最近在做磁盤性能優化，需要結合文件系統原理去思考優化方向，因此借此機會進一步加深了對文件系統的認識。在看這篇文章之前，建議先看下前面一篇關於磁盤工作原理的解讀。下面簡單總結一些要點分享出來：
一、文件系統層次分析
由上而下主要分為用戶層、VFS層、文件系統層、緩存層、塊設備層、磁盤驅動層、磁盤物理層
用戶層：最上面用戶層就是我們日常使用的各種程序，需要的接口主要是文件的創建、刪除、打開、關閉、寫、讀等。
VFS層：我們知道Linux分為用戶態和內核態，用戶態請求硬件資源需要調用System Call通過內核態去實現。用戶的這些文件相關操作都有對應的System Call函數接口，接口調用 VFS對應的函數。
文件系統層：不同的文件系統實現了VFS的這些函數，通過指針注冊到VFS里面。所以，用戶的操作通過VFS轉到各種文件系統。文件系統把文件讀寫命令轉化為對磁盤LBA的操作，起了一個翻譯和磁盤管理的作用。
緩存層：文件系統底下有緩存，Page Cache，加速性能。對磁盤LBA的讀寫數據緩存到這里。
塊設備層：塊設備接口Block Device是用來訪問磁盤LBA的層級，讀寫命令組合之后插入到命令隊列，磁盤的驅動從隊列讀命令執行。Linux設計了電梯算法等對很多LBA的讀寫進行優化排序，盡量把連續地址放在一起。
磁盤驅動層：磁盤的驅動程序把對LBA的讀寫命令轉化為各自的協議，比如變成ATA命令，SCSI命令，或者是自己硬件可以識別的自定義命令，發送給磁盤控制器。Host Based SSD甚至在塊設備層和磁盤驅動層實現了FTL，變成對Flash芯片的操作。
磁盤物理層：讀寫物理數據到磁盤介質。
二、文件系統結構與工作原理（主要以ext4為例）
我們都知道，windows文件系統主要有fat、ntfs等，而linux文件系統則種類多的很，主要有VFS做了一個軟件抽象層，向上提供文件操作接口，向下提供標准接口供不同文件系統對接，下面主要就以EXT4文件系統為例，講解下文件系統結構與工作原理：
上面兩個圖大體呈現了ext4文件系統的結構，從中也相信能夠初步的領悟到文件系統讀寫的邏輯過程。下面對上圖里邊的構成元素做個簡單的講解：
引導塊：為磁盤分區的第一個塊，記錄文件系統分區的一些信息，，引導加載當前分區的程序和數據被保存在這個塊中。一般占用2kB，
超級塊：
超級塊用於存儲文件系統全局的配置參數(譬如：塊大小，總的塊數和inode數)和動態信息(譬如：當前空閑塊數和inode數)，其處於文件系統開始位置的1k處，所占大小為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)的一個拷貝，但是當文件系統很大時，這樣浪費了很多塊(尤其是GDT占用的塊多)，后來采用了一種稀疏的方式來存儲這些拷貝，只有塊組號是3, 5 ,7的冪的塊組(譬如說1,3,5,7,9,25,49…)才備份這個拷貝。通常情況下，只有主拷貝(第0塊塊組)的超級塊信息被文件系統使用，其它拷貝只有在主拷貝被破壞的情況下才使用。
塊組描述符：
GDT用於存儲塊組描述符，其占用一個或者多個數據塊，具體取決於文件系統的大小。它主要包含塊位圖，inode位圖和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文件中struct ext3_group_desc。每個塊組都對應這樣一個描述符，目前該結構占用32個字節，因此對於塊大小為4k的文件系統來說，每個塊可以存儲128個塊組描述符。由於GDT對於定位文件系統的元數據非常重要，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，其所占塊數也是相同的。從上面的介紹可以看出塊組中的元數據譬如塊位圖，inode位圖,inode表其位置不是固定的，當然默認情況下，文件系統在創建時其位置在每個塊組中都是一樣的，如圖2所示(假設按照稀疏方式存儲，且n不是3,5,7的冪)
塊組：
每個塊組包含一個塊位圖塊，一個 inode 位圖塊，一個或多個塊用於描述 inode 表和用於存儲文件數據的數據塊，除此之外，還有可能包含超級塊和所有塊組描述符表(取決於塊組號和文件系統創建時使用的參數)。下面將對這些元數據作一些簡要介紹。
塊位圖：
塊位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，那么代表該塊未分配，可以用於存儲數據；否則，代表該塊已經用於存儲數據或者該塊不能夠使用(譬如該塊物理上不存在)。由於塊位圖僅占一個塊，因此這也就決定了塊組的大小。
Inode位圖：
Inode位圖用於描述該塊組所管理的inode的分配狀態。我們知道inode是用於描述文件的元數據，每個inode對應文件系統中唯一的一個號，如果inode位圖中相應位置位，那么代表該inode已經分配出去；否則可以使用。由於其僅占用一個塊，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表用於存儲inode信息。它占用一個或多個塊(為了有效的利用空間，多個inode存儲在一個塊中)，其大小取決於文件系統創建時的參數，由於inode位圖的限制，決定了其最大所占用的空間。
以上這幾個構成元素所處的磁盤塊成為文件系統的元數據塊，剩余的部分則用來存儲真正的文件內容，稱為數據塊，而數據塊其實也包含數據和目錄。
了解了文件系統的結構后，接下來我們來看看操作系統是如何讀取一個文件的：
大體過程如下：
1、根據文件所在目錄的inode信息，找到目錄文件對應數據塊
2、根據文件名從數據塊中找到對應的inode節點信息
3、從文件inode節點信息中找到文件內容所在數據塊塊號
4、讀取數據塊內容
到這里，相信很多人會有一個疑問，我們知道一個文件只有一個Inode節點來存放它的屬性信息，那么你可能會想如果一個大文件，那它的block一定是多個的，且可能不連續的，那么inode怎么來表示呢,下面的圖告訴你答案:
也就是說，如果文件內容太大，對應數據塊數量過多，inode節點本身提供的存儲空間不夠，會使用其他的間接數據塊來存儲數據塊位置信息，最多可以有三級尋址結構。
到這里，應該都已經非常清楚文件讀取的過程了，那么下面再拋出兩個疑問：
1、文件的拷貝、剪切的底層過程是怎樣的？
2、軟連接和硬連接分別是如何實現的？
下面來結合stat命令動手操作一下，便知真相：
1）拷貝文件：創建一個新的inode節點，並且拷貝數據塊內容
2）剪切文件：同個分區里邊mv，inode節點不變，只是更新目錄文件對應數據塊里邊的文件名和inode對應關系；跨分區mv，則跟拷貝一個道理，需要創建新的inode，因為inode節點不同分區是不能共享的。
3）軟連接：創建軟連接會創建一個新的inode節點，其對應數據塊內容存儲所鏈接的文件名信息，這樣原文件即便刪除了，重新建立一個同名的文件，軟連接依然能夠生效。
4)硬鏈接：創建硬鏈接，並不會新建inode節點，只是links加1，還有再目錄文件對應數據塊上增加一條文件名和inode對應關系記錄；只有將硬鏈接和原文件都刪除之后，文件才會真正刪除，即links為0才真正刪除。
三、文件順序讀寫和隨機讀寫
從前面文章了解了磁盤工作原理之后，也已經明白了為什么文件隨機讀寫速度會比順序讀寫差很多，這個問題在windows里邊更加明顯，為什么呢？究其原因主要與文件系統工作機制有關，fat和ntfs文件系統設計上，每個文件所處的位置相對連續甚至緊靠在一起，這樣沒有為每個文件留下足夠的擴展空間，因此容易產生磁盤碎片，用過windows系統的應該也知道，windows磁盤分區特別提供了磁盤碎片整理的高級功能。如下圖：
那回過來，看看linux 文件系統ext4,都說linux不需要考慮磁盤碎片，究竟是怎么回事？
主要是因為Linux的文件系統會將文件分散在整個磁盤，在文件之間留有大量的自由空間，而不是像Windows那樣將文件一個接一個的放置。當一個文件被編輯了並且變大了，一般都會有足夠的自由空間來保存文件。如果碎片真的產生了，文件系統就會嘗試在日常使用中將文件移動來減少碎片，所以不需要專門的碎片整理程序。但是，如果磁盤空間占用已經快滿了，那碎片是不可避免的，文件系統的設計本來就是用來滿足正常情況下使用的。如果磁盤空間不夠，那要么就是數據冗余了，要么就該換容量更大的磁盤。你可以使用fsck命令來檢測一下一個Linux文件系統的碎片化程度，只需要在輸出中查看非連續i節點個數（non-contiguous inodes）就可以了。
關於文件系統的就講這么多，下篇會講解linux內核提供的一個資源管控機制cgroup，分析其原理及使用過程。
ext4文件系統bug:
http://www.phoronix.com/scan.php?page=news_item&px=MTIxNDQ
ext4文件系統描述：
http://blog.csdn.net/liangchen0322/article/details/50365685
http://blog.csdn.net/fybon/article/details/26243971
hexdump查看磁盤結構信息：
http://www.cnblogs.com/jiangcsu/p/5737659.html