最近，要进行磁盘性能优化，需要结合文件系统的原理考虑优化的方向，因此利用这个机会进一步加深了对文件系统的认识。 在阅读本文之前，我们建议您阅读上一篇关于磁盘工作原理的文章。 我将简要总结和分享几个要点。
一、文件系统层次分析
自顶向下主要分为用户层、VFS层、文件系统层、缓存层、块设备层、磁盘驱动器层和磁盘物理层
用户层：最上面的用户层是我们日常使用的各种程序，需要的界面主要是文件的创建、删除、打开、关闭、书写、阅读等。
VFS层：我们知道Linux有用户状态和内核状态，在用户状态下请求硬件资源需要调用SystemCall在内核状态下实现。 用户的这些文件相关操作具有相应的系统调用函数接口，该接口调用与VFS相对应的函数。
文件系统层：不同的文件系统实现VFS的这些函数，并通过指针向VFS注册。 因此，用户操作通过VFS转移到各种文件系统。 文件系统将文件读写命令转换为磁盘LBA的操作，起到翻译和磁盘管理的作用。
缓存层：在文件系统下缓存、PageCache和提高性能。 对磁盘LBA的读写数据将缓存在此处。
块设备层：块设备接口BlockDevice是一个用于访问磁盘LBA的层，它将读写命令组合在命令队列中，磁盘驱动程序从队列中读取命令并执行。 Linux设计电梯算法等，对很多LBA的读写进行优化排序，尽量将连续的地址放在一起。
磁盘驱动器层：磁盘的驱动程序将对LBA的读写命令转换为各自的协议，例如ATA命令、SCSI命令或自己的硬件能够识别的自定义命令，并发送到磁盘控制器。 HostBasedSSD在块设备层和磁盘驱动器层也实现了FTL，成为闪存芯片的操作。
物理层：将物理数据读写到磁盘介质。
二、文件系统结构与工作原理（主要以ext4为例）
众所周知，windows文件系统主要有fat、ntfs等，但linux文件系统有很多类型。 主要是VFS建立软件抽象层，上面提供文件操作接口，下面提供标准接口来对接不同的文件系统。 以下主要以EXT4文件系统为例，说明文件系统的结构和工作原理。
上图大致展示了ext4文件系统的结构，相信从中也能初步了解文件系统读写的逻辑过程。 对上图中的构成要素进行简单说明。
引导块—在磁盘分区的第一块中，记录文件系统分区的信息。 引导加载当前分区的程序和数据存储在此块中。 通常占用2kB，
超级块：
超级块用于存储文件系统的全局配置参数(块大小、总块数、inode数等)和动态信息(当前的自由块数、inode数等)，位于文件系统起始位置的1k处由于系统的健壮性，最初每个块组都有超级块和组描述符表(以下简称GDT ) )的副本，但在文件系统较大的情况下，很多块(特别是GDT占用的块很多)都是徒劳的7的幂块组) )的稀疏存储) )例如，文件系统通常只使用主副本(第0组块)的超块信息，而不是
块描述符：
GDT用于存储块组描述符，并根据文件系统的大小占用一个或多个数据块。 它主要包括块位图、I节点图和I节点表的位置、当前空闲块数、I节点数以及所使用的目录数，具体定义为ext3_fs.h文件中的struct ext3 _ group _ 每个块组都对应于这样的描述符，并且当前此结构占用32字节，因此在块大小为4k的文件系统中，每个块可以包含128个块组描述符。 GDT对搜索文件系统元数据非常重要，因此与超级块一样进行了备份。 如果有备份，GDT的内容在每个块组中是相同的，其占用的块数也是相同的。 从上面的描述可以看出，块组中的元数据(例如块位图、inode位图和inode表)的位置是不固定的。 当然，默认情况下，创建文件系统时的位置在每个块组中是相同的(如图2所示)
块组：
每个块组都包括块位图块、inode位图块和一个或多个块，它们描述存储inode表和文件数据的数据块。 此外，还可能包含超级块和所有块组描述符表，具体取决于块组编号和创建文件系统时使用的参数。 下面简要介绍一下这些元数据。
块位图：
块位图用于描述块组管理的块的分配状态。 如果没有设置与块对应的位，则表示没有分配块，可以用于存储数据。 否则，表示块已经被用于存储数据，或者块不可用，例如物理上不存在。 因为块
位图仅占一个块，因此这也就决定了块组的大小。Inode位图：
Inode位图用于描述该块组所管理的inode的分配状态。我们知道inode是用于描述文件的元数据，每个inode对应文件系统中唯一的一个号，如果inode位图中相应位置位，那么代表该inode已经分配出去；否则可以使用。由于其仅占用一个块，因此这也限制了一个块组中所能够使用的最大inode数量。
Inode表：
Inode表用于存储inode信息。它占用一个或多个块(为了有效的利用空间，多个inode存储在一个块中)，其大小取决于文件系统创建时的参数，由于inode位图的限制，决定了其最大所占用的空间。
以上这几个构成元素所处的磁盘块成为文件系统的元数据块，剩余的部分则用来存储真正的文件内容，称为数据块，而数据块其实也包含数据和目录。
了解了文件系统的结构后，接下来我们来看看操作系统是如何读取一个文件的：
大体过程如下：
1、根据文件所在目录的inode信息，找到目录文件对应数据块
2、根据文件名从数据块中找到对应的inode节点信息
3、从文件inode节点信息中找到文件内容所在数据块块号
4、读取数据块内容
到这里，相信很多人会有一个疑问，我们知道一个文件只有一个Inode节点来存放它的属性信息，那么你可能会想如果一个大文件，那它的block一定是多个的，且可能不连续的，那么inode怎么来表示呢,下面的图告诉你答案:
也就是说，如果文件内容太大，对应数据块数量过多，inode节点本身提供的存储空间不够，会使用其他的间接数据块来存储数据块位置信息，最多可以有三级寻址结构。
到这里，应该都已经非常清楚文件读取的过程了，那么下面再抛出两个疑问：
1、文件的拷贝、剪切的底层过程是怎样的？
2、软连接和硬连接分别是如何实现的？
下面来结合stat命令动手操作一下，便知真相：
1）拷贝文件：创建一个新的inode节点，并且拷贝数据块内容
2）剪切文件：同个分区里边mv，inode节点不变，只是更新目录文件对应数据块里边的文件名和inode对应关系；跨分区mv，则跟拷贝一个道理，需要创建新的inode，因为inode节点不同分区是不能共享的。
3）软连接：创建软连接会创建一个新的inode节点，其对应数据块内容存储所链接的文件名信息，这样原文件即便删除了，重新建立一个同名的文件，软连接依然能够生效。
4)硬链接：创建硬链接，并不会新建inode节点，只是links加1，还有再目录文件对应数据块上增加一条文件名和inode对应关系记录；只有将硬链接和原文件都删除之后，文件才会真正删除，即links为0才真正删除。
三、文件顺序读写和随机读写
从前面文章了解了磁盘工作原理之后，也已经明白了为什么文件随机读写速度会比顺序读写差很多，这个问题在windows里边更加明显，为什么呢？究其原因主要与文件系统工作机制有关，fat和ntfs文件系统设计上，每个文件所处的位置相对连续甚至紧靠在一起，这样没有为每个文件留下足够的扩展空间，因此容易产生磁盘碎片，用过windows系统的应该也知道，windows磁盘分区特别提供了磁盘碎片整理的高级功能。如下图：
那回过来，看看linux 文件系统ext4,都说linux不需要考虑磁盘碎片，究竟是怎么回事？
主要是因为Linux的文件系统会将文件分散在整个磁盘，在文件之间留有大量的自由空间，而不是像Windows那样将文件一个接一个的放置。当一个文件被编辑了并且变大了，一般都会有足够的自由空间来保存文件。如果碎片真的产生了，文件系统就会尝试在日常使用中将文件移动来减少碎片，所以不需要专门的碎片整理程序。但是，如果磁盘空间占用已经快满了，那碎片是不可避免的，文件系统的设计本来就是用来满足正常情况下使用的。如果磁盘空间不够，那要么就是数据冗余了，要么就该换容量更大的磁盘。你可以使用fsck命令来检测一下一个Linux文件系统的碎片化程度，只需要在输出中查看非连续i节点个数（non-contiguous inodes）就可以了。
关于文件系统的就讲这么多，下篇会讲解linux内核提供的一个资源管控机制cgroup，分析其原理及使用过程。
ext4文件系统bug:
http://www.phoronix.com/scan.php?page=news_item&px=MTIxNDQ
ext4文件系统描述：
http://blog.csdn.net/liangchen0322/article/details/50365685
http://blog.csdn.net/fybon/article/details/26243971
hexdump查看磁盘结构信息：
http://www.cnblogs.com/jiangcsu/p/5737659.html