一、檔案系統層次分析

由上而下主要分為使用者層、VFS層、檔案系統層、快取層、塊裝置層、磁碟驅動層、磁碟物理層

使用者層

最上面使用者層就是我們日常使用的各種程式，需要的介面主要是檔案的建立、刪除、開啟、關閉、寫、讀等。

VFS層

我們知道Linux分為使用者態和核心態，使用者態請求硬體資源需要呼叫System Call透過核心態去實現。使用者的這些檔案相關操作都有對應的System Call函式介面，介面呼叫VFS對應的函式。

檔案系統層

不同的檔案系統實現了VFS的這些函式，透過指標註冊到VFS裡面。所以，使用者的操作透過VFS轉到各種檔案系統。檔案系統把檔案讀寫命令轉化為對磁碟LBA的操作，起了一個翻譯和磁碟管理的作用。

快取層

檔案系統底下有快取，Page Cache，加速效能。對磁碟LBA的寫資料快取到這裡。

塊裝置層

塊裝置介面Block Device是用來訪問磁碟LBA的層級，讀寫命令組合之後插入到命令佇列，磁碟的驅動從佇列讀命令執行。Linux設計了電梯演演算法等對很多LBA的讀寫進行最佳化排序，儘量把連續地址放在一起。

磁碟驅動層

磁碟的驅動程式把對LBA的讀寫命令轉化為各自的協議，比如變成ATA命令，SCSI命令，或者是自己硬體可以識別的自定義命令，傳送給磁碟控制器。Host Based SSD甚至在塊裝置層和磁碟驅動層實現了FTL，變成對Flash晶片的操作。

磁碟物理層

讀寫物理資料到磁碟介質。

二、檔案系統結構與工作原理

我們都知道，windows檔案系統主要有fat、ntfs等，而linux檔案系統則種類繁多，主要有VFS做了一個軟體抽象層，向上提供檔案操作介面，向下提供標準介面供不同檔案系統對接，下麵主要就以EXT4檔案系統為例，講解檔案系統結構與工作原理：

上面兩個圖大體呈現了ext4檔案系統的結構，從中也相信能夠初步的領悟到檔案系統讀寫的邏輯過程。下麵對上圖裡邊的構成元素做個簡單的講解：

引導塊

為磁碟分割槽的第一個塊，記錄檔案系統分割槽的一些資訊，引導載入當前分割槽的程式和資料被儲存在這個塊中。一般佔用2KB。

超級塊

超級塊用於儲存檔案系統全域性的配置引數(譬如：塊大小，總的塊數和inode數)和動態資訊(譬如：當前空閑塊數和inode數)，其處於檔案系統開始位置的1k處，所佔大小為1k。

為了系統的健壯性，最初每個塊組都有超級塊和組描述符表(以下將用GDT)的一個複製，但是當檔案系統很大時，這樣浪費了很多塊(尤其是GDT佔用的塊多)，後來採用了一種稀疏的方式來儲存這些複製，只有塊組號是3, 5 ,7的冪的塊組(譬如說1,3,5,7,9,25,49…)才備份這個複製。

通常情況下，只有主複製(第0塊塊組)的超級塊資訊被檔案系統使用，其它複製只有在主複製被破壞的情況下才使用。

塊組描述符

GDT用於儲存塊組描述符，其佔用一個或者多個資料塊，具體取決於檔案系統的大小。

它主要包含塊點陣圖，inode點陣圖和inode表位置，當前空閑塊數，inode數以及使用的目錄數(用於平衡各個塊組目錄數)，具體定義可以參見ext3_fs.h檔案中struct ext3_group_desc。

每個塊組都對應這樣一個描述符，目前該結構佔用32個位元組，因此對於塊大小為4k的檔案系統來說，每個塊可以儲存128個塊組描述符。由於GDT對於定位檔案系統的元資料非常重要，因此和超級塊一樣，也對其進行了備份。GDT在每個塊組(如果有備份)中內容都是一樣的，其所佔塊數也是相同的。

從上面的介紹可以看出塊組中的元資料譬如塊點陣圖，inode點陣圖,inode表其位置不是固定的，當然預設情況下，檔案系統在建立時其位置在每個塊組中都是一樣的，如圖2所示(假設按照稀疏方式儲存，且n不是3,5,7的冪)

塊組

每個塊組包含一個塊點陣圖塊，一個 inode 點陣圖塊，一個或多個塊用於描述 inode 表和用於儲存檔案資料的資料塊，除此之外，還有可能包含超級塊和所有塊組描述符表(取決於塊組號和檔案系統建立時使用的引數)。下麵將對這些元資料作一些簡要介紹。

塊點陣圖

塊點陣圖用於描述該塊組所管理的塊的分配狀態。如果某個塊對應的位未置位，那麼代表該塊未分配，可以用於儲存資料；否則，代表該塊已經用於儲存資料或者該塊不能夠使用(譬如該塊物理上不存在)。由於塊點陣圖僅佔一個塊，因此這也就決定了塊組的大小。

Inode點陣圖

Inode點陣圖用於描述該塊組所管理的inode的分配狀態。我們知道inode是用於描述檔案的元資料，每個inode對應檔案系統中唯一的一個號，如果inode點陣圖中相應位置位，那麼代表該inode已經分配出去；否則可以使用。由於其僅佔用一個塊，因此這也限制了一個塊組中所能夠使用的最大inode數量。

Inode表

Inode表用於儲存inode資訊。它佔用一個或多個塊(為了有效的利用空間，多個inode儲存在一個塊中)，其大小取決於檔案系統建立時的引數，由於inode點陣圖的限制，決定了其最大所佔用的空間。

以上這幾個構成元素所處的磁碟塊成為檔案系統的元資料塊，剩餘的部分則用來儲存真正的檔案內容，稱為資料塊，而資料塊其實也包含資料和目錄。

瞭解了檔案系統的結構後，接下來我們來看看作業系統是如何讀取一個檔案的：

大體過程如下：
1、根據檔案所在目錄的inode資訊，找到目錄檔案對應資料塊
2、根據檔案名從資料塊中找到對應的inode節點資訊
3、從檔案inode節點資訊中找到檔案內容所在資料塊塊號
4、讀取資料塊內容

到這裡，相信很多人會有一個疑問，我們知道一個檔案只有一個Inode節點來存放它的屬性資訊，那麼你可能會想如果一個大檔案，那它的block一定是多個的，且可能不連續的，那麼inode怎麼來表示呢,下麵的圖告訴你答案:

也就是說，如果檔案內容太大，對應資料塊數量過多，inode節點本身提供的儲存空間不夠，會使用其他的間接資料塊來儲存資料塊位置資訊，最多可以有三級定址結構。

到這裡，應該都已經非常清楚檔案讀取的過程了，那麼下麵再丟擲兩個疑問：
1、檔案的複製、剪下的底層過程是怎樣的？
2、軟連線和硬連線分別是如何實現的？

下麵來結合stat命令動手操作一下，便知真相：
1）複製檔案：建立一個新的inode節點，並且複製資料塊內容

2）剪下檔案：同個分割槽裡邊mv，inode節點不變，只是更新目錄檔案對應資料塊裡邊的檔案名和inode對應關係；跨分割槽mv，則跟複製一個道理，需要建立新的inode，因為inode節點不同分割槽是不能共享的。

3）軟連線：建立軟連線會建立一個新的inode節點，其對應資料塊內容儲存所連結的檔案名資訊，這樣原檔案即便刪除了，重新建立一個同名的檔案，軟連線依然能夠生效。

4)硬連結：建立硬連結，並不會新建inode節點，只是links加1，還有再目錄檔案對應資料塊上增加一條檔案名和inode對應關係記錄；只有將硬連結和原檔案都刪除之後，檔案才會真正刪除，即links為0才真正刪除。