① 常见的文件系统有哪些
常见的文件系统有FAT、NTFS、ExtFAT、ext2、ext3、reiserFS、VFAT、APFS。
1、FAT文件系统。
FAT文件系统诞生于年，它最初是为软盘设计的文件系统，但是后来随着微软推出dos和win 9x系统，FAT文件系统经过适配被逐渐用到了硬盘上，并且在那时的20年中，一直是主流的文件系统。
2、NTFS文件系统。
它是一种比FAT32功能更加强大的文件系统，从windows 2000之后的windows系统的默认文件系统都是NTFS，而且这些windows系统只能够安装在NTFS格式的磁盘上。NTFS系统是一个日志性的文件系统，系统中对文件的操作都可以被记录下来，当系统崩溃之后，利用日志功能可以修复数据。
3、ExtFAT文件系统。
ExFAT也是微软开发的文件系统，它是专门为闪存盘设计的文件系统，单个文件突破了4G的限制，而且分区的最大容量可达64ZB，建议512TB。 ExFAT在windows，linux以及Mac系统上，都可以读写，作为U盘或者是移动硬盘的格式还是比较合适的。
4、ext2文件系统。
ext2是为解决ext文件系统的缺陷而设计的可扩展的、高性能的文件系统，又被称为二级扩展文件系统。它是Linux文件系统中使用最多的类型，并且在速度和CPU利用率上较为突出。ext2存取文件的性能极好，并可以支持256字节的长文件名，是GNU/Linux系统中标准的文件系统。
5、ext3文件系统。
ext3是ext2文件系统的日志版本，它在ext2文件系统中增加了日志的功能。ext3提供了3种日志模式：日志（journal）、顺序（ordered）和回写（writeback）。与ext2相比，ext3提供了更好的安全性以及向上向下的兼容性能。
6、reiserFS文件系统。
reiserFS是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，其搜索速度高于ext2，reiserFS能够像其他大多数文件系统一样，可动态的分配索引节，而无须在文件系统中创建固定的索引节。
7、VFAT文件系统。
VFAT主要用于处理长文件的一种文件名系统，它运行在保护模式下并使用VCACHE进行缓存，并具有和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。
8、APFS文件系统。
APFS是苹果公司发布的新的文件格式，替代目前所使用的HFS+格式。这一全新文件系统专门针对闪存/SSD进行优化，提供了更强大的加密、写入时复制元数据、空间分享、文件和目录克隆、快照、目录大小快速调整、原子级安全存储基元，以及改进的文件系统底层技术。
② 什么是文件系统什么是日志文件系统简述文件系统中数据与元数据的关系
1、元数据定义：数据(Metadata)称介数据、继数据描述数据数据(data about data)主要描述数据属性(property)信息用支持指示存储位置、历史数据、资源查找、文件记录等功能元数据算种电式目录达编制目录目必须描述并收藏数据内容或特色进达协助数据检索目元数据数据数据任何文件系统数据数据元数据数据指普通文件实际数据元数据指用描述文件特征系统数据诸访问权限、文件拥者及文件数据块布信息(inode…)等等集群文件系统布信息包括文件磁盘位置及磁盘集群位置用户需要操作文件必须首先元数据才能定位文件位置并且文件内容或相关属性文件系统元数据（metadata）更改都保存份单独志发系统崩溃根据志确恢复数据除外志使系统重新启必进行文件系统检查缩短恢复间2、元数据管理式：元数据管理两种式：集式管理布式管理集式管理：指系统节点专门司职元数据管理所元数据都存储该节点存储设备所客户端文件请求前都要先该元数据管理器请求元数据布式管理：指元数据存放系统任意节点并且能态迁移元数据管理职责布各同节点数集群文件系统都采用集式元数据管理集式管理实现简单致性维护容易定操作频繁度内提供较满意性能缺点单失效点问题若该服务器失效整系统工作且元数据操作于频繁集元数据管理整系统性能瓶颈布式元数据管理处解决集式管理单失效点问题且性能随着操作频繁现瓶颈其缺点实现复杂致性维护复杂性能定影响文件数据两类：类元数据既属性数据；种数据本身用命令stat查看文件元数据stat：功能说明：显示inode内容语：stat [文件或目录]补充说明：stat文字格式显示inode内容ls 命令及其许参数提供些非用文件信息另太所熟知命令 stat 提供些更用信息例：查看执行文件oracle# stat oracleFile: ‘oracle’Size: 93300148 Blocks:182424 IO Block:4096 Regular FileDevice: 343h/835d Inode: 12009652 Links: 1Access: (6751/-rwsr-s–x) Uid:( 500/ oracle) Gid:( 500/ dba)Access: 2006-08-04 04:30:52.000000000 -0400Modify: 2005-11-02 11:49:47.000000000 -0500Change: 2005-11-02 11:55:24.000000000 -0500使用该命令获信息：除通文件（使用 ls -l 命令获）外您获该文件占用块数通 Linux 块 512 字节 93,300,148 字节文件占用 (93300148/512=) 182226.85 块由于块都完整占用该文件使用些整数数块需猜测获确切块数stat 命令修改符 -f 显示关文件系统（非文件）信息：# stat -f oracleFile: "oracle"ID: 0 Namelen:255 Type:ext2/ext3Blocks: Total: 24033242 Free: 15419301 Available: 14198462 Size: 4096Inodes: Total: 12222464 Free: 12093976另选项 -t 显示完全相同信息行显示：# stat -t oracleoracle 93300148 182424 8de9 500 500 343 12009652 1 0 0 11546820611130950187 1130950524 4096修改文件间戳信息命令：touchtouch命令般用修改文件间或者新建存文件.语: touch [-acm][-r ref_file(参照文件)|-t time(间值)] file(文件名)例:touch file1.txt 更新file1.txt存取修改间touch -c file1.txt file1.txt存创建文件touch -r ref_file file1.txt 更新file1.txt间戳ref+file相同touch -t 0911252234.40 file1.txt 设定文件间0911月2522点3440秒参数说明:-a 修改文件 file 存取间．-c 创建文件 file.-m 修改文件 file 修改间-r ref_file 参照文件 ref_file 相应间戳记数值作指定文件 file 间戳记新值．-t time 使用指定间值 time 作指定文件 file 相应间戳记新值．处 time 规定形式十进制数∶ [[CC]YY]MMDDhhmm[.SS] CC数前两位即世纪数；YY数两位即某世纪数．给CC值则touch 数CCYY限定1969–2068内．MM月数DD数CCYY限定1969–2068内．MM月数DD数hh 数(几点)mm钟数SS秒数．处秒设定范围0–61处理闰秒．些数字组间环境变量TZ指定区 间．由于系统限制早于19701月1间错误．使用touch创建文件：# touch myfile01 myfile02 myfile03#touch myfile0{1,2,3} 创建myfile01 myfile02 myfile03 三文件
③ 文件系统是如何建立的
右击，新建文件夹针对各层简要分析如下：1.首先我们来分析最低层——设备驱动层，该层负责与外设——磁盘等——通讯。文件系统都需要和存储设备打交道，而系统操作外设时离不开驱动程序。所以内核对文件的最后操作行为就是调用设备驱动程序完成从主存（内存）到辅存（磁盘）的数据传输。文件系统相关的多数设备都属于块设备，常见的块设备驱动程序有磁盘驱动，光驱驱动等，之所以称它们为块设备，一个原因是它们读写数据都是成块进行的，但是更重要的原因是它们管理的数据能够被随机访问——不需要像字符设备那样必须顺序访问。2.设备驱动层的上一层是物理I/O层，该层主要作为计算机外部环境和系统的接口，负责系统和磁盘之间数据块的交换。它要知道数据块在磁盘中地存储位置，也要知道文件数据块在内存缓冲中的位置，另外,它不需要了解数据或文件的具体结构。可以看到,这层最主要的工作是识别磁盘扇区和内存缓冲块[2]之间的映射关系。3.再上层是基础I/O监督层，该层主要负责选择文件 I/O需要的设备，调度磁盘请求等工作，另外分配I/O缓冲和磁盘空间也在该层完成。由于块设备需要随机访问数据，而且对速度响应要求较高，所以操作系统不能像对字符设备那样简单、直接地发送读写请求，而必须对读写请求重新优化排序，以能节省磁盘寻址时间，另外也必须对请求提交采取异步调度（尤其写操作）的方式进行。总而言之，内核必须管理块设备请求，而这项工作正是由该层负责的。4.倒数第二层是逻辑I/O层，该层允许用户和应用程序访问记录。它提供了通用的记录（record）I/O操作，同时还维护基本文件数据。为了方便用户操作和管理文件内容，文件内容往往被组织成记录形式，所以操作系统为操作文件记录提供了一个通用的逻辑操作层。
④ 文件系统是什么
文件管理通过目录来完成的，而目录又是建立在分区或者卷的基础上的。操作系统中与文件和目录相关的子系统称为文件系统。比如DOS的FAT，98的VFAT，Linux的日志型文件系统EXT3，我现在用的ReiserFS。
⑤ 文件系统特点是什么
现在主要是FAT32和NTFS这两种。FAT32的说明： FAT32实际上是文件分区表采取的一种形式，它是相对于FAT16而言的。众所周知，Dos和Windows95采用的都是FAT16格式。至于FAT32，准确地说是在Windows95OSR2中第一次出现的，之所以没有宣传是因为当时该文件系统还不够成熟，尚处于试探阶段。那么为什么一定要推出FAT32呢？这主要是由其自身的优越性决定的。首先，它可以大大地节约磁盘空间。文件在磁盘上是以簇的方式存放的，簇里存放了一个文件就不能再存放另外的文件。假如一个磁盘的分区大小为512MB，基于FAT16的系统的簇的大小为8KB，而FAT32系统的簇的大小仅是4KB，那么，现在我们存放一个3KB的文件，FAT16系统就会有5KB的空间被浪费，而FAT32的浪费则会少一些。如果分区达到1GB，FAT16的簇为16KB，而FAT32还是4KB，节省的也就更多了。在推出FAT32文件系统之前，通常PC机使用的文件系统是FAT16。像基于MS-DOS，Win 95等系统都采用了FAT16文件系统。在Win 9X下，FAT16支持的分区最大为2GB。我们知道计算机将信息保存在硬盘上称为“簇”的区域内。使用的簇越小，保存信息的效率就越高。在FAT16的情况下，分区越大簇就相应的要增大，存储效率就越低，势必造成存储空间的浪费。并且随着计算机硬件和应用的不断提高，FAT16文件系统已不能很好地适应系统的要求。在这种情况下，推出了增强的文件系统FAT32。同FAT16相比，FAT32主要具有以下特点： 1. 同FAT16相比FAT32最大的优点是可以支持的磁盘大小达到2TB（2048GB），但是不能支持小于512MB的分区。基于FAT32的Win 2000可以支持分区最大为32GB；而基于 FAT16的Win 2000支持的分区最大为4GB。 2. 由于采用了更小的簇，FAT32文件系统可以更有效率地保存信息。如两个分区大小都为2GB，一个分区采用了FAT16文件系统，另一个分区采用了FAT32文件系统。采用FAT16的分区的簇大小为32KB，而FAT32分区的簇只有4KB的大小。这样FAT32就比FAT16的存储效率要高很多，通常情况下可以提高15%。 3. FAT32文件系统可以重新定位根目录和使用FAT的备份副本。另外FAT32分区的启动记录被包含在一个含有关键数据的结构中，减少了计算机系统崩溃的可能性。稍作补充：FAT32 功能与以前的 FAT 文件系统实现相比，FAT32 提供了以下增强功能： • FAT32 支持最大为 2 TB 的驱动器。 注意：Microsoft Windows 2000 仅能支持最大为 32 GB 的 FAT32 分区。 • FAT32 可以更高效地使用空间。FAT32 使用较小的簇（即，对于大小在 8 GB 以内的驱动器，使用 4 KB 的簇），这与大的 FAT 或 FAT16 驱动器相比，可将磁盘空间的使用率提高 10% 到 15%。 • FAT32 更稳定可靠。FAT32 可以重新定位根文件夹，而且它使用文件分配表的备份副本，而不是使用默认副本。此外，FAT32 驱动器上的引导记录也得到扩展，包括了关键数据结构的备份副本。因此，与现有的 FAT16 驱动器相比，FAT32 驱动器不容易受单点故障的影响。 • FAT32 更灵活。FAT32 驱动器上的根文件夹是普通的簇链，因此它可以位于驱动器上的任何位置。以前对根文件夹数量的限制不复存在。此外，可以禁用文件分配表镜像，这样就可以让文件分配表的副本而不是让第一个文件分配表处于活动状态。这些功能允许您动态重调 FAT32 分区的大小。不过要注意，虽然 FAT32 的设计允许这一功能，但 Microsoft 将不在初始版本中实现此功能。 NTFS的说明: NTFS 是 Windows NT 操作环境和 Windows NT 高级服务器网络操作系统环境的文件系统。NTFS 的目标是提供：可靠性，通过可恢复能力(事件跟踪)和热定位的容错特征实现；增加功能性的一个平台；对 POSIX 需求的支持；消除 FAT 和 HPFS 文件系统中的限制。 NTFS 提供长文件名、数据保护和恢复，并通过目录和文件许可实现安全性。NTFS 支持大硬盘和在多个硬盘上存储文件(称为跨越分区)。例如，一个大公司的数据库可能大得必须跨越不同的硬盘。NTFS 提供内置安全性特征，它控制文件的隶属关系和访问。从 DOS 或其他操作系统上不能直接访问 NTFS 分区上的文件。如果要在DOS下读写NTFS分区文件的话可以借助第三方软件；至今（2007年5月）在Linux下一般只能读取而不能写入NTFS分区文件（北京中科红旗软件技术有限公司在2007年下半年新发行的红旗Linux桌面版6.0已经可以在Linux下写入）。这是Windows NT 安全性系统的一部分，但是，只有在使用 NTFS 时才是这样。 NTFS 允许文件名的长度可达 256 个字符。虽然 DOS 用户不能访问 NTFS 分区，但是 NTFS 文件可以拷贝到 DOS 分区。每个 NTFS 文件包含一个可被 DOS 文件名格式认可的 DOS 可读文件名。这个文件名是 NTFS 从长文件名的开始字符中产生的。NTFS安全特性概要 Win 2000采用了更新版本的NTFS文件系统NTFS 5.0，它的推出使得用户不但可以像Win 9X那样方便快捷地操作和管理计算机，同时也可享受到NTFS所带来的系统安全性。 NTFS的特点 ·NTFS可以支持的分区(如果采用动态磁盘则称为卷)大小可以达到2TB。而Win 2000中的FAT32支持分区的大小最大为32GB。 ·NTFS是一个可恢复的文件系统。在NTFS分区上用户很少需要运行磁盘修复程序。NTFS通过使用标准的事物处理日志和恢复技术来保证分区的一致性。发生系统失败事件时，NTFS使用日志文件和检查点信息自动恢复文件系统的一致性。 ·NTFS支持对分区、文件夹和文件的压缩。任何基于Windows的应用程序对NTFS分区上的压缩文件进行读写时不需要事先由其他程序进行解压缩，当对文件进行读取时,文件将自动进行解压缩；文件关闭或保存时会自动对文件进行压缩。 ·NTFS采用了更小的簇,可以更有效率地管理磁盘空间。在Win 2000的FAT32文件系统的情况下,分区大小在2GB～8GB时簇的大小为4KB；分区大小在8GB～16GB时簇的大小为8KB；分区大小在16GB～32GB时,簇的大小则达到了16KB。而Win 2000的NTFS文件系统，当分区的大小在2GB以下时,簇的大小都比相应的FAT32簇小;当分区的大小在2GB以上时(2GB～2TB),簇的大小都为4KB。相比之下，NTFS可以比FAT32更有效地管理磁盘空间，最大限度地避免了磁盘空间的浪费。 ·在NTFS分区上,可以为共享资源、文件夹以及文件设置访问许可权限。许可的设置包括两方面的内容：一是允许哪些组或用户对文件夹、文件和共享资源进行访问；二是获得访问许可的组或用户可以进行什么级别的访问。访问许可权限的设置不但适用于本地计算机的用户,同样也应用于通过网络的共享文件夹对文件进行访问的网络用户。与FAT32文件系统下对文件夹或文件进行访问相比，安全性要高得多。另外,在采用NTFS格式的Win 2000中,应用审核策略可以对文件夹、文件以及活动目录对象进行审核，审核结果记录在安全日志中，通过安全日志就可以查看哪些组或用户对文件夹、文件或活动目录对象进行了什么级别的操作，从而发现系统可能面临的非法访问,通过采取相应的措施，将这种安全隐患减到最低。这些在FAT32文件系统下,是不能实现的。 ·在Win 2000的NTFS文件系统下可以进行磁盘配额管理。磁盘配额就是管理员可以为用户所能使用的磁盘空间进行配额限制，每一用户只能使用最大配额范围内的磁盘空间。设置磁盘配额后，可以对每一个用户的磁盘使用情况进行跟踪和控制，通过监测可以标识出超过配额报警阈值和配额限制的用户，从而采取相应的措施。磁盘配额管理功能的提供，使得管理员可以方便合理地为用户分配存储资源，避免由于磁盘空间使用的失控可能造成的系统崩溃，提高了系统的安全性。 ·NTFS使用一个“变更”日志来跟踪记录文件所发生的变更。 ·还有诸如加密文件数据等等，和系统服务相关的东西不少。NTFS的优点 1.具备错误预警的文件系统 在NTFS分区中，最开始的16个扇区是分区引导扇区，其中保存着分区引导代码，接着就是主文件表(Master File Table，以下简称MFT)，但如果它所在的磁盘扇区恰好出现损坏，NTFS文件系统会比较智能地将MFT换到硬盘的其他扇区，保证了文件系统的正常使用，也就是保证了Windows的正常运行。而以前的FAT16和FAT32的FAT(文件分配表)则只能固定在分区引导扇区的后面，一旦遇到扇区损坏，那么整个文件系统就要瘫痪。 但这种智能移动MFT的做法当然并非十全十美，如果分区引导代码中指向MFT的部分出现错误，那么NTFS文件系统便会不知道到哪里寻找MFT，从而会报告“磁盘没有格式化”这样的错误信息。为了避免这样的问题发生，分区引导代码中会包含一段校验程序，专门负责侦错。 2.文件读取速度更高效 恐怕很多人都听说NTFS文件系统在安全性方面有很多新功能，但你可否知道:NTFS在文件处理速度上也比FAT32大有提升呢? 对DOS略知一二的读者一定熟悉文件的各种属性:只读、隐藏、系统等。在NTFS文件系统中，这些属性都还存在，但有了很大不同。在这里，一切东西都是一种属性，就连文件内容也是一种属性。这些属性的列表不是固定的，可以随时增加，这也就是为什么你会在NTFS分区上看到文件有更多的属性. NTFS文件系统中的文件属性可以分成两种:常驻属性和非常驻属性，常驻属性直接保存在MFT中，像文件名和相关时间信息(例如创建时间、修改时间等)永远属于常驻属性，非常驻属性则保存在MFT之外，但会使用一种复杂的索引方式来进行指示。如果文件或文件夹小于1500字节(其实我们的电脑中有相当多这样大小的文件或文件夹)，那么它们的所有属性，包括内容都会常驻在MFT中，而MFT是Windows一启动就会载入到内存中的，这样当你查看这些文件或文件夹时，其实它们的内容早已在缓存中了，自然大大提高了文件和文件夹的访问速度
⑥ 如何实现一个文件系统
摘要：本文目的是分析在Linux系统中如何实现新的文件系统。在介绍文件系统具体实现前先介绍文件系统的概念和作用，抽象出了文件系统概念模型。熟悉文件系统的内涵后，我们再近一步讨论Linux系统中和文件系统的特殊风格和具体文件系统在Linux中组成结构，为读者勾画出Linux中文件系统工作的全景图。最后，我们再通过Linux中最简单的Romfs作实例分析实现文件系统的普遍步骤。（我们假定读者已经对Linux文件系统初步了解）什么是文件系统首先要谈的概念就是什么是文件系统，它的作用到底是什么。文件系统的概念虽然许多人都认为是再清晰不过的了，但其实我们往往在谈论中或多或少地夸大或片缩小了它的实际概念（至少我时常混淆），或者说，有时借用了其它概念，有时说的又不够全面。比如在操作系统中，文件系统这个术语往往既被用来描述磁盘中的物理布局，比如有时我们说磁盘中的“文件系统”是EXT2或说把磁盘格式化成FAT32格式的“文件系统”等——这时所说的“文件系统”是指磁盘数据的物理布局格式；另外，文件系统也被用来描述内核中的逻辑文件结构，比如有时说的“文件系统”的接口或内核支持Ext2等“文件系统”——这时所说的文件系统都是内存中的数据组织结构而并非磁盘物理布局。还有些时候说“文件系统”负责管理用户读写文件——这时所说的“文件系统”往往描述操作系统中的“文件管理系统”，也就是文件子系统。虽然上面我们列举了混用文件系统的概念的几种情形，但是却也不能说上述说法就是错误的，因为文件系统概念本身就囊括众多概念，几乎可以说在操作系统中自内存管理、系统调度到I/O系统、设备驱动等各个部分都和文件系统联系密切，有些部分和文件系统甚至未必能明确划分——所以不能只知道文件系统是系统中数据的存储结构，一定要全面认识文件系统在操作系统中的角色，才能具备自己开发新文件系统的能力。为了澄清文件系统的概念，必须先来看看文件系统在操作系统中处于何种角色，分析文件系统概念的内含外延。所以我们先抛开Linux文件系统的实例，而来看看操作系统中文件系统的普遍体系结构，从而增强对文件系统的理论认识。下面以软件组成的结构图[1]的方式描述文件系统所涉及的内容。 我们针对各层做以简要分析：首先我们来分析最低层——设备驱动层，该层负责与外设——磁盘等——通讯。基于磁盘的文件系统都需要和存储设备打交道，而系统操作外设离不开驱动程序。所以内核对文件的最后操作行为就是调用设备驱动程序完成从主存（内存）到辅存（磁盘）的数据传输。文件系统相关的多数设备都属于块设备，常见的块设备驱动程序有磁盘驱动，光驱驱动等，之所以称它们为块设备，一个原因是它们读写数据都是成块进行的，但是更重要的原因是它们管理的数据能够被随机访问——不需要向字符设备那样必须顺序访问。设备驱动层的上一层是物理I/O层，该层主要作为计算机外部环境和系统的接口，负责系统和磁盘交换数据块。它要知道据块在磁盘中存储位置，也要知道文件数据块在内存缓冲中的位置，另外它不需要了解数据或文件的具体结构。可以看到这层最主要的工作是标识别磁盘扇区和内存缓冲块[2]之间的映射关系。再上层是基础I/O监督层，该层主要负责选择文件 I/O需要的设备，调度磁盘请求等工作，另外分配I/O缓冲和磁盘空间也在该层完成。由于块设备需要随机访问数据，而且对速度响应要求较高，所以操作系统不能向对字符设备那样简单、直接地发送读写请求，而必须对读写请求重新优化排序，以能节省磁盘寻址时间，另外也必须对请求提交采取异步调度（尤其写操作）的方式进行。总而言之，内核对必须管理块设备请求，而这项工作正是由该层负责的。倒数第二层是逻辑I/O层，该层允许用户和应用程序访问记录。它提供了通用的记录（record）I/O操作，同时还维护基本文件数据。由于为了方便用户操作和管理文件内容，文件内容往往被组织成记录形式，所以操作系统为操作文件记录提供了一个通用逻辑操作层。和用户最靠近的是访问方法层，该层提供了一个从用户空间到文件系统的标准接口，不同的访问方法反映了不同的文件结构，也反映了不同的访问数据和处理数据方法。这一层我们可以简单地理解为文件系统给用户提供的访问接口——不同的文件格式（如顺序存储格式、索引存储格式、索引顺序存储格式和哈希存储格式等）对应不同的文件访问方法。该层要负责将用户对文件结构的操作转化为对记录的操作。对比上面的层次图我们再来分析一下数据流的处理过程，加深对文件系统的理解。假如用户或应用程序操作文件（创建/删除），首先需要通过文件系统给用户空间提供的访问方法层进入文件系统，接着由使用逻辑I/O层对记录进行给定操作，然后记录将被转化为文件块，等待和磁盘交互。这里有两点需要考虑——第一，磁盘管理（包括再磁盘空闲区分配文件和组织空闲区）；第二，调度块I/O请求——这些由基础I/O监督层的工作。再下来文件块被物理I/O层传递给磁盘驱动程序，最后磁盘驱动程序真正把数据写入具体的扇区。至此文件操作完毕。当然上面介绍的层次结构是理想情况下的理论抽象，实际文件系统并非一定要按照上面的层次或结构组织，它们往往简化或合并了某些层的功能（比如Linux文件系统因为所有文件都被看作字节流，所以不存在记录，也就没有必要实现逻辑I/O层，进而也不需要在记录相关的处理）。但是大体上都需要经过类似处理。如果从处理对象上和系统独立性上划分，文件系统体系结构可以被分为两大部分：——文件管理部分和操作系统I/O部分。文件管理系统负责操作内存中文件对象，并按文件的逻辑格式将对文件对象的操作转化成对文件块的操作；而操作系统I/O部分负责内存中的块与物理磁盘中的数据交换。数据表现形式再文件操作过程中也经历了几种变化：在用户访问文件系统看到的是字节序列，而在字节序列被写入磁盘时看到的是内存中文件块（在缓冲中），在最后将数据写入磁盘扇区时看到的是磁盘数据块[3]。本文所说的实现文件系统主要针对最开始讲到第二种情况——内核中的逻辑文件结构（但其它相关的文件管理系统和文件系统磁盘存储格式也必须了解），我们用数据处理流图来分析一下逻辑文件系统主要功能和在操作系统中所处的地位。 其中文件系统接口与物理布局管理是逻辑文件系统要负责的主要功能。文件系统接口为用户提供对文件系统的操作，比如open、close、read、write和访问控制等，同时也负责处理文件的逻辑结构。物理存储布局管理，如同虚拟内存地址转化为物理内存地址时，必须处理段页结构一样，逻辑文件结构必须转化到物理磁盘中，所以也要处理物理分区和扇区的实际存储位置，分配磁盘空间和内存中的缓冲也要在这里被处理。所以说要实现文件系统就必须提供上面提到的两种功能，缺一不可。在了解了文件系统的功能后，我们针对Linux操作系统分析具体文件系统如何工作，进而掌握实现一个文件系统需要的步骤。Linux 文件系统组成结构Linux 文件系统的结构除了我们上面所提到的概念结构外，最主要有两个特点，一个是文件系统抽象出了一个通用文件表示层——虚拟文件系统或称做VFS。另外一个重要特点是它的文件系统支持动态安装（或说挂载、登陆等），大多数文件系统都可以作为根文件系统的叶子接点被挂在到根文件目录树下的子目录上。另外Linux系统在文件读写的I/O操作上也采取了一些先进技术和策略。我们先从虚拟文件系统入手分析linux文件系统的特性，然后介绍有关文件系统的安装、注册和读写等概念。虚拟文件系统虚拟文件系统为用户空间程序提供了文件系统接口。系统中所有文件系统不但依赖VFS共存，而且也依靠VFS系统协同工作。通过虚拟文件系统我们可以利用标准的UNIX文件系统调用对不同介质上的不同文件系统进行读写操作[4]。虚拟文件系统的目的是为了屏蔽各种各样不同文件系统的相异操作形式，使得异构的文件系统可以在统一的形式下，以标准化的方法访问、操作。实现虚拟文件系统利用的主要思想是引入一个通用文件模型——该模型抽象出了文件系统的所有基本操作(该通用模型源于Unix风格的文件系统)，比如读、写操作等。同时实际文件系统如果希望利用虚拟文件系统，既被虚拟文件系统支持，也必须将自身的诸如，“打开文件”、“读写文件”等操作行为以及“什么是文件”，“什么是目录”等概念“修饰”成虚拟文件系统所要求的（定义的）形式，这样才能够被虚拟文件系统支持和使用。我们可以借用面向对象的一些思想来理解虚拟文件系统，虚拟文件系统好比一个抽象类或接口，它定义（但不实现）了文件系统最常见的操作行为。而具体文件系统好比是具体类，它们是特定文件系统的实例。具体文件系统和虚拟文件系统的关系类似具体类继承抽象类或实现接口。而在用户看到或操作的都是抽象类或接口，但实际行为却发生在具体文件系统实例上。至于如何将对虚拟文件系统的操作转化到对具体文件系统的实例，就要通过注册具体文件系统到系统，然后再安装具体文件系统才能实现转化，这点可以想象成面向对象中的多态概念。我们个实举例来说明具体文件系统如何通过虚拟文件系统协同工作。例如：假设一个用户输入以下shell命令：$ cp /hda/test1 /removable/test2其中 /removable是MS-DOS磁盘的一个安装点，而 /hda 是一个标准的第二扩展文件系统（ Ext2）的目录。cp命令不用了解test1或test2的具体文件系统，它所看到和操作的对象是VFS。cp首先要从ext3文件系统读出test1文件，然后写入MS-DOS文件系统中的test2。VFS会将找到ext3文件系统实例的读方法，对test1文件进行读取操作；然后找到MS-DOS（在Linux中称VFAT）文件系统实例的写方法，对test2文件进行写入操作。可以看到 VFS是读写操作的统一界面，只要具体文件系统符合VFS所要求的接口，那么就可以毫无障碍地透明通讯了。 Unix风格的文件系统虚拟文件系统的通用模型源于Unix风格的文件系统，所谓Unix风格是指Unix传统上文件系统传统上使用了四种和文件系统相关的抽象概念：文件(file)、目录项(dentry)、索引节点(inode)和安装点(mount point)。文件——在Unix中的文件都被看做是一有序字节串，它们都有一个方便用户或系统识别的名称。另外典型的文件操作有读、写、创建和删除等。目录项——不要和目录概念搞混淆，在Linux中目录被看作文件。而目录项是文件路径中的一部分。一个文件路径的例子是“/home/wolfman/foo”——根目录是/，目录home,wolfman和文件foo都是目录项。索引节点——Unix系统将文件的相关信息（如访问控制权限、大小、拥有者、创建时间等等信息），有时被称作文件的元数据（也就是说，数据的数据）被存储在一个单独的数据结构中，该结构被称为索引节点(inode)。安装点——在Unix中，文件系统被安装在一个特定的安装点上，所有的已安装文件系统都作为根文件系统树中的叶子出现在系统中。上述概念是Unix文件系统的逻辑数据结构，但相应的Unix文件系统（Ext2等）磁盘布局也实现了部分上述概念，比如文件信息（文件数据元）存储在磁盘块中的索引节点上。当文件被载如内存时，内核需要使用磁盘块中的索引点来装配内存中的索引接点。类似行为还有超级块信息等。对于非Unix风格文件系统，如FAT或NTFS，要想能被VFS支持，它们的文件系统代码必须提供这些概念的虚拟形式。比如，即使一个文件系统不支持索引节点，它也必须在内存中装配起索引节点结构体——如同本身固有一样。或者，如果一个文件系统将目录看作是一种特殊对象，那么要想使用VFS，必须将目录重新表示为文件形式。通常，这种转换需要在使用现场引入一些特殊处理，使得非Unix文件系统能够兼容Unix文件系统的使用规则和满足VFS的需求。通过这些处理，非Unix文件系统便可以和VFS一同工作了，是性能上多少会受一些影响[5]。这点很重要，我们实现自己文件系统时必须提供（模拟）Unix风格文件系统的抽象概念。Linux文件系统中使用的对象Linux文件系统的对象就是指一些数据结构体，之所以称它们是对象，是因为这些数据结构体不但包含了相关属性而且还包含了操作自身结构的函数指针，这种将数据和方法进行封装的思想和面向对象中对象概念一致，所以这里我们就称它们是对象。Linux文件系统使用大量对象，我们简要分析以下VFS相关的对象，和除此还有和进程相关的一些其它对象。VFS相关对象这里我们不展开讨论每个对象，仅仅是为了内容完整性，做作简要说明。VFS中包含有四个主要的对象类型，它们分别是：超级块对象，它代表特定的已安装文件系统。索引节点对象，它代表特定文件。目录项对象，它代表特定的目录项。文件对象，它代表和进程打开的文件。每个主要对象中都包含一个操作对象，这些操作对象描述了内核针对主要对象可以使用的方法。最主要的几种操作对象如下：super_operations对象，其中包括内核针对特定文件系统所能调用的方法，比如read_inode()和sync_fs()方法等。inode_operations对象，其中包括内核针对特定文件所能调用的方法，比如create()和link()方法等。dentry_operations对象，其中包括内核针对特定目录所能调用的方法，比如d_compare()和d_delete()方法等。file对象，其中包括，进程针对已打开文件所能调用的方法，比如read()和write()方法等。除了上述的四个主要对象外,VFS还包含了许多对象，比如每个注册文件系统都是由file_system_type对象表示——描述了文件系统及其能力（如比如ext3或XFS）；另外每一个安装点也都利用vfsmount对象表示——包含了关于安装点的信息，如位置和安装标志等。其它VFS对象系统上的每一进程都有自己的打开文件，根文件系统，当前工作目录，安装点等等。另外还有几个数据结构体将VFS层和文件的进程紧密联系，它们分别是：file_struct 和fs_structfile_struct结构体由进程描述符中的files项指向。所有包含进程的信息和它的文件描述符都包含在其中。第二个和进程相关的结构体是fs_struct。该结构由进程描述符的fs项指向。它包含文件系统和进程相关的信息。每种结构体的详细信息不在这里说明了。缓存对象除了上述一些结构外，为了缩短文件操作响应时间，提高系统性能，Linux系统采用了许多缓存对象，例如目录缓存、页面缓存和缓冲缓存（已经归入了页面缓存），这里我们对缓存做简单介绍。页高速缓存（cache）是 Linux内核实现的一种主要磁盘缓存。其目的是减少磁盘的I/O操作，具体的讲是通过把磁盘中的数据缓存到物理内存中去，把对磁盘的I/O操作变为对物理内存的I/O操作。页高速缓存是由RAM中的物理页组成的，缓存中每一页都对应着磁盘中的多个块。每当内核开始执行一个页I/O操作时（通常是对普通文件中页大小的块进行磁盘操作），首先会检查需要的数据是否在高速缓存中，如果在，那么内核就直接使用高速缓存中的数据，从而避免了访问磁盘。但我们知道文件系统只能以每次访问数个块的形式进行操作。内核执行所有磁盘操作都必须根据块进行，一个块包含一个或多个磁盘扇区。为此，内核提供了一个专门结构来管理缓冲buffer_head。缓冲头[6]的目的是描述磁盘扇区和物理缓冲之间的映射关系和做I/O操作的容器。但是缓冲结构并非独立存在，而是被包含在页高速缓存中，而且一个页高速缓存可以包含多个缓冲。我们将在文件后面的文件读写部分看到数据如何被从磁盘扇区读入页高速缓存中的缓冲中的。文件系统的注册和安装使用文件系统前必须对文件系统进行注册和安装，下面分别对这两种行为做简要介绍。文件系统的注册VFS要想能将自己定义的接口映射到实际文件系统的专用方法上，必须能够让内核识别实际的文件系统，实际文件系统通过将代表自身属性的文件类型对象(file_system_type)注册(通过register_filesystem()函数)到内核，也就是挂到内核中的文件系统类型链表上，来达到使文件系统能被内核识别的目的。反过来内核也正是通过这条链表来跟踪系统所支持的各种文件系统的。我们简要分析一下注册步骤：struct file_system_type {const char *name; /*文件系统的名字*/int fs_flags; /*文件系统类型标志*//*下面的函数用来从磁盘中读取超级块*/struct super_block * (*read_super) (struct file_system_type *, int,const char *, void *);struct file_system_type * next; /*链表中下一个文件系统类型*/struct list_head fs_supers; /*超级块对象链表*/};其中最重要的一项是read_super()函数，它用来从磁盘上读取超级块，并且当文件系统被装载时，在内存中组装超级块对象。要实现一个文件系统首先需要实现的结构体便是file_system_type结构体。注册文件系统只能保证文件系统能被系统识别，但此刻文件系统尚不能使用，因为它还没有被安装到特定的安装点上。所以在使用文件系统前必须将文件系统安装到安装点上。文件系统被实际安装时，将在安装点创建一个vfsmount结构体。该结构体用代表文件系统的实例——换句话说，代表一个安装点。vfsmount结构被定义在<linux/mount.h>中，下面是具体结构―――――――――――――――――――――――――――――――――――――――struct vfsmount{struct list_head mnt_hash; /*哈希表*/struct vfsmount *mnt_parent; /*父文件系统*/struct dentry *mnt_mountpoint; /*安装点的目录项对象*/struct dentry *mnt_root; /*该文件系统的根目录项对象*/struct super_block *mnt_sb; /*该文件系统的超级块*/struct list_head mnt_mounts; /*子文件系统链表*/struct list_head mnt_child; /*和父文件系统相关的子文件系统*/atomic_t mnt_count; /*使用计数*/int mnt_flags; /*安装标志*/char *mnt_devname; /*设备文件名字*/struct list_head mnt_list; /*描述符链表*/};――――――――――――――――――――――――――――――――――――――文件系统如果仅仅注册，那么还不能被用户使用。要想使用它还必须将文件系统安装到特定的安装点后才能工作。下面我们接着介绍文件系统的安装[7]过程。安装过程用户在用户空间调用mount()命令——指定安装点、安装的设备、安装类型等——安装指定文件系统到指定目录。mount()系统调用在内核中的实现函数为sys_mount(),该函数调用的主要例程是do_mount()，它会取得安装点的目录项对象，然后调用do_add_mount()例程。do_add_mount()函数主要做的是首先使用do_kern_mount()函数创建一个安装点，再使用graft_tree（）将安装点作为叶子与根目录树挂接起来。整个安装过程中最核心的函数就是do_kern_mount()了，为了创建一个新安装点（vfsmount）,该函数需要做一下几件事情：l 1 检查安装设备的权利，只有root权限才有能力执行该操作。l 2 Get_fs_type()在文件链表中取得相应文件系统类型（注册时被填加到练表中）。l 3 Alloc_vfsmnt()调用slab分配器为vfsmount结构体分配存储空间，并把它的地址存放在mnt局部变量中。l 4 初始化mnt->mnt_devname域l 5 分配新的超级块并初始化它。do_kern_mount( )检查file_system_type描述符中的标志以决定如何进行如下操作：根据文件系统的标志位，选择相应的方法读取超级块(比如对Ext2,romfs这类文件系统调用get_sb_dev()；对于这种没有实际设备的虚拟文件系统如 ramfs调用get_sb_nodev())——读取超级块最终要使用文件系统类型中的read_super方法。安装过程做的最主要工作是创建安装点对象，挂接给定文件系统到根文件系统的指定接点下，然后初始化超级快对象，从而获得文件系统基本信息和相关操作方法(比如读取系统中某个inode的方法)。总而言之，注册过程是告之内核给定文件系统存在于系统内；而安装是请求内核对给定文件系统进行支持，使文件系统真正可用。转载
⑦ 什么是根文件系统
文件系统：File System => FS；根文件系统：Root File System => RFS。首先你考虑一点描述语句：根文件系统也是一种“文件系统”，可以认为是一种“特殊的”“文件系统”，为什么是叫“特殊的”呢？因为这种“根文件系统”承载着某些“特殊的功能”(其实“文件系统”相同的话，所具备的功能都是一样的)，那就是“操作系统”可能需要通过某种“布局”来管理相关设备的，诸如软盘设备、硬盘设备、虚拟磁盘设备等等，这里可能就是用了一种已被定义好了“数据结构”的“布局”，即“文件系统”，而出现的“根文件系统”,可能是用来担当主要或重要角色。形象点来说，Windows下的C盘分区是有一定文件系统的，如FAT32、NTFS，这当然也都是文件系统呀。在安装Windows操作系统时，会要求你先“格式化”C盘[当然我们目前考虑操作系统是被安装在C盘中]，采用一种“文件系统”比如NTFS、FAT32等，这一步呀，就类似于安装“根文件系统”，也就是说在C盘中的NTFS文件系统会被称作是“根文件系统”，而在D盘等中的NTFS文件系统会被称作是“文件系统”或你想加上前缀名称也不是不可以，比如“普通文件系统”，而我们从名称上来说的话，因为这里出现了一个字眼“根”，所以我们就有两种名称的叫法了，自然就是FS与RFS，所以这种名称叫法就会让人感觉很是“云里雾里”，而后“不知所云”的]，这个“格式化”过程就是将C盘上的存储空间按预先定义好的一种FS的“数据结构”去“初始化”这些磁盘，[这里假设MINIX FS也可被Windows用来“格式化”C盘呀]比如建立引导块、建立超级块、建立两类位图块、建立i节点位图块、建立好数据区块等)也就是说，这个磁盘分区必须已经按一定数据结构的方式把磁盘空间“组织”好，以便“某种系统”(OS或FS，好象是FS更准确吧)能“访问”该分区，所以在 0.11内核中会有两种区分：mount_root() 和 sys_mount()，分别指“挂载根文件系统”、“挂载文件系统”[这里我觉得不应该用一个词：安装！我所理解的意思是，“安装”就是指把某种东西 “放”到另一种东西上面去，比如你要安装某种软件到C盘，这种软件的安装程序可能在D盘，这时你会启动D盘上该软件的安装程序，然后安装程序就会把软件默认安装到C盘上，所以这个过程会叫做“安装”，安装前C盘上没有该软件的任何信息，安装后C盘上就会有该软件的信息啦]，所以呢，要使用 sys_mount()功能，某种设备(具体来说就是某一分区)必须已经被某种FS的格式“安装”好，然后该设备才会被“挂载”(mount)到“一个地 方”去。那我们就以MINIX FS和FAT FS来分析吧。在0.11内核代码中，从mount_root(void)中的注释可知，该函数会被“系统调用函数”sys_setup()调用，而在系统开机初始化设置时函数sys_setup()会被调用。为什么不会调用sys_mount()呢？那我们又何时使用sys_mount()函数呢？其实 sys_mount()函数也是“系统调用函数”。我们在linux系统中，当你在某个shell的命令行中输入mount后回车，你会看到以下提示信 息：mount: usage: mount dev dir你大概应该清楚了，而这是“正确的提示信息”，因为我们用错mount用法了(另外，在/bin目录下，可以看到有mount这样一个文件，mount应 该就是一个单独的程序了吧:-)，好多地方都说mount是shell内部命令，而我更可能会认为cd才是shell的内部命令之一)。那我们从sys_mount()函数的注释中可以知道，该函数是“安装文件系统调用函数”(我个人觉得这句话不太好理解)，而我知道函数的功能，所以我会这么理解：这个函数是一“系统调用函数”，其功能是“将一个‘文件系统’即FS‘挂载’到(现有‘根文件系统’即RFS的)一个“目录”上，即目录文件的i节点。所以呢，这个就与“mount dev dir”这样的提示信息对应起来了；另外，我们需要知道，dev表示的是某个设备上的一个分区，而dir表示的是某一个“现有的”文件系统中的“目录文件”，注意一定是“现有的”，在这里就是我们说的“根文件系统”，所以，你要使用mount功能，就得有以下条件：1、在一个现有“文件系统”(根文件系统RFS)下面2、该RFS中已经有了一些设备文件的存在，比如 /dev 下面的 hd0,hd1,等等3、2中的/dev其实就是由RFS来管理的4、还需要有一个目录存在，而该目录也是在该RFS中的即由RFS来管理的5、当然你要有实际的磁盘设备存在(/dev/hd0只是表示一个“虚”的设备文件名而已)且该设备已被“FS”格式化好了6、最后你就会用mount dev dir这样的方式，将实际的磁盘分区“挂载”到dir中假如，你有一个硬盘(假设大小是512MB)，就只是一个分区，该分区中的FS是 FAT FS(假设unix可以直接访问，大不了看成是与minix fs是一样的，只是名称不同而已，以下就是把它看成就是一个minix fs来分析的)。所以当你启动了“0.11系统”(这个说法比较简化，意思就是你进入了sh命令行)后，其实RFS就已经被“自动”“挂载”好了(就是 mount_root())，这时，你需要在该“0.11系统”中访问那个硬盘，假设硬件上你已经安装好了硬盘了，然后你会在sh命令行中进行“安装”过 程了，假如是：mount /dev/hd0 /mnt/fatc即将第一个硬盘的第一个分区(目前只有一个分区)“挂载”到“RFS”中的根目录下的mnt目录中的fatc目录上。所以，你可以直接“进入”到 fatc目录中去访问该硬盘里的文件了。成功了！挂载成功，大功告成！因为你了解内核代码，所以你应该知道mount一系列过程的，你要知道以下几点：1、/dev/hd0, /mnt/fatc都是RFS中的“文件”(统称)，前者是设备文件，后者是目录文件。[体现在i节点结构中，就是各自的inode->i_mode中会区分是“设备类型文件”还是“目录类型文件”，且前者的 inode->zone[0]存有该设备的设备号(还有inode->i_dev也是设备号，但实际含义不一样)，后者的 inode->i_mount就被置位啦，注意因为这个i节点就是一个“被‘安装’／‘挂载’好了FS的i节点]2、/这是目录，但这个是RFS的目录，且是根目录。3、/mnt/fatc “相当于”就是那个硬盘分区中FS的根目录。但其实该硬盘中的根目录也是/。[假设当你去访问那个分区“根”目录(其实也是/，但你能直接进去吗？)中的某个文件hello.c，时，你会在现有sh命令行中，cd /mnt/fatc回车后 ls hello* -l，然后你会发现有hello.c这个文件，其实你就应该需要知道RFS是怎么“定位”寻找到该hello.c文件的，当中有一个重要的过程就是需要取 每一个文件的inode信息即iget()函数，该函数中发现某文件的inode->i_mount被置位时，就“特别小心”了，为什么？因为该 inode表示被“挂载”了一个文件系统，所以RFS会“切换”到那个FS的根目录中去(使用了ROOT_INO,super_block.s_dev这样的参数)，然后再在该FS中按正常的过程继续寻找所需要的文件，所以你能找到]“正常的过程”就是指：要么从一个FS的根目录中开始查找文件，要不从一个文件系统当前用户进程的当前工作目录中开始查找文件。所以就有一个重要的说法(我是这么理解的)：跨文件系统访问文件。这一过程涉及面较广，主要数据结构有：i节点、超级块。4、最后，当你不需要使用该分区或是你想把硬盘拿走，则你会使用 umount 功能啦，这就对应 sys_umount()这一“系统调用函数”，那你就要知道该函数做了些什么事了。最后，总的来说：mount_root()挂载了一个MINI FS又被称为是RFS。然后你可以在该RFS中再挂载别的FS。RFS与系统“共存亡”，自动被“挂载”，自动被“卸载”。所以，FAT等也可以是根文件系统，当然也是文件系统。所以，当你在你电脑上安装了多操作系统时，假设在C盘(FAT32 FS)被装了 win98，在D盘(NTFS FS)被安装了winxp，那么，当你进入了win98时，你FAT32好象就是RFS,那么NTFS就是FS了；当你进入了winxp时，NTFS好象就是RFS，那么FAT32就是FS了。(为什么C盘是要FAT32呢，因为win98不支持ntfs fs，而你又是装的win98)
⑧ 操作系统.什么是文件，文件系统
【系统文件】系统文件是支持系统运行的文件。包括硬件驱动程序，系统运行所需的支持程序等。一般在安装操作系统过程中自动创建，并将相关文件存放在对应的文件夹中，这些文件直接影响系统的正常运行，多数都不允许随意改变。对维护计算机系统的稳定具有重要作用。【文件系统】是操作系统在磁盘上组织文件的方法。也指用于存储文件的磁盘或分区或文件系统种类。操作系统中负责管理和存储文件信息的软件机构称为文件管理系统，简称文件系统。文件系统由三部分组成：与文件管理有关软件、被管理文件以及实施文件管理所需数据结构。从系统角度来看，文件系统是对文件存储器空间进行组织和分配，负责文件存储并对存入的文件进行保护和检索的系统。目前的文件系统一般分为FAT、NTFS、HFS（由苹果电脑开发，并使用在Mac OS上的文件系统）、Ext2、Ext3、Ext4（这3个是Linux 系统中标准的文件系统）。不同公司开发的不同文件系统，各有其优缺点。
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