从硬盘开始，一步步认识linux的文件系统

Linux一般来说，上面的文件系统是EXT2或EXT3.但是这篇文章一上来就准备好一上来就直接谈论它们，而是希望结合起来Linux操作系统，从文件系统建立的基础-硬盘开始，逐步理解Linux文件系统。

1.机械硬盘的物理存储机制

现代计算机的大部分文件存储功能都是由机械硬盘等设备提供的。SSD闪存在概念和逻辑上部分继承自机械硬盘，因此使用机械硬盘理解没有问题）

机械硬盘可以实现信息存储的功能。基于磁性存储介质可以磁化，磁化后会长期保持磁化状态。这种磁化状态可以读取，这种磁化状态可以不断修改。磁化只有两个方向，所以可以表示0和1。
因此，硬盘将这种磁性存储介质制成盘子，每个盘子都分布着大量的磁性存储单元，使用磁性读写头（原则上类似于黑胶唱片的播放）。

一个硬盘中有数亿磁性存储单位(1T硬盘大约有80亿个)，所以我们需要一套规则来规划如何访问信息(例如，一本存储信息的书信息的书分成页面，从上到下从左到右阅读每一页，以及章节目录)
因此，这些物理逻辑概念:

1. 一个硬盘有多个盘子折叠，不同的盘子有编号
2. 每个盘子上的存储颗粒被排列成一个圆圈，每个圆圈被称为磁道，有编号
3. 每个磁道上都有一圈存储颗粒，每512*8（512字节，0.5KB）存储颗粒作为风扇区，风扇区是硬盘上存储的最小物理单位
4. N一个扇区可以形成簇，N这取决于不同文件系统或文件系统的配置，簇是文件系统中最小的存储单位
5. 所有盘面上的同一磁道形成一个称为柱面的圆柱，柱面是系统分区的最小单位

   

   
   

磁头读写文件时，首先是分区读写，由inode编号(后面介绍区内唯一的编号)找到相应的磁道和扇区，然后读写一个柱面。机械硬盘读写控制系统是一项惊人的精密工程（磁盘上有数亿存储单元，每个磁道宽度不到几十纳米，磁盘每分钟数万转）。同时，读写逻辑也有很多细节（例如，风扇区域的编号不是连续的），非常有趣，你可以搜索文章来扩展阅读。

有硬盘并不意味着LInux可以立即存储，需要组合Linux只有文件系统才能被接受Linux使用。

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2.Linux文件体系

Linux以文件的形式管理计算机中的数据和硬件资源，即所有完整的文件都反映在Linux文件类型为：普通文件、目录文件（即文件夹）、设备文件、链接文件、管道文件、套接文件（数据通信接口）等。这些文件种类繁多Linux管理使用目录树， 所谓目录树，是以根目录(/)为主，向下呈分支状的文件结构。不同于纯粹的ext2等文件系统，我称之为文件系统，一切都是由文件和文件目录树的资源管理模式组成的Linux文件系统，让Linux操作系统可以方便地利用系统资源。
因此，文件系统比文件系统少得多，Linux文件系统主要用文件载体实现与操作系统相关的事情：文件系统挂载在操作系统上，整个操作系统放置在文件系统中。然而，文件系统的相关内容并不多，文件系统可以在大多数地方取代。

Linux中的文件类型

先简单说说Linux主要关注普通文件、目录文件和符号连接文件。

1. 普通文件(-)
   1. 从Linux类似的角度mp4、pdf、html应用层面的文件类型属于普通文件
   2. Linux用户可以根据访问权限查看、更改和删除普通文件
2. 目录文件（d，directory file）
   1. 习惯使用目录文件Windows用户不容易理解，目录也是一种文件
   2. 目录文件包含各自目录下的文件名和指向这些文件的指针。打开目录实际上是打开目录文件。只要有访问权，就可以随意访问这些目录下的文件(普通文件的执行权是目录文件的访问权)，但只有核心过程才能修改
   3. 虽然不能修改，但我们可以通过vim查看目录文件的内容
3. 符号链接（l，symbolic link）
   1. 类似于这类文件Windows快捷方式是指向另一个文件的间接指针，通常称为软链接
4. 块设备文件（b，block）和字符设备文件（c，char）
   1. 这些文件通常隐藏在/dev设备读取和外设交互将用于目录
   2. 例如，磁盘光驱是一个设备文件，串口设备属于字符设备文件
   3. 无一例外，系统中的所有设备文件，要么是字符设备文件，无一例外
5. FIFO（p，pipe）
   1. 管道文件主要用于进程间通信。mkfifo可以创建命令FIFO文件启用过程AFIFO在文件中读取数据，启动过程B通常是FIFO写数据，先进先出，随写随读。
6. 套接字（s，socket）
   1. 网络通信也可用于本机之间的非网络通信
   2. 这些文件通常隐藏在/var/run目录证明了相关过程的存在

Linux 文件没有所谓的扩展名，一个 Linux只要你的权限中有一个属性，文件能否执行与它是否可执行有关 x ，比如[ -rwx-r-xr-x ] 这意味着该文件可以执行，与文件名无关。 Windows下能被执行的文件扩展名通常是 .com .exe .bat 等不同。
但是，可以执行不同于可以成功执行。比如在 root 主目彔下的 install.log 修改权限成为文本文件 -rwxrwxrwx 这个文件真的能成功执行吗？ 当然不是，因为它的内容没有可执行的数据。所以，这个 x 该文件具有可执行的能力， 但能否成功执行，当然要看文件的内容。
尽管如此，我们仍然希望从扩展名中了解文件是什么，所以我们通常用适当的扩展名来表示文件的类型。
所以Linux 系统上的文件名真的只是让你知道文件的可能用途， 是否真正执行仍然需要权限的规范。例如，常见的/bin/ls 如果显示文件属性的指令被修改为无法执行，则ls 它变得无法执行。这种问题最常发生在文件传输过程中。例如你在网络上下载一个可执行文件，但是偏偏在你的 Linux 无法在系统中执行，可能是档案的属性发生了变化。并且从网络上传送给你 的 Linux 在系统中，文件的属性权限确实会发生变化

Linux目录树

对Linux对于系统和用户来说，所有可操作的计算机资源都存在于目录树的逻辑结构中，对计算机资源的访问可以被视为目录树的访问。就硬盘而言，所有对硬盘的访问都变成了对目录树中某个节点的访问，即文件夹。
目录树的逻辑结构也很简单，从根目录(/)开始，不断向下展开各级子目录。

3.硬盘分区

硬盘分区是硬盘与文件系统相结合的第一步，本质是「硬盘」这个物理概念转换成「区」为下一步格式化做准备的逻辑概念。
因此，没有必要划分自己。你可以把整个硬盘作为一个区域。然而，从数据安全性和系统性能的角度来看，分区仍然有很多用途，因此硬盘通常是分区的。

说到分区，我们必须首先提到每个硬盘上最重要的第一个扇区。这个扇区有硬盘主导记录(Master boot record, MBR) 及分区表(partition table)， 其中 MBR 占有 446 bytes，分区表占有 64 bytes。硬盘主导记录有最基本的指导加载程序，是系统启动的关键环节，附录中有更详细的说明。分区表与分区有关，它记录了硬盘分区的相关信息，但由于分区表只有 64bytes ， 所以最多只能记四块分区(分区本身其实就是设置分区表)。

只有四个区域太少，所以有扩大分区的概念。由于第一扇区所在的分区表只能记录四个数据， 我可以用额外的扇区记录更多的分区信息吗？
将可访问的普通分区称为主分区。扩展分区不同于主分区。它本身没有内容。它为进一步的逻辑分区提供了空间。在指定为扩展分区后，扩展分区可以进一步分为多个逻辑分区。操作系统规定：

1. 每一块四块分区都可以是主分区或扩展分区
2. 最多只能有一个扩展分区(不需要多个)
3. 扩展分区可以进一步分为多个逻辑分区
4. 扩展分区只是一个逻辑概念，它本身不能被访问，也就是说，它不能被格式化作为数据访问的分区。只有主分区和逻辑分区才能被用作数据访问的分区
5. 逻辑分区的数量依操作系统而不同，在 Linux 系统中，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

1. 是否可以不要主分区呢？不知道，但好像不用管，你创建分区的时候会自动给你配置类型
2. 特殊的，你最好单独分一个swap区（内存置换空间），它独为一类，功能是：当有数据被存放在物理内存里面，但是这些数据又不是常被 CPU 所取用时，那么这些不常被使用的程序将会被丢到硬盘的 swap 置换空间当中， 而将速度较快的物理内存空间释放出来给真正需要的程序使用

4.格式化

我们知道Linux操作系统支持很多不同的文件系统，比如ext2、ext3、XFS、FAT等等，而Linux把对不同文件系统的访问交给了VFS（虚拟文件系统），VFS能访问和管理各种不同的文件系统。所以有了区之后就需要把它格式化成具体的文件系统以便VFS访问。

标准的Linux文件系统Ext2是使用「基于inode的文件系统」

1. 我们知道一般操作系统的文件数据除了文件实际内容外， 还带有很多属性，例如 Linux 操作系统的文件权限(rwx)与文件属性(拥有者、群组、 时间参数等)，文件系统通常会将属性和实际内容这两部分数据分别存放在不同的区块
2. 在基于inode的文件系统中，权限与属性放置到 inode 中，实际数据放到 data block 区块中，而且inode和data block都有编号

Ext2 文件系统在此基础上

1. 文件系统最前面有一个启动扇区(boot sector)
   1. 这个启动扇区可以安装开机管理程序， 这个设计让我们能将不同的引导装载程序安装到个别的文件系统前端，而不用覆盖整个硬盘唯一的MBR， 也就是这样才能实现多重引导的功能
2. 把每个区进一步分为多个块组 (block group)，每个块组有独立的inode/block体系
   1. 如果文件系统高达数百 GB 时，把所有的 inode 和block 通通放在一起会因为 inode 和 block的数量太庞大，不容易管理
   2. 这其实很好理解，因为分区是用户的分区，实际计算机管理时还有个最适合的大小，于是计算机会进一步的在分区中分块
   3. （但这样岂不是可能出现大文件放不了的问题？有什么机制善后吗？）
3. 每个块组实际还会分为分为6个部分，除了inode table 和 data block外还有4个附属模块，起到优化和完善系统性能的作用

所以整个分区大概会这样划分：

 

inode table

1. 主要记录文件的属性以及该文件实际数据是放置在哪些block中，它记录的信息至少有这些：
   1. 大小、真正内容的block号码（一个或多个）
   2. 访问模式(read/write/excute)
   3. 拥有者与群组(owner/group)
   4. 各种时间：建立或状态改变的时间、最近一次的读取时间、最近修改的时间
   5. 没有文件名！文件名在目录的block中！
2. 一个文件占用一个 inode，每个inode有编号
3. Linux 系统存在 inode 号被用完但磁盘空间还有剩余的情况
4. 注意，这里的文件不单单是普通文件，目录文件也就是文件夹其实也是一个文件，还有其他的也是
5. inode 的数量与大小在格式化时就已经固定了，每个inode 大小均固定为128 bytes (新的ext4 与xfs 可设定到256 bytes)
6. 文件系统能够建立的文件数量与inode 的数量有关，存在空间还够但inode不够的情况
7. 系统读取文件时需要先找到inode，并分析inode 所记录的权限与使用者是否符合，若符合才能够开始实际读取 block 的内容
8. inode 要记录的资料非常多，但偏偏又只有128bytes ， 而inode 记录一个block 号码要花掉4byte ，假设我一个文件有400MB 且每个block 为4K 时， 那么至少也要十万条block 号码的记录！inode 哪有这么多空间来存储？为此我们的系统很聪明的将inode 记录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录区（详细见附录）

data block

1. 放置文件内容数据的地方
2. 在格式化时block的大小就固定了，且每个block都有编号，以方便inode的记录
   1. 原则上，block 的大小与数量在格式化完就不能够再改变了(除非重新格式化)
3. 在Ext2文件系统中所支持的block大小有1K, 2K及4K三种，由于block大小的区别，会导致该文件系统能够支持的最大磁盘容量与最大单一文件容量各不相同：
   1. Block 大小 1KB 2KB 4KB
   2. 最大单一档案限制 16GB 256GB 2TB
   3. 最大档案系统总容量 2TB 8TB 16TB
4. 每个block 内最多只能够放置一个文件的资料，但一个文件可以放在多个block中（大的话）
5. 若文件小于block ，则该block 的剩余容量就不能够再被使用了(磁盘空间会浪费)
   1. 所以如果你的档案都非常小，但是你的block 在格式化时却选用最大的4K 时，可能会产生容量的浪费
   2. 既然大的block 可能会产生较严重的磁碟容量浪费，那么我们是否就将block 大小定为1K ？这也不妥，因为如果block 较小的话，那么大型档案将会占用数量更多的block ，而inode 也要记录更多的block 号码，此时将可能导致档案系统不良的读写效能
   3. 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 大小

superblock

1. 记录整个文件系统相关信息的地方，一般大小为1024bytes，记录的信息主要有：
   1. block 与inode 的总量
   2. 未使用与已使用的inode / block 数量
   3. 一个valid bit 数值，若此文件系统已被挂载，则valid bit 为0 ，若未被挂载，则valid bit 为1
   4. block 与inode 的大小 (block 为1, 2, 4K，inode 为128bytes 或256bytes)；
   5. 其他各种文件系统相关信息：filesystem 的挂载时间、最近一次写入资料的时间、最近一次检验磁碟(fsck) 的时间
2. Superblock是非常重要的， 没有Superblock ，就没有这个文件系统了，因此如果superblock死掉了，你的文件系统可能就需要花费很多时间去挽救
3. 每个块都可能含有superblock，但是我们也说一个文件系统应该仅有一个superblock 而已，那是怎么回事？事实上除了第一个块内会含有superblock 之外，后续的块不一定含有superblock，而若含有superblock则该superblock主要是做为第一个块内superblock的备份，这样可以进行superblock的救援

Filesystem Description

1. 文件系统描述
2. 这个区段可以描述每个block group的开始与结束的block号码，以及说明每个区段(superblock, bitmap, inodemap, data block)分别介于哪一个block号码之间

block bitmap

1. 块对照表
2. 如果你想要新增文件时要使用哪个block 来记录呢？当然是选择「空的block」来记录。那你怎么知道哪个block 是空的？这就得要通过block bitmap了，它会记录哪些block是空的，因此我们的系统就能够很快速的找到可使用的空间来记录
3. 同样在你删除某些文件时，那些文件原本占用的block号码就得要释放出来， 此时在block bitmap 中对应该block号码的标志位就得要修改成为「未使用中」

inode bitmap

1. 与block bitmap 是类似的功能，只是block bitmap 记录的是使用与未使用的block 号码， 至于inode bitmap 则是记录使用与未使用的inode 号码

5.挂载

在一个区被格式化为一个文件系统之后，它就可以被Linux操作系统使用了，只是这个时候Linux操作系统还找不到它，所以我们还需要把这个文件系统「注册」进Linux操作系统的文件体系里，这个操作就叫「挂载」 (mount)。
挂载是利用一个目录当成进入点（类似选一个现成的目录作为代理），将文件系统放置在该目录下，也就是说，进入该目录就可以读取该文件系统的内容，类似整个文件系统只是目录树的一个文件夹（目录）。
这个进入点的目录我们称为「挂载点」。

由于整个 Linux 系统最重要的是根目录，因此根目录一定需要挂载到某个分区。 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。

到这里Linux的文件体系的构建过程其实已经大体讲完了，总结一下就是：硬盘经过分区和格式化，每个区都成为了一个文件系统，挂载这个文件系统后就可以让Linux操作系统通过VFS访问硬盘时跟访问一个普通文件夹一样。这里通过一个在目录树中读取文件的实际例子来细讲一下目录文件和普通文件。

6.目录树的读取过程

首先我们要知道

1. 每个文件（不管是一般文件还是目录文件）都会占用一个inode
2. 依据文件内容的大小来分配一个或多个block给该文件使用
3. 创建一个文件后，文件完整信息分布在3处地方，生成2个新文件：
   1. 文件名记录在该文件所在目录的目录文件的block中，没有新文件生成
   2. 文件属性、权限信息、记录具体内容的block编号记录在inode中，inode是新生成文件
   3. 文件具体内存记录在block中，block是新生成文件
4. 因为文件名的记录是在目录的block当中，「新增/删除/更名文件名」与目录的w权限有关

所以在Linux/Unix中，文件名称只是文件的一个属性，叫别名也好，叫绰号也罢，仅为了方便用户记忆和使用，但系统内部并不需要用文件名来定为文件位置，这样处理最直观的好处就是，你可以对正在使用的文件改名，换目录，甚至放到废纸篓，都不会影响当前文件的使用，这在Windows里是无法想象的。比如你打开个Word文件，然后对其进行重命名操作，Windows会告诉你门儿都没有，关闭文件先！但在Mac里就毫无压力，因为Mac的操作系统同样采用了inode的设计。

创建文件过程

当在ext2下建立一个一般文件时， ext2 会分配一个inode 与相对于该文件大小的block 数量给该文件

1. 例如：假设我的一个block 为4 Kbytes ，而我要建立一个100 KBytes 的文件，那么linux 将分配一个inode 与25 个block 来储存该文件
2. 但同时请注意，由于inode 仅有12 个直接指向，因此还要多一个block 来作为区块号码的记录

创建目录过程

当在ext2文件系统建立一个目录时（就是新建了一个目录文件），文件系统会分配一个inode与至少一块block给该目录

1. inode记录该目录的相关权限与属性，并记录分配到的那块block号码
2. 而block则是记录在这个目录下的文件名与该文件对应的inode号
3. block中还会自动生成两条记录，一条是.文件夹记录，inode指向自身，另一条是..文件夹记录，inode指向父文件夹

从目录树中读取某个文件过程

1. 因为文件名是记录在目录的block当中，因此当我们要读取某个文件时，就一定会经过目录的inode与block ，然后才能够找到那个待读取文件的inode号码，最终才会读到正确的文件的block内的资料。
2. 由于目录树是由根目录开始，因此操作系统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，并依据该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，如果我想要读取/etc/passwd 这个文件时，系统是如何读取的呢？
先看一下这个文件以及有关路径文件夹的信息：

$ ll -di / /etc /etc/passwd
     128 dr-xr-x r-x . 17 root root 4096 May 4 17:56 /
33595521 drwxr-x r-x . 131 root root 8192 Jun 17 00:20 /etc
36628004 -rw-r-- r-- . 1 root root 2092 Jun 17 00:20 /etc/passwd

于是该文件的读取流程为：

1. /的inode：
   1. 通过挂载点的信息找到inode号码为128的根目录inode，且inode规定的权限让我们可以读取该block的内容(有r与x)
2. /的block：
   1. 经过上个步骤取得block的号码，并找到该内容有etc/目录的inode号码(33595521)
3. etc/的inode：
   1. 读取33595521号inode得知具有r与x的权限，因此可以读取etc/的block内容
4. etc/的block：
   1. 经过上个步骤取得block号码，并找到该内容有passwd文件的inode号码(36628004)
5. passwd的inode：
   1. 读取36628004号inode得知具有r的权限，因此可以读取passwd的block内容
6. passwd的block：
   1. 最后将该block内容的资料读出来

 

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附录：

开机流程和硬盘主引导记录

可以稍微讲下开机流程和硬盘主引导记录(MBR，或者叫主引导分区)
一台可正常运行的计算机会在BIOS上设置一块启动硬盘，其实每块硬盘都可以作为启动盘，硬盘本身的设计提供的这种可能，这就要从硬盘上的第一个扇区说起，这个扇区中有硬盘主引导记录(Master boot record, MBR)及分区表(partition table)， 其中 MBR 占有 446 bytes，而分区表则占有 64 bytes。
计算机主板上有一段写入到主板的程序BIOS，BIOS是开机之后计算机系统会主动执行的第一个程序。BIOS 会去分析计算机里面有哪些储存设备，我们以硬盘为例，BIOS 会依据使用者的设定去取得能够开机的硬盘， 并且到该硬盘里面去读取第一个扇区的MBR位置。
MBR 这个仅有 446 bytes 的硬盘容量里面会放置最基本的引导加载程序（Boot loader），它的目的是加载操作系统内核文件，由于引导加载程序是操作系统在安装的时候所提供的，所以它会认识硬盘内的文件系统格式，因此就能够读取操作系统内核文件。接下来就是内核文件的工作，也就是大家所知道癿操作系统的任务了。
所以简单说开机流程就是：

1. BIOS：开机主动运行的程序，会识别第一个可开机的设备
2. MBR-引导加载程序：第一个可开机设备的第一个扇区内的主引导分区中的引导加载程序，可读取操作系统内核文件
3. 操作系统内核文件：不同的操作系统中关于开启自己的程序

由上面的说明我们会知道，BIOS和MBR 都是硬件本身会支持的功能，到MBR中的Boot loader 则是操作系统写在 MBR 上面的一段程序了。由于 MBR 仅有 446 bytes，因此这个引导加载程序是非常小而美的，它的主要任务有：

1. 提供菜单：用户可以选择不同的开机项目，这也是多重引导的重要功能
2. 载入操作系统内核：直接指向可开机的程序区段来启动操作系统
3. 转交其他 loader：将引导加载功能转交给其他 loader 负责
   1. 这点很有趣，表示你的计算机系统里面可能具有两个以上的引导加载程序
   2. 有可能吗？我们的硬盘不是只有一个 MBR 而已？是这样，但是引导加载程序除了可以安 装在 MBR 之外， 还可以安装在每个分区的引导扇区(boot sector)内
   3. 分区的引导扇区这个特色造就了『多重引导』的功能
   4. （具体可以看鸟哥的书第三章第四节）

机械硬盘物理存储结构拓展阅读

1. 蒋致诚. 硬盘驱动器巨磁电阻 (GMR) 磁头: 从微米到纳米[J]. 物理, 2004, 33(07): 0-0.
   1. 近年来电脑硬盘存储密度的飞速增长最关键的因素是自旋阀纳米多层膜结构，即巨磁电阻（GMR）读传感器磁头的应用。巨磁电阻磁头读传感器已经实现由微电子器件向纳米电子器件转化，这一过程包含了自旋电子学、材料科学、微电子工程学、化学、微机械力学和工程学等诸学科和相关微加工技术综合性挑战极限。
2. 磁盘工作原理揭秘
   1. 大多数永久性或半永久性电脑数据都是将磁盘上的一小片金属物质磁化来实现。然后再将这些磁性图可被转换成原始数据。
3. 机械硬盘内部硬件结构和工作原理详解
   1. 给扇区编号的最简单方法是l，2，3，4，5，6等顺序编号。如果扇区按顺序绕着磁道依次编号，那么，控制器在处理一个扇区的数据期间，磁盘旋转太远，超过扇区间的间隔（这个间隔很小），控制器要读出或写入的下一扇区已经通过磁头，也许是相当大的一段距离。在这种情况下，磁盘控制器就只能等待磁盘再次旋转几乎一周，才能使得需要的扇区到达磁头下面。这就很浪费时间了。许多年前，IBM的一位杰出工程师想出了一个绝妙的办法，即对扇区不使用顺序编号，而是使用一个交叉因子（interleave）进行编号。

格式化的其他细节

1. 每种操作系统能够使用的文件系统并不相同。举例来说，windows 98 以前的微 软操作系统主要利用的文件系统是 FAT (或 FAT16)，windows 2000 以后的版本有所谓的 NTFS 文件系统，至于 Linux 的正统文件系统则为Ext2 (Linux second extended file system, ext2fs) 这一个。而且在默认的情况下，windows 操作系统是不会认识 Linux的Ext2的。
2. 传统的磁盘与文件系统的应用中，一个分区只能够被格式化成为一个文件系统，所以我们可以说 一个 文件系统 就是一个分区。但是由于新技术的利用，例如我们常听到的 LVM 与软件磁盘阵列(software raid)， 这些技术可以将一个分区格式化为多个文件系统，也能够将多个分区合成一个文件系统，所以说，目前我们在格式化时已经不再说成针对分区来格式化了， 通常我们可以称呼一个可被挂载的数据为一个文件系统而不是一个分区。

inode/block 与文件大小的关系（有趣）

我们简单分析一下EXT2 的inode / block 与文件大小的关系。inode 要记录的资料非常多，但偏偏又只有128bytes ， 而inode 记录一个block 号码要花掉4byte ，假设我一个文件有400MB 且每个block 为4K 时， 那么至少也要十万条block 号码的记录！inode 哪有这么多空间来存储？为此我们的系统很聪明的将inode 记录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录区。这是啥？我们将inode 的结构画一下好了。

上图最左边为inode本身(128 bytes)，里面有12个直接指向block号码的对照，这12条记录就能够直接取得block号码啦！至于所谓的间接就是再拿一个block来当作记录block号码的记录区，如果文件太大时，就会使用间接的block来记录号码。如上图中间接只是拿一个block来记录额外的号码而已。同理，如果文件持续长大，那么就会利用所谓的双间接，第一个block仅再指出下一个记录号码的block在哪里，实际记录的在第二个block当中。依此类推，三间接就是利用第三层block来记录号码啦！
这样子inode 能够指定多少个block 呢？我们以较小的1K block 来说明好了，可以指定的情况如下：

1. 12个直接指向： 12*1K=12K
   1. 由于是直接指向，所以总共可记录12笔记录，因此总额大小为如上所示
2. 间接： 256*1K=256K
   1. 每笔block号码的记录会花去4bytes，因此1K的大小能够记录256笔记录，因此一个间接可以记录的文件大小如上；
3. 双间接： 2562561K=256 2 K
   1. 第一层block会指定256个第二层，每个第二层可以指定256个号码，因此总额大小如上；
4. 三间接： 256256256*1K=256 3 K
   1. 第一层block会指定256个第二层，每个第二层可以指定256个第三层，每个第三层可以指定256个号码，因此总额大小如上；
5. 总额：将直接、间接、双间接、三间接加总，得到12 + 256 + 256256 + 256256*256 (K) = 16GB
6. 此时我们知道当文件系统将block格式化为1K大小时，能够容纳的最大文件为16GB，比较一下文件系统限制表的结果可发现是一致的！
7. 但这个方法不能用在2K及4K block大小的计算中，因为大于2K的block将会受到Ext2文件系统本身的限制，所以计算的结果会不太符合

文件系统大小与磁盘读取性能

关于文件系统的使用效率，当你的一个文件系统规划的很大时，例如100GB这么大时，由于磁盘上的资料总是来来去去的，所以，整个文件系统上面的文件通常无法连续写在一起(block号码不连续)，而是填入式的将资料填入没有被使用的block当中。如果文件写入的block真的分的很散，此时就会有所谓的文件资料离散的问题发生了。
如前所述，虽然我们的ext2 在inode 处已经将该文件所记录的block 号码都记上了， 所以资料可以一次性读取，但是如果文件真的太过离散，确实还是会发生读取效率低的问题。因为磁盘读取头还是得要在整个文件系统中来来去去的频繁读取！果真如此，那么可以将整个文件系统内的资料全部复制出来，将该文件系统重新格式化， 再将资料给他复制回去即可解决这个问题。
此外，如果文件系统真的太大了，那么当一个文件分别记录在这个文件系统的最前面与最后面的block 号码中， 此时会造成磁碟的机械手臂移动幅度过大（不是还会分块吗？），也会造成资料读取效能的低落。而且读取头在搜寻整个文件系统时， 也会花费比较多的时间去搜寻。因此分区的规划并不是越大越好， 而是真的要针对你的主机用途来进行规划才行。

Linux的一切皆文件

Linux 中的各种事物比如像文档、目录（Mac OS X 和 Windows 系统下称之为文件夹）、键盘、监视器、硬盘、可移动媒体设备、打印机、调制解调器、虚拟终端，还有进程间通信（IPC）和网络通信等输入/输出资源都是定义在文件系统空间下的字节流。
一切都可看作是文件，其最显著的好处是对于上面所列出的输入/输出资源，只需要相同的一套 Linux 工具、实用程序和 API。你可以使用同一套api(read, write)和工具(cat , 重定向, 管道)来处理unix中大多数的资源.
设计一个系统的终极目标往往就是要找到原子操作，一旦锁定了原子操作，设计工作就会变得简单而有序。“文件”作为一个抽象概念，其原子操作非常简单，只有读和写，这无疑是一个非常好的模型。通过这个模型，API的设计可以化繁为简，用户可以使用通用的方式去访问任何资源，自有相应的中间件做好对底层的适配。
现代操作系统为解决信息能独立于进程之外被长期存储引入了文件，文件作为进程创建信息的逻辑单元可被多个进程并发使用。在 UNIX 系统中，操作系统为磁盘上的文本与图像、鼠标与键盘等输入设备及网络交互等 I/O 操作设计了一组通用 API，使他们被处理时均可统一使用字节流方式。换言之，UNIX 系统中除进程之外的一切皆是文件，而 Linux 保持了这一特性。为了便于文件的管理，Linux 还引入了目录（有时亦被称为文件夹）这一概念。目录使文件可被分类管理，且目录的引入使 Linux 的文件系统形成一个层级结构的目录树