关于XFS文件系统

关于XFS文件系统，参考：

XFS实现原理详解：https://blog.csdn.net/scaleqiao/article/details/52098546

XFS文件系统概述：https://www.cnblogs.com/eflypro/p/14075070.html

linux文件系统底层原理：https://my.oschina.net/u/4399347/blog/4329033

 

一、linux系统文件系统类型

1、ext家族

entos7.0开始默认文件系统是xfs，centos6是ext4，centos5是ext3
ext4是第四代扩展文件系统（英语：Fourth EXtended filesystem，缩写为ext4）是linux系统下的日志文件系统，是ext3文件系统的后继版本
ext4的文件系统容量达到1EB，而文件容量则达到16TB，这是一个非常大的数字了。对一般的台式机和服务器而言，这可能并不重要，但对于大型磁盘阵列的用户而言，这就非常重要了。
ext3目前只支持32000个子目录，而ext4取消了这一限制，理论上支持无限数量的子目录

2、为什么伴随linux那么久的ext家族凉了呢？xfs文件系统！！

xfs是一种非常优秀的日志文件系统，它是SGI公司设计的。xfs被称为业界最先进的、最具可升级性的文件系统技术
xfs是一个64位文件系统，最大支持8EB减1字节的单个文件系统，实际部署时取决于宿主操作系统的最大块限制。对于一个32位Linux系统，文件和文件系统的大小会被限制在16TB
xfs在很多方面确实做的比ext4好，ext4受限制于磁盘结构和兼容问题，可扩展性和scalability确实不如xfs，另外xfs经过很多年发展，各种锁的细化做的也比较好

二、简介Linux的ext系列文件系统

1、Linux的ext系列文件系统的构成

superblock：记录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等；

inode：记录文件的属性，一个文件占用一个inode，同时记录此文件的数据所在的 block 号码；

block：实际记录文件的内容，若文件太大时，会占用多个 block 。

2、元信息，inode和block、superblock概述

文件数据包括元信息与实际数据

文件存储在硬盘上，硬盘最小存储单元是“扇区”，每个扇区存储512字节

元信息

元信息是关于信息的信息，用于描述信息的结构、语义、用途和用法等，比如文件的创建者，文件的创建日期，文件的大小等

block（块）

操作系统读取硬盘的时候，不会一个个扇区的读取，这样效率太低，而是一次性连续读取多个扇区，即一次性读取一个“块”（block）

连续的八个扇区组成一个block，“块”的大小，最长见的是4KB

是文件存取的最小单位

inode（索引节点）

文件数据存储在“块”中，那么还必须找到一个地方存储文件的元信息，比如文件的创建者，文件的创建日期，文件的大小等

这种存储文件元信息的区域就叫做inode，中文译名为（索引节点），也叫i节点

一个文件必须占用一个inode，但至少占用一个block

super block

负责掌控全局，记录着此文件系统的整体信息，，包括inode和block总量，使用剩余量，以及文件系统的格式。

存储内容	存储位置
元信息	inode
数据	block

（1）inode包含文件的元信息

inode简介

要理解inode，就先要理解文件的存储方式。我们都知道，文件是存储在硬盘上的。硬盘的最小单位是扇区，每个扇区的大小为512字节。
如果系统在读取硬盘数据的时候按扇区一个一个来读取，那效率就太低了，而是一次连续性读取多个扇区，所以设计者又将多个扇区整合成一个块（block），所以，块就是文件存取的最小单位。一个块的大小为4k。
我们现在已经有了块的概念，文件数据就是存放在块中。但光有数据还是不行啊？为了方便管理文件，我们还需要文件的元信息，比如文件的属性，创建时间，权限，所占的块大小，数量等等。这些信息就是inode信息。所以硬盘在分区的时候会分为两个区域，一个区域存放数据，一个区域存放inode信息。
每一个文件都有一个对应的inode

inode包含很多的文件元信息，但不包括文件名

文件的字节数

文件拥有者的UserID

文件的GroupID

文件的读，写，执行权限

文件的时间戳

使用stat命令即可查看某个文件的inode信息

指针:就是记录数据在哪个块上

[root@localhost ~]# touch 333.txt
[root@localhost ~]# stat 333.txt
  文件："333.txt"
  大小：0         	块：0          IO 块：4096   普通空文件
设备：802h/2050d	Inode：50331717    硬链接：1
权限：(0644/-rw-r--r--)  Uid：(    0/    root)   Gid：(    0/    root)
环境：unconfined_u:object_r:admin_home_t:s0
最近访问：2019-11-16 21:25:30.259045437 +0800
最近更改：2019-11-16 21:25:30.259045437 +0800
最近改动：2019-11-16 21:25:30.259045437 +0800
创建时间：-

（2）inode的号码

用户通过文件名打开文件时，系统内部的过程

1.系统找到这个文件名对应的inode号码

2.通过inode号码，获取inode信息

3.根据inode信息，找到文件数据所在的block，读出数据

inode号码指向block存储路径

查看inode号码的方法

ls -i命令，查看文件名对应的inode号码

[root@localhost ~]# ls -i
50331717 333.txt               18560747 公共   1790202 图片  50331758 音乐
50331714 anaconda-ks.cfg        1790201 模板  34291860 文档  34291859 桌面
50331724 initial-setup-ks.cfg  18560748 视频  50331757 下载
[root@localhost ~]# ls -i 333.txt
50331717 333.txt

查看文件系统的inode数量信息（总数，已用，可用）

[root@localhost opt]# df -i
文件系统          Inode 已用(I)  可用(I) 已用(I)% 挂载点
/dev/sda2      10485760  117069 10368691       2% /
devtmpfs         229705     372   229333       1% /dev
tmpfs            233378       1   233377       1% /dev/shm
tmpfs            233378     543   232835       1% /run
tmpfs            233378      16   233362       1% /sys/fs/cgroup
/dev/sda5       5241856     141  5241715       1% /home
/dev/sda1       3145728     328  3145400       1% /boot
tmpfs            233378      16   233362       1% /run/user/0

4、文件的不一致性

我理解的不一致性就是：
当你想存储一个文件的时候，首先要通过查看superblock表看看有没有位置可以存，如果有的话就直接根据iinode位图和block位图进行写入，那么正常情况下，写完以后，superblock表会自动将此次存储的记录更新在自己的表象中。这是一个正常的情况下，
那么非正常情况呢，也就是产生不一致性的情况
当文件已经通过inode位图和superblock位图进行写入完成后，此时是不是需要更新一下自己的superblock表，在你存数据的过程中，或者说已经存完而又没有更新superblock表，此时停电了（当然只是举个例子），那么怎么办，superblock上没有这个文件的表象，而文件已经写入进去了，那么这个过程就叫文件的不一致性。

三、查看与删除文件的过程

1、查看文件

表面上，打开文件是通过文件名，实际上要执行下面几个步骤：
1、查找superblock图，看看所查文件的inode号是否存在，如果有的话，将根据inode位图进行查找
2、查找文件的inode编号
3、根据inode编号，找到inode信息
4、根据inode信息找到文件对于所在的block，进行数据的读写。

2、删除文件

这里要强调的是，我们日常中删除文件是将inode号删除了，下一次访问的时候就无法找到对应的block，也就无法打开文件了
文件并没有真正的删除，只有覆盖才有可能真正的删除(即新建的文件恰好使用该块存储数据即把原来的数据覆盖了)

 

待续...