Linux 文件系统
Linux 的一切皆为文件
Linux 中的各种事物比如像文档、目录（Mac OS X 和 Windows 系统下称之为文件夹）、键盘、监视器、硬盘、可移动媒体设备、打印机、调制解调器、虚拟终端，还有进程间通信（IPC）和网络通信等输入/输出资源都是定义在文件系统空间下的字节流。
一切都可看作是文件，其最显著的好处是对于上面所列出的输入/输出资源，只需要相同的一套 Linux 工具、实用程序和 API。你可以使用同一套 api(read, write)和工具(cat , 重定向, 管道)来处理 unix 中大多数的资源。
Linux 以文件的形式对计算机中的数据和硬件资源进行管理，也就是彻底的一切皆文件，反映在 Linux 的文件类型上就是：普通文件、目录文件（也就是文件夹）、设备文件、链接文件、管道文件、套接字文件（数据通信的接口）等等，而这些种类繁多的文件被 Linux 使用目录树进行管理， 所谓的目录树就是以根目录（/）为主，向下呈现分支状的一种文件结构。
Linux 中的文件类型
目录文件
目录也是文件的一种，目录文件包含了各自目录下的文件名和指向这些文件的指针，打开目录事实上就是打开目录文件，只要有访问权限，你就可以随意访问这些目录下的文件（普通文件的执行权限就是目录文件的访问权限），但是只有内核的进程能够修改它们
虽然不能修改，但是我们能够通过 vim 去查看目录文件的内容
如下，访问 vim ~
软链接和硬链接
指向另一个文件的间接指针，也就是我们常说的软链接，如下：
【硬连接】 硬连接指通过索引节点来进行连接，在 Linux 的文件系统中，保存在磁盘分区中的文件不管是什么类型都给它分配一个编号，称为索引节点号（Inode Index）。在 Linux 中，多个文件名指向同一索引节点是存在的。一般这种连接就是硬连接。硬连接的作用是允许一个文件拥有多个有效路径名，这样用户就可以建立硬连接到重要文件，以防止 “误删” 的功能。其原因如上所述，因为对应该目录的索引节点有一个以上的连接。只删除一个连接并不影响索引节点本身和其它的连接，只有当最后一个连接被删除后，文件的数据块及目录的连接才会被释放。也就是说，文件真正删除的条件是与之相关的所有硬连接文件均被删除。
【软连接】 另外一种连接称之为符号连接（Symbolic Link），也叫软连接。软链接文件有点类似于 Windows 的快捷方式。它实际上是一个特殊的文件。在符号连接中，文件实际上是一个文本文件，其中包含的有另一文件的位置信息。
总结：硬链接是指针，所有的硬链接都是指向同一个磁盘块。 删除一个指针不会真正删除文件，只有把所有的指针都删除才会真正删除文件。 软连接是另外一种类型的文件，保存的是它指向文件的全路径， 访问时会替换成绝对路径
示例：
通过实验加深理解
$ touch f1 # 创建一个测试文件 f1
$ ln f1 f2 # 创建 f1 的一个硬连接文件 f2
$ ln -s f1 f3 # 创建 f1 的一个符号连接文件 f3
$ ls -li # -i 参数显示文件的 inode 节点信息
total 0
9797648 -rw-r--r-- 2 alsritter alsritter 0 Apr 21 08:11 f1
9797648 -rw-r--r-- 2 alsritter alsritter 0 Apr 21 08:11 f2
9797649 lrwxrwxrwx 1 alsritter alsritter 2 Apr 21 08:11 f3 -> f1
$
从上面的结果中可以看出，硬连接文件 f2 与原文件 f1 的 inode 节点相同，均为 9797648，然而符号连接文件的 inode 节点不同。
$ echo "I am f1 file" >>f1
$ cat f1
I am f1 file
$ cat f2
I am f1 file
$ cat f3
I am f1 file
$ rm -f f1
$ cat f2
I am f1 file
$ cat f3
cat: f3: No such file or directory
$
通过上面的测试可以看出：当删除原始文件 f1 后，硬连接 f2 不受影响，但是符号连接 f1 文件无效，可以得到以下全部结论：
- 删除符号连接 f3，对 f1,f2 无影响；
- 删除硬连接 f2，对 f1,f3 也无影响；
- 删除原文件 f1，对硬连接 f2 没有影响，导致符号连接 f3 失效；
- 同时删除原文件 f1，硬连接 f2，整个文件会真正的被删除。
块设备文件（b，block）和字符设备文件（c，char）
这些文件一般隐藏在 /dev 目录下，在进行设备读取和外设交互时会被使用到
比如磁盘光驱就是块设备文件，串口设备则属于字符设备文件 系统中的所有设备要么是块设备文件，要么是字符设备文件，无一例外
FIFO（p，pipe）
管道文件主要用于进程间通讯。比如使用 mkfifo 命令可以创建一个 FIFO 文件，启用一个进程 A 从 FIFO 文件里读数据，启动进程 B 往 FIFO 里写数据，先进先出，随写随读。
套接字（s，socket）
用于进程间的网络通信，也可以用于本机之间的非网络通信 这些文件一般隐藏在 /var/run 目录下，证明着相关进程的存在
文件系统是什么？
文件数据除了文件实际内容外， 通常含有非常多的属性，例如 Linux 操作系统的文件权限（rwx）与文件属性（拥有者、群组、时间参数等）。那这些数据是怎么组织的呢？这些数据的组织就是通过各种各样的文件系统。
Linux 把对不同文件系统的访问交给了 VFS（虚拟文件系统），VFS 能访问和管理各种不同的文件系统。所以有了硬盘区之后就需要把它格式化成具体的文件系统以便 VFS 访问。
通过 df -T 可以展示当前使用的文件系统
每个分区都可以有不同的的文件系统
文件系统（Ext2）通常会将这两部份的数据分别存放在不同的区块，权限与属性放置到 inode 中，至于实际数据则放置到 data block 区块中。另外，还有一个超级区块 （superblock） 会记录整个文件系统的整体信息，包括 inode 与 block 的总量、使用量、剩余量等。
- superblock：记录此 filesystem 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 。
文件存储结构大概如下：
假设某一个文件的属性与权限数据是放置到 inode 4 号（下图较小方格内），而这个 inode 记录了文件数据的实际放置点为 2, 7, 13, 15 这四个 block 号码，此时我们的操作系统就能够据此来排列磁盘的读取顺序，可以一口气将四个 block 内容读出来，然后组成一个完整的文件
其中文件的 inode 结构如下（inode 里所包含的文件信息可以通过 stat filename 查看得到）：
这里解释下它的意思：
Ext2 文件系统
inode 的内容在记录文件的权限与相关属性，至于 block 区块则是在记录文件的实际内容。 而且文件系统一开始就将 inode 与 block 规划好了，除非重新格式化（或者利用 resize2fs 等指令变更文件系统大小），否则 inode 与 block 固定后就不再变动。
但是将所有的 inode 与 block 通通放置在一起将是很不智的决定，因为 inode 与 block 的数量太庞大，不容易管理。因此 Ext2 文件系统在格式化的时候基本上是区分为多个区块群组 （block group） 的，每个区块群组都有独立的 inode/block/superblock 系统。每个块组实际还会分为分为 6 个部分，除了 inode table 和 data block 外还有4个附属模块，起到优化和完善系统性能的作用
整个来说，Ext2 格式化后有点像下面这样：
下面具体介绍这些具体的分区内容：
inode table
主要记录文件的属性以及该文件实际数据是放置在哪些 block 中
可以通过 debugfs 命令去检查文件的 inode，这个 debugfs 接受一个 stat 命令，后面跟着这个 inode 的 id
$ truncate -s 1M myfile
$ mkfs.ext2 -F myfile
$ debugfs -w myfile
debugfs: stat <2>
Inode: 2 Type: directory Mode: 0755 Flags: 0x0
Generation: 0 Version: 0x00000000
User: 0 Group: 0 Size: 1024
File ACL: 0 Directory ACL: 0
Links: 3 Blockcount: 2
Fragment: Address: 0 Number: 0 Size: 0
ctime: 0x5722081d -- Thu Apr 28 14:54:53 2016
atime: 0x5722081d -- Thu Apr 28 14:54:53 2016
mtime: 0x5722081d -- Thu Apr 28 14:54:53 2016
BLOCKS:
(0):24
TOTAL: 1
它记录的信息至少有这些：