永續性的資料是儲存在外部磁碟上的【注1】，如果沒有檔案系統，訪問這些資料就需要直接讀寫磁碟的sector，實在太不方便了。而檔案系統存在的意義，就是能更有效的組織、管理和使用磁碟上的這些raw data。
檔案系統的組成
要管理，就得先劃分，那按照什麼粒度劃分呢？因為磁碟上的資料要和記憶體互動，而記憶體通常是以4kb為單位的，所以從邏輯上，把磁碟按照4kb劃分比較方便（稱為乙個block）。現在假設由乙個檔案系統管理64個blocks的乙個磁碟區域：
empty disk
那在這些blocks中應該儲存些什麼？檔案系統的基礎要素自然是檔案，而檔案作為乙個資料容器的邏輯概念，本質上是一些位元組構成的集合，這些位元組就是檔案的user data（對應下圖的"d"）。
user data
除了檔案本身包含的資料，還有檔案的訪問許可權、大小和建立時間等控制資訊，這些資訊被稱為meta data。meta data可理解為是關於檔案user data的data，這些meta data儲存的資料結構就是inode（對應下圖的"i"，有些檔案系統稱之為dnode或fnode）。
inode是"index node"的簡稱，在早期的unix系統中，這些nodes是通過陣列組織起來的，因此需要依靠index來索引陣列中的node。假設乙個inode佔據256位元組，那麼乙個4kb的block可以存放16個inodes，使用5個blocks可以存放80個inodes，也就是最多支援80個檔案。
meta data + user data
同記憶體分配一樣，當有了新的資料產生時，我們需要選擇乙個空閒的block來存放資料，此外還需要乙個空閒的inode。所以，需要追蹤這些inodes和data blocks的分配和釋放情況，以判斷哪些是已用的，哪些是空閒的。
最簡單的辦法就是使用bitmap，包括記錄inode使用情況的bitmap（對應下圖的"i"），和記錄data block使用情況的bitmap（對應下圖的"d"）。空閒就標記為0，正在使用就標記為1。
bitmap + meta data + user date
因為block是最小劃分單位，所以這裡使用了兩個blocks來分別儲存inode bitmap和data block bitmap，每個block可以容納的bits數量是4096*8。而這裡我們只有80個inodes和56個data blocks，所以是綽綽有餘的。
還剩下開頭的乙個block，這個block是留給superblock的（對應下圖的"s"）。
superblock + bitmap + meta data + user date
這個superblock包含了乙個檔案系統所有的控制資訊，比如檔案系統中有多少個inodes和data blocks，inode的資訊起始於哪個block（這裡是第3個），可能還有乙個區別不同檔案系統型別的magic number。因此，superblock可理解為是檔案系統的meta data。
檔案定址
這5個blocks中的80個inodes構成了乙個inode table。假設乙個inode的大小是256位元組，現在我們要訪問第32個檔案，那就要先找到這個檔案的控制資訊，也就是第32個inode所在的磁碟位置。它應該在相對inode table起始位址的8kb處（32*256=8192），而inode table的起始位址是12kb，所以實際位置是20kb。
inode table
磁碟同記憶體不同，它在物理上不是按位元組定址的，而是按sector。乙個sector的大小通常是512位元組，因此換算一下就是第40個sector（20*1024/512）。
對於ext2/3/4檔案系統，以上介紹的這些inode bitmap, data block bitmap和inode table，都可以通過乙個名為"dumpe2fs"的工具來檢視其在磁碟上的具體位置：
如果只需要檢視inode的使用情況，那麼直接使用"df -i"命令即可：
inode usage
【定址方式】
那通過inode如何找到對應的檔案呢？根據大小的不同，乙個檔案需要佔據若干個blocks，這些blocks可能是磁碟上連續分布的，也可能不是。所以，比較好的辦法是使用指標，指標儲存在inode中，乙個指標指向乙個block。
不過，在這個簡化的示例裡，並不需要c語言裡那種指標，只需要乙個block的編號就可以了。如果檔案比較小，占有的blocks數目就比較少，那麼乙個256位元組的inode就能儲存這些指標。假設乙個inode最多能包含12個指標，那麼檔案的大小不能超過48kb。
那如果超過了怎麼辦？可由inode先指向乙個block，這個block再指向分散的data block，這種方法稱為multi-level index。inode在指向中間block的同時，也可以直接指向data block。假設乙個指標佔據4個位元組，那麼乙個中間block可儲存1024個指標，二級index的定址範圍就可超過4mb，**index則可超過4gb。
有沒有覺得很像記憶體管理中的多級頁表？事實上，它們的原理可以說是一樣的，檔案在磁碟上的實際block分布對等於記憶體的實體地址，而各級index就對等於記憶體的虛擬位址。
這種只使用block指標的方式被ext2和ext3檔案系統所採用，但它存在乙個問題，對於各種大小的檔案，都需要較多的meta data。而在實際的應用中，大多數檔案的體積都很小，meta data相對user data的佔比就較大。
另一種實現是使用乙個block指標加上乙個length來表示一組物理上連續的blocks（稱為乙個extent，其中length以block為單位計），乙個檔案由若干個extents構成。這樣，小檔案所需要的meta data就較少，這種更靈活的實現方式被後來的ext4檔案系統所採用。
struct ext4_extent ;
目錄和路徑
各級目錄構成了訪問檔案的路徑，不同於windows作業系統的drive分割槽，類unix系統中的"mount"操作讓所有的檔案系統的掛載點都是乙個路徑，形成了樹形結構。從抽象的角度，目錄也可視作一種檔案，只是這種檔案比較特殊，它的user data儲存的是該路徑下的普通檔案的inode編號。
所以，如下圖所示的這樣乙個路徑結構，假設要在"/foo"目錄下建立乙個檔案"bar.txt"，那麼需要從inode bitmap中分配乙個空閒的inode，並在"/foo"這個目錄中分配乙個entry，以關聯這個inode號。
接下來，我們要讀取剛才建立的這個"/foo/bar.txt"檔案，那麼先得找到"/"這個目錄檔案的inode號（這必須是事先知道的，假設是2）。然後訪問這個inode指向的data block，從中找到乙個名為"foo"的entry，得到目錄檔案"foo"的inode號（假設是44）。重複此過程，按圖索驥，直到找到文字檔案"bar.txt"的inode號。
小結現代檔案系統的實現是很龐雜的，但檔案系統的原理本身並不深奧，基本的構成要素就是file data，管理各個檔案的inode和管理整個檔案系統的superblock。基於這些要素，下文將開始介紹讀寫乙個檔案的具體方式和介面。
根檔案系統的原理
1 linuxrc是應用層的，和核心原始碼沒有關係 2 linuxrc在開發板當前核心系統下是可執行的。3 linuxrc如果是靜態編譯連線的，則直接可以執行 如果是動態編譯連線的，必須提供必要的庫檔案才能執行。1 使用者操作介面由 linuxrc帶出來。2 應用程式是直接或者間接的被 linuxr...
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linux 檔案系統原理
linux 預設是ext2檔案系統 檔案系統中,檔案除了實際內容外,還有很多不同的屬性 所以檔案系統把這兩部分分別儲存 檔案屬性儲存在inode中,乙個文件占用乙個inode,同時記錄文件的block號碼 檔案內容儲存在datablock中,根據文件內容可以占用多個block 而記憶體中還有乙個超級...