Linux内核支持十多种不同类型的文件系统

典型的 Linux 文件系统由 bootfs 和 rootfs 两部分组成，bootfs(boot file system) 主要包含 bootloader 和 kernel，bootloader 主要是引导加载 kernel，当 kernel 被加载到内存中后 bootfs 就被 umount 了。 rootfs (root file system) 包含的就是典型 Linux 系统中的 /dev，/proc，/bin，/etc 等标准目录和文件。

VFS，虚拟文件系统（Virtual File System，简称VFS）是Linux内核的子系统之一，它为用户程序提供文件和文件系统操作的统一接口，屏蔽不同文件系统的差异和操作细节。借助VFS可以直接使用open()、read()、write()这样的系统调用操作文件，而无须考虑具体的文件系统和实际的存储介质。

"一切皆文件"是Linux的基本哲学之一，不仅是普通的文件，包括目录、字符设备、块设备、套接字等，都可以以文件的方式被对待。实现这一行为的基础，正是Linux的虚拟文件系统VFS机制。

ext，专门为Linux设计的第一代文件系统，后面升级ext2，ext3（增加了文件系统日志记录功能，称为日志式文件系统），ext4（在Ext3中加入了新的高级功能）。

swap，用于Linux的交换分区的文件系统。在Linux中，使用整个交换分区来提供虚拟内存，其分区大小一般应是系统物理内存的2倍，在安装Linux操作系统时，就应创建交换分区，它是Linux正常运行所必需的，其类型必须是swap,交换分区由操作系统自行管理。

vfat，Linux对DOS,Windows系统下的FAT(包括fat16和Fat32)文件系统的一个统称，具有和Windows系列文件系统和Linux文件系统兼容的特性。因此VFAT可以作为Windows和Linux交换文件的分区。

reiserFS，Linux环境下最稳定的日志文件系统之一，使用快速的平衡二叉树（binary tree）算法来查找磁盘上的自由空间和已有的文件。有先进的日志(Journaling/logging)功能机制，保证了在每个实际数据修改之前，相应的日志已经写入硬盘。

XFS，是一个全64-bit的文件系统，它可以支持上百万T字节的存储空间。对特大文件及小尺寸文件的支持都表现出众，支持特大数量的目录。

NFS，网络磁盘文件系统。

anon_inodefs ：匿名文件系统，整个文件系统只有一个 inode ，这个 inode 是文件系统初始化的时候创建好的。之后，所有需要一个匿名 inode 的句柄都直接跟这个 inode 关联即可。

、               

eventpollfs 

打开文件表

进程描述符 ​task_struct​​​​​​中包含着该进程的打开文件表。

struct files_struct {

// 读相关字段
atomic_t count;
bool resize_in_progress;
wait_queue_head_t resize_wait;

// 打开的文件管理结构
struct fdtable __rcu *fdt;
struct fdtable fdtab; //动态数组，数组边界是用字段描述的。

// 写相关字段
unsigned int next_fd;
unsigned long close_on_exec_init[1];
unsigned long open_fds_init[1];
unsigned long full_fds_bits_init[1];
struct file * fd_array[NR_OPEN_DEFAULT]; //静态数组，随着 files_struct 结构体分配出来的，在 64 位系统上，静态数组大小为 64，在文件打开不多的情况下使用。fd 就是 这个指针数组的索引，通过 fd 能够找到对应文件的 struct file 结构体。
};

j于性能和资源的权衡 ，大部分进程只会打开少量的文件，所以静态数组就够了，这样就不用另外分配内存。如果超过了静态数组的阈值，那么就动态扩展。同 inode 的直接索引，一级索引的优化思路类似。

struct fdtable {
unsigned int max_fds; //指明数组边界
struct file __rcu **fd; /* current fd array */ 打开文件返回的fd 就是 这个指针数组的索引，通过 fd 能够找到对应文件的 struct file 结构体。
};

struct file* fd_array 和 struct file**fd，二级指针，就是一个一级指针数组，即一个数组中保存着这个进程打开的每一个文件指针，通过每一个文件的索引fd找到这个文件指针就能找到这个文件的相关信息。fd索引值是进程内的，每个进程自己分配自己的文件表对应有自己的fd值，但指向的struct file属于系统级的，多个不同的进程可以共享访问。

文件描述符fd (File descriptor 的缩写)

Linux中一个进程启动时，都会打开3个文件：标准输入、标准输出和标准出错处理。这三个文件分别对应文件描述符0、1、2。

fd是以进程为单位的，每个进程有一个最大的fd数目，可以使用ulimit设置。

fd的系统最大值在/proc/sys/fs/file-max中。

打开文件时系统检查所有进程的fd总数，进程检查进程自己的fd总数。

0，1，2 这三个 fd 值已经被赋予特殊含义，分别是标准输入（ STDIN_FILENO ），标准输出（ STDOUT_FILENO ），标准错误（ STDERR_FILENO ）。

struct file {...

struct path f_path; // 标识文件名

struct inode *f_inode; // 非常重要的一个字段，inode 这个是 vfs 的 inode 类型，是基于具体文件系统之上的抽象封装。为什么会有这一层封装呢？其实很容里理解，就是解耦。如果让 struct file 直接和 struct ext4_inode 这样的文件系统对接，那么会导致 struct file 的处理逻辑非常复杂，因为每对接一个具体的文件系统，就要考虑一种实现。所以操作系统必须把底下文件系统屏蔽掉，对外提供统一的 inode 概念，对下定义好接口进行回调注册。这样让 inode 的概念得以统一，Unix 一切皆文件的基础就来源于此。

const struct file_operations *f_op; // 这个字段非常重要，偏移，对，就是当前文件偏移。f_pos 在 open 的时候会设置成默认值，seek 的时候可以更改，从而影响到 write/read 的位置
...
}

多个进程可使用一个 struct file

1. 子进程。fork()时继承的父进程的fd，实质是重新复制了一份struct file，所以文件指针偏移量都是保持着父进程原来的值。

2. dup和dup2复制fd。实质是用一个新的fd指向原有的struct file*，同时给原有的struct file*引用计数加1。

从姿势上来讲，用户 open 文件得到一个非负数句柄 fd，之后针对该文件的 IO 操作都是基于这个 fd ；

文件描述符 fd 本质上来讲就是数组索引，fd 等于 5 ，那对应数组的第 5 个元素而已，该数组是进程打开的所有文件的数组，数组元素类型为 struct file；

结构体 task_struct 对应一个抽象的进程，files_struct 是这个进程管理该进程打开的文件数组管理器。fd 则对应了这个数组的编号，每一个打开的文件用 file 结构体表示，内含当前偏移等信息；

file 结构体可以为进程间共享，属于系统级资源，同一个文件可能对应多个 file 结构体，file 内部有个 inode 指针，指向文件系统的 inode；

inode 是文件系统级别的概念，只由文件系统管理维护，不因进程改变（ file 是进程出发创建的，进程 open 同一个文件会导致多个 file ，指向同一个 inode ）

inode 

一个文件对应一个inode，存储文件类型，权限，文件大小，创建、修改、访问时间。

struct inode {
umode_t i_mode; // 文件相关的基本信息（权限，模式，uid，gid等）
unsigned short i_opflags;
kuid_t i_uid;
kgid_t i_gid;
unsigned int i_flags;
const struct inode_operations *i_op; // 回调函数
struct super_block *i_sb;
struct address_space *i_mapping;
loff_t i_size; // 文件大小，atime，ctime，mtime等
struct timespec64 i_atime;
struct timespec64 i_mtime;
struct timespec64 i_ctime;
const struct file_operations *i_fop; // 回调函数
struct address_space i_data;
void *i_private; /* fs or device private pointer  指向后端具体文件系统的特殊数据*/
};

inode 是vfs的文件地址（相当于基类），具体的文件系统（子类）扩展 inode， 然后通过地址偏移强转来实现相互转换。

 索引表的索引结构称为inode，是"index node"的简称，用来索引，跟踪一个文件的所有块。inode是文件索引结构组织形式的具体体现，一个文件就必须对应一个inode。

inode表(inode Table)由一个块组中的所有inode组成。一个文件除了数据需要存储之外，一些描述信息也需要存储，如文件类型，权限，文件大小，创建、修改、访问时间等，这些信息存在inode中而不是数据块中。

inode表占多少个块在格式化时就要写入块组描述符中。 在Ext2/Ext3文件系统中，每个文件在磁盘上的位置都由文件系统block group中的一个Inode指针进行索引，Inode将会把具体的位置指向一些真正记录文件数据的block块，需要注意的是这些block可能和Inode同属于一个block group也可能分属于不同的block group。我们把文件系统上这些真实记录文件数据的block称为Data blocks

文件操作

一般C库函数写文件时是全缓冲，而显示器是行缓冲。

printf fprintf 是库函数， 是对系统调用的“封装”，在系统调用的“上层”，有缓存。

write() 是系统函数，没有缓冲区，fwrite()是C标准库函数有缓冲区。

int dup2(int oldfd,int newfd);//  dup2函数复制描述符表表项oldfd到描述符表表项newfd，覆盖描述符表表项newfd以前的内容，若newfd已经打开，dup2会在复制oldfd之前关闭newfd。

文件存储

磁盘空间划分元数据区和数据区，元数据去主要存贮文件的一些属性，比如说大小，块信息，这些信息被存贮在inode当中，而数据以datablock 为存贮单元，主要是存放了文件的数据。

因为磁盘上的数据要和内存交互，而内存通常是以4KB为单位的，所以从逻辑上，把磁盘按照4KB，称为一个块 block，将若干个块儿组成一个块组group。

存储结构

顺序文件结构、链式文件系统，类似于vector和list的存储方式。

索引式文件系统，这是顺序文件结构和链式文件系统的折中。索引表是顺序的，方便随机访问，数据块是链表的，方便分散存储。

组

块的管理节点，相当于块之上更大的索引结构，描述整个分区的文件系统信息，如inode/block的大小、总量、使用量、剩余量，以及文件系统的格式与相关信息。超级块在每个块组的开头都有一份拷贝（第一个块组必须有，后面的块组可以没有）。

Block Group：ext2文件系统会根据分区的大小划分为数个Block Group。而每个Block Group都有着相同的结构组成。
超级块（Super Block）：存放文件系统本身的结构信息。记录的信息主要有：bolck 和 inode的总量，未使用的block和inode的数量，一个block和inode的大小，最近一次挂载的时间，最近一次写入数据的时间，最近一次检验磁盘的时间等其他文件系统的相关信息。Super Block的信息被破坏，可以说整个文件系统结构就被破坏了。
GDT（Group Descriptor Table）：块组描述符，描述块组属性信息。
块位图（Block Bitmap）：Block Bitmap中记录着Data Block中哪个数据块已经被占用，哪个数据块没有被占用。
inode位图（inode Bitmap）：每个bit表示一个inode是否空闲可用，记录block group中Inode区域的使用情况，Ext文件系统中一个block group中可以有16384个Inode，代表着这个Ext文件系统中一个block group最多可以描述16384个文件。
节点表（inode Table）: 存放文件属性 如 文件大小，所有者，最近修改时间等。
数据区（Data blocks）：存放文件数据。

1、存储文件：内核先找到一个空闲的inode节点（这里是263466）。内核记录文件信息。
2、存储数据：该文件需要存储到三个磁盘块，内核找到三个空闲块：300、400、600。将内核缓存区的数据依次复制到磁盘块。
3、记录分配情况：文件内容按顺序300,500,800存放。内核在inode上的磁盘分布区记录了上述块列表。
4、添加文件名到目录：新的文件名abc。linux如何在当前的目录中记录这个文件？内核将入口（263466，abc）添加到目录文件。文件名和inode之间的对应关系将文件名和文件的内容及属性连接起来。

机器启动加载

主引导区 MBR（Master Boot Recorder），MBR 在一块硬盘的第 0 轨上，这也是计算机启动之后要去使用硬盘时必须读取的第一个区域。记录了硬盘里所有分区的信息即磁盘分区表，以及启动时可以写入引导程序的位置。

三个部分组成（512个字节）：

        引导程序占用其中的前446字节（偏移0～1BDH）

        随后的64字节（偏移1BEH～1FDH）为DPT（Disk Partition Table，硬盘分区表）

        最后的两个字节“55 AA”（偏移1FEH～1FFH）是结束标志。

机器启动，指向ROM（read-only memory）芯片程序BIOS（Basic Input/Output System），BIOS 程序启动，硬件自检。

硬件自检完成后，BIOS按照"启动顺序"，把控制权转交给排在第一位的储存设备（BIOS需要有一个外部储存设备的排序，排在前面的设备就是优先转交控制权的设备。这种排序叫做"启动顺序”（Boot Sequence），Windows上需要U盘启动的需要把U盘放在第1个）。

计算机读取该设备的第一个扇区，也就是读取最前面的512个字节。如果这512个字节的最后两个字节是0x55和0xAA，表明这是MBR（告诉计算机到硬盘的哪一个位置去找操作系统），可以用于启动；如果不是，表明设备不能用于启动，控制权于是被转交给"启动顺序"中的下一个设备。

读取"主引导记录"前面446字节的机器码找到操作系统所在的硬盘位置，运行事先安装的"启动管理器"（Linux环境中，目前最流行的启动管理器是Grub），由用户选择启动哪一个操作系统。

载入操作系统的内核到内存。 以Linux系统为例，先载入/boot目录下面的kernel ，运行第一个程序 /sbin/init 产生init进程（第一个进程，pid=1，其他进程都是它的后代），init线程加载系统的各个模块。

C语言的多态

基类定义统一的数据结构和操作函数；

基类持有void*指针作为访问子类资源的统一入口，每个子类自己定义自己的结构，创建实例，赋值给基类的void*private_data，如epoll 定义struct eventpoll子类，socket定义struct socket 子类，。。。；

子类持有基类指针，通过基类指针调用基类函数；

子类初始化时把操作函数通过基类指针访问塞给基类函数指针；

对外统一通过基类接口访问；