硬盘是由一个个圆形的盘片组全起来的，从物理特性上看，硬盘盘片的转速越快，它的性能就越好，而且我们的磁道越靠外部，它的读写性能就越高，这是因为，磁道越靠外部，单位时间内读到的信息越多，所以一般把系统装在硬盘的最外层分区中。

为了更直观了解硬盘的分区及内容，我们先看如下一张图：

磁盘文件系统.png

如下是对图中每个字段的含义解释

一个硬盘从外面到圆心画一个个同心圆，不同的同心圆就是不同的磁道，一个磁道按512字节为单位，划分为一个个的扇区，多个盘片的同一位置的同心圆组成一个柱面，分区时以柱面为单位
扇区：一个扇区为512节，为最小的物理存储单位
磁道：磁盘的同心圆
block：用文件系统格式化后，一个块的大小，一般有1k，2k，4k为单位。

第0个盘面，0个柱面，0个扇区
MBR
硬盘的第0个盘面，第0磁道，第0扇区，这一个512字节最重要，MBR和操作系统无关，它是独立于操作系统之外独立存在的。它分为三段：
A.Bootloader，占前面446字节，是引导程序，引导你硬盘上的操作系统进行启动
B.接下来64字节存储分区表(partition table)信息，每16字节标识一个分区
C.Magic number,占两个字节，用来标识此MBR是否有效

partition table:
因为这个只占64byte，每个分区占16byte，所以可以有四条分区记录，这四条记录为主分区或扩展分区，其中扩展分区还可以再分出逻辑分区
主分区与扩展分区之和最多是4个（硬盘的分区表64byte限制）
扩展分区最多只能有一个（操作系统限制）
逻辑分区是由扩展分区再分出来的分区

boot sector
一个分区的最前面1024个字节为boot sector，后面才是接superblock，它可以安装引导装载程序，利用它可以作出多重引导的环境

super block
记录整个文件系统的整体信息，包括inode/block的总量，使用量，剩余量，以及文件系统的格式与相关信息

File system Description
描述每个block group的开始与结束的block号码

block bitmap
通过block bitmap来记录每个block的状态，如是否被使用，这样操作系统可以很快去找到空的block分配给新文件，删除文件的过程只是标记这个block没有并使用，实际的文件内容还是在的。

inode bitmap
与block bitmap类似，记录每个inode的状态，如是否已经被使用，这样操作系统可以很快去找到空的inode分配给新文件，删除文件的过程只是标记该inode为未使用

inode table
由多个inode组成，一个文件占用一个inode，一个inode占用128byte，记录文件的属性，如
对应文件的权限，对应文件的属主属组，对应文件的时间戳，对应文件的大小，
对应文件内容所存储的block号码
inode记录一个block号需要花掉4byte，有12个直接指向block号码，一个指向间接，一个指向双间接和一个指向三间接
所以如果一个block有1k，它的文件内容最大值为：
12个直接指向：121k=12K
一个间接：1k256=256k （记录一个block需要4byte，故一个block能记录256个block）
双间接：1K256256=256^2K
三间接：1K256256*256=256^3k
所以总额为12+256+256²⁺²⁵⁶3=16843020K=16G

注意： 这面的inode并没有保存文件名，文件名保存在目录文件的inode所对应的block中，目录也是一种文件。
block的大小有1k，2k，4k等，它实际记录文件的内容，大文件会占用多个block

用dumpe2fs命令可以查看superblock及每个block group的信息，如下：

Inode count: 128016
Block count: 512000
Free blocks: 453079
Free inodes: 127977
Block size: 1024
Inode size: 128

Group 0: (Blocks 1-8192) [ITABLE_ZEROED]
Checksum 0x5210, unused inodes 2014
Primary superblock at 1, Group descriptors at 2-3
Reserved GDT blocks at 4-259
Block bitmap at 260 (+259), Inode bitmap at 276 (+275)
Inode table at 292-545 (+291)
3820 free blocks, 2014 free inodes, 2 directories, 2014 unused inodes
Free blocks: 4373-8192
Free inodes: 19-2032
Group 1: (Blocks 8193-16384) [INODE_UNINIT, ITABLE_ZEROED]
Checksum 0x7f25, unused inodes 2032
Backup superblock at 8193, Group descriptors at 8194-8195
Reserved GDT blocks at 8196-8451
Block bitmap at 261 (+4294959364), Inode bitmap at 277 (+4294959380)
Inode table at 546-799 (+4294959649)
1090 free blocks, 2032 free inodes, 0 directories, 2032 unused inodes
Free blocks: 15295-16384
Free inodes: 2033-4064
Group 2: (Blocks 16385-24576) [INODE_UNINIT, ITABLE_ZEROED]
Checksum 0x1d68, unused inodes 2032
Block bitmap at 262 (+4294951173), Inode bitmap at 278 (+4294951189)
Inode table at 800-1053 (+4294951711)
0 free blocks, 2032 free inodes, 0 directories, 2032 unused inodes
Free blocks:
Free inodes: 4065-6096
Group 3: (Blocks 24577-32768) [INODE_UNINIT, ITABLE_ZEROED]
Checksum 0x4ef8, unused inodes 2032
Backup superblock at 24577, Group descriptors at 24578-24579
Reserved GDT blocks at 24580-24835
Block bitmap at 263 (+4294942982), Inode bitmap at 279 (+4294942998)
Inode table at 1054-1307 (+4294943773)
1789 free blocks, 2032 free inodes, 0 directories, 2032 unused inodes
Free blocks: 24836-26624
Free inodes: 6097-8128

因为super block损坏的话相当于整个分区都用不了，所以可以看到superblock不仅在第一个block group有存在，它也同时备份在其它的block group中，达到更安全的备份机制。

目录树
Linux是树状的文件结构，每个都从根开始，当我们创建一个目录时，系统会分配给它一个inode，及一个data block，inode记录了文件的属性及data block的位置，而目录data block则记录着目录下文件的inode及文件名对照表，大约如下

clipboard.png

当我们ll -d 目录时，会发现很多目录的大小都写着4096
[root@zejin240 /]# ll -d / /bin/ /etc/ /usr/ /boot
dr-xr-xr-x. 23 root root 4096 Oct 12 09:13 /
dr-xr-xr-x. 2 root root 4096 Oct 22 03:39 /bin/
dr-xr-xr-x. 5 root root 1024 Jul 15 2015 /boot
drwxr-xr-x. 124 root root 12288 Oct 31 10:48 /etc/
drwxr-xr-x. 14 root root 4096 Jun 23 17:40 /usr/

我们发现/boot目录是1024，那是因为这个分区的块大小为1k，而其它目录的分区大小为4k的缘故，而/etc的大小为12288，说明这个目录下文件很多，系统分配了三个block给它存存储inode-文件名对照表。

那么当我们读取一个文件时，系统是怎样找到我们的文件的呢？
[root@zejin240 /]# ll -id /
2 dr-xr-xr-x. 23 root root 4096 Oct 12 09:13 /
[root@zejin240 /]# ll -id /var/
912129 drwxr-xr-x. 22 root root 4096 Jun 12 11:18 /var/
[root@zejin240 /]# ll -id /var/log/
913100 drwxr-xr-x. 15 root root 4096 Oct 31 10:48 /var/log/
[root@zejin240 /]# ll -id /var/log/messages
924361 -rw-------. 1 root root 147 Oct 31 10:48 /var/log/messages

例如当我们要访问/var/log/message这个文件时
首先系统通过挂载点找到/dev/sda2根目录/的inode，读取到它的inode为2，然后查找inode为2对应的data block块，查找/var对应的inode为912129
接下去读取912129这个inode对应的datablock，发现/var/log这个文件的inode为913100，
接下再去读取913100这个inode对应的datablock，发现/var/log/message对应的inode为924361，接着读取inode为924361对应的datablock，最终获得文件的内容，
当然每步在读取inode对应的datablock前都会验证用户的权限信息。

当我们创建一个文件时
系统会去分区中的inode bitmap找到一个未使用的inode，然后再扫描block bitmap找到一个示使用的data block，将两者的对应关系存储在目录的data block中，供文件系统查询调用

当我们复制一个文件时
首先创建一个新的文件，并将原文件的data block的数据复制一份到新的文件的data block中

当我们移动一个文件时
文件的移动只是路径名改动了，如果在同一个分区中，文件的inode及对应的data block都没有变动，所以速度极快。当然如果跨不同的文件系统移动就会很慢了。

当我们删除一个文件时
只是将目录对inode-文件名对应关系删除，并且在inode bitmap及block bitmap标记相应的inode及block未使用，实际的data block内容并没有删除，这也是为什么删除的文件能够找回的原因。

当我们硬链接一个文件时
只是在链接文件所在的目录下多增加一条inode-文件对应记录，inode与原文件的inode一样，并不会分配新的data block给硬链接文件。
特性：
1.不能跨文件系统创建
[root@localhost src]# ln redis-3.0.6.tar.gz /home/chenzejin/aa
ln: creating hard link /home/chenzejin/aa' =>redis-3.0.6.tar.gz': Invalid cross-device link

2.不能链接目录
3.创建硬链接增加文件被硬链接的次数

当我们软链接一个文件时
在文件下新建一个文件，会分配一个inode及data block给新文件，而在data block中存放着原文件的路径名，故该链接文件的大小为原文件路径命名的字节大小。符号链接的数字权限都为777，这样是为了保证任何用户都可以找到该链接，但不是任何人都可以访问它所指向的文件，由原文件的权限限定。
特性：
1.可以应用于目录
2.可以跨文件系统创建
3.不会增加被链接文件的链接次数
4.其大小为指向的路径所包含的字符个数

其它总结

文件系统
分区后我们需要对它进行管理操作，它是由文件系统这个软件来完成的，用来管理磁盘上的内容，包括怎么写，如何读的问题，一个分区对应一个文件系统，或者说一个文件系统就是一个分区。

磁盘分区
告诉操作系统该分区是在A柱面到B柱面之间的块

各种接口在Linux的文件名为：
/dev/sd[a-p][1-15] 为SCSI,SATA,USB,FLASH等接口的磁盘文件名
/dev/hd[a-d][1-63] 为IDE接口的磁盘文件名

文件的block记录文件的实际数据
目录的block记录该目录下面文件名与其inode号码对照表

硬链接只是在该目录对应的block增加一条记录，记录该文件名与链接文件的inode号码，该inode与原文件相同，不会消耗新的block

软链接也是在该目录新建一个文件，这个文件的inode与原文件不同，该文件对应的data block存储了原文件名，所以软件链接文件的大小就是原文件路径名的长度