”（block）。
2）字符设备文件：
字符设备文件以字节流的方法进行拜访，由字符设备驱动程序来实现这种特性，这一般要用到open、close、read、write等体系调用。字符终端、串口和键盘等便是字符设备。别的，因为字符设备文件是以文件流的方法进行拜访的，因此能够顺序读取，但一般不支持随机存取。运用ls-l指令检查，字符设备文件的榜首个字符是”c”（char）。
5、管道文件（FIFO文件）
管道文件首要用于进程间通讯，运用ls-l指令检查，榜首个字符为”p”（pipe）。能够运用mkfifo指令来创立一个管道文件：
mkfifofifo_file
在FIFO中能够很好地解决在无关进程间数据交换的要求，FIFO的通讯方法类似于在进程中运用文件来传输数据，只不过FIFO类型的文件一起具有管道的特性，在读取数据时，FIFO管道中一起清除数据。