Linux文件系统是怎么工作的？

Linux文件系统是怎么工作的？

同 CPU、内存一样，磁盘和文件系统的管理，也是操作系统最核心的功能。

磁盘为系统提供了最基本的持久化存储。文件系统则在磁盘的基础上，提供了一个用来管理文件的树状结构。

问题：磁盘和文件系统是怎么工作的呢？又有哪些指标可以衡量它们的性能呢？

先来看看Linux文件系统的工作原理。

一、索引节点的目录项

文件系统，本身是对存储设备上的文件，进行组织管理的机制。组织方式不同，就会形成不同的文件系统。

请记住最重要的一点，在 Linux 中一切皆文件。不仅普通的文件和目录，就连块设备、套接字、管道等，也都要通过统一的文件系统来管理。

文件系统类型:1、[-]普通文件，如：文本文件、音视频、可执行程序等 2、[d]目录文件，能用 cd 命令进入的文件 3、[l]链接文件，使用命令：ln -s 源文件 目标文件，进行创建 4、设备文件，又分为： 4.1、[c]字符设备文件：读取单位以字符为单位，如：即串行端口的接 口设备，例如键盘、鼠标等等 4.2、[b]块设备文件：读取单位以块为单位，常见的如硬盘 5、[s]套接字文件（socket） 6、[p]管道文件（pipe）

为了方便管理，Linux 文件系统为每个文件都分配两个数据结构，索引节点（index node）和目录项（directory entry）。它们主要用来记录文件的元信息和目录结构。

索引节点，简称为 inode，用来记录文件的元数据，比如 inode 编号、文件大小、访问权限、修改日期、数据的位置等。索引节点和文件一一对应，它跟文件内容一样，都会被持久化存储到磁盘中。所以记住，索引节点同样占用磁盘空间。目录项，简称为 dentry，用来记录文件的名字、索引节点指针以及与其他目录项的关联关系。多个关联的目录项，就构成了文件系统的目录结构。不过，不同于索引节点，目录项是由内核维护的一个内存数据结构，所以通常也被叫做目录项缓存。

换句话说，索引节点是每个文件的唯一标志，而目录项维护的正是文件系统的树状结构。目录项和索引节点的关系是多对一，你可以简单理解为，一个文件可以有多个别名。

​举个例子，通过硬链接为文件创建的别名，就会对应不同的目录项，不过这些目录项本质上还是链接同一个文件，所以，它们的索引节点相同。

索引节点和目录项纪录了文件的元数据，以及文件间的目录关系，那么具体来说，文件数据到底是怎么存储的呢？是不是直接写到磁盘中就好了呢？

​实际上，磁盘读写的最小单位是扇区，然而扇区只有 512B 大小，如果每次都读写这么小的单位，效率一定很低。所以，文件系统又把连续的扇区组成了逻辑块，然后每次都以逻辑块为最小单元，来管理数据。常见的逻辑块大小为 4KB，也就是由连续的 8 个扇区组成。

为了能更好的理解目录项、索引节点以及文件数据的关系，画了如下示意图，可以把知识和细节串联起来。

这里需要注意两点：

第一，目录项本身就是一个内存缓存，而索引节点则是存储在磁盘中的数据。​​在前面的 Buffer 和 Cache 原理中​​，曾经提到过，为了协调慢速磁盘与快速 CPU 的性能差异，文件内容会缓存到页缓存 Cache 中。那么这些索引节点自然也会缓存到内存中，加速文件的访问。

第二，磁盘在执行文件系统格式化时，会被分成三个存储区域，超级块、索引节点区和数据块区。其中：

超级块，存储整个文件系统的状态。索引节点区，用来存储索引节点。数据块区，则用来存储文件数据。

二、虚拟文件系统

目录项、索引节点、逻辑块以及超级块，构成了 Linux 文件系统的四大基本要素。不过，为了支持各种不同的文件系统，Linux 内核在用户进程和文件系统的中间，又引入了一个抽象层，也就是虚拟文件系统 VFS（Virtual File System）。

VFS 定义了一组所有文件系统都支持的数据结构和标准接口。这样，用户进程和内核中的其他子系统，只需要跟 VFS 提供的统一接口进行交互就可以了，而不需要再关心底层各种文件系统的实现细节。

下图为Linux文件系统的架构图，可以更好地理解系统调用、VFS、缓存、文件系统以及块存储之间的关系。

通过这张图，可以看到，在VFS 的下方，Linux 支持各种各样的文件系统，如 Ext4、XFS、NFS 等等。按照存储位置的不同，这些文件系统可以分为三类。

第一类是基于磁盘的文件系统，也就是把数据直接存储在计算机本地挂载的磁盘中。常见的 Ext4、XFS、OverlayFS 等，都是这类文件系统。第二类是基于内存的文件系统，也就是我们常说的虚拟文件系统。这类文件系统，不需要任何磁盘分配存储空间，但会占用内存。我们经常用到的 ​​/proc ​​文件系统，其实就是一种最常见的虚拟文件系统。此外，​​/sys​​ 文件系统也属于这一类，主要向用户空间导出层次化的内核对象。第三类是网络文件系统，也就是用来访问其他计算机数据的文件系统，比如 NFS、SMB、iSCSI 等。

这些文件系统，要先挂载到 VFS 目录树中的某个子目录（称为挂载点），然后才能访问其中的文件。拿第一类，也就是基于磁盘的文件系统为例，在安装系统时，要先挂载一个根目录（/），在根目录下再把其他文件系统（比如其他的磁盘分区、/proc 文件系统、/sys 文件系统、NFS 等）挂载进来。

三、文件系统I/O

把文件系统挂载到挂载点后，你就能通过挂载点，再去访问它管理的文件了。VFS 提供了一组标准的文件访问接口。这些接口以系统调用的方式，提供给应用程序使用。

就拿 cat 命令来说，它首先调用 open() ，打开一个文件；然后调用 read() ，读取文件的内容；最后再调用 write() ，把文件内容输出到控制台的标准输出中：

int open(const char *pathname, int flags, mode_t mode); ssize_t read(int fd, void *buf, size_t count); ssize_t write(int fd, const void *buf, size_t count);

文件读写方式的各种差异，导致 I/O 的分类多种多样。最常见的有，缓冲与非缓冲 I/O、直接与非直接 I/O、阻塞与非阻塞 I/O、同步与异步 I/O 等。 接下来，详细看这四种分类。

第一种，根据是否利用标准库缓存，可以把文件 I/O 分为缓冲 I/O 与非缓冲 I/O。

缓冲 I/O，是指利用标准库缓存来加速文件的访问，而标准库内部再通过系统调度访问文件。​非缓冲 I/O，是指直接通过系统调用来访问文件，不再经过标准库缓存。

注意，这里所说的“缓冲”，是指标准库内部实现的缓存。比方说，你可能见到过，很多程序遇到换行时才真正输出，而换行前的内容，其实就是被标准库暂时缓存了起来。

无论缓冲 I/O 还是非缓冲 I/O，它们最终还是要经过系统调用来访问文件。我们知道，系统调用后，还会通过页缓存，来减少磁盘的 I/O 操作。

第二，根据是否利用操作系统的页缓存，可以把文件 I/O 分为直接 I/O 与非直接 I/O。

直接 I/O，是指跳过操作系统的页缓存，直接跟文件系统交互来访问文件。非直接 I/O 正好相反，文件读写时，先要经过系统的页缓存，然后再由内核或额外的系统调用，真正写入磁盘。

想要实现直接 I/O，需要你在系统调用中，指定 ​O_DIRECT​ 标志。如果没有设置过，默认的是非直接 I/O。

不过要注意，直接 I/O、非直接 I/O，本质上还是和文件系统交互。如果是在数据库等场景中，你还会看到，跳过文件系统读写磁盘的情况，也就是我们通常所说的裸 I/O。

​第三，根据应用程序是否阻塞自身运行，可以把文件 I/O 分为阻塞 I/O 和非阻塞 I/O：

所谓阻塞 I/O，是指应用程序执行 I/O 操作后，如果没有获得响应，就会阻塞当前线程，自然就不能执行其他任务。所谓非阻塞 I/O，是指应用程序执行 I/O 操作后，不会阻塞当前的线程，可以继续执行其他的任务，随后再通过轮询或者事件通知的形式，获取调用的结果。

比方说，访问管道或者网络套接字时，设置 ​O_NONBLOCK​ 标志，就表示用非阻塞方式访问；而如果不做任何设置，默认的就是阻塞访问。

​第四，根据是否等待响应结果，可以把文件 I/O 分为同步和异步 I/O：

所谓同步 I/O，是指应用程序执行 I/O 操作后，要一直等到整个 I/O 完成后，才能获得 I/O 响应。所谓异步 I/O，是指应用程序执行 I/O 操作后，不用等待完成和完成后的响应，而是继续执行就可以。等到这次 I/O 完成后，响应会用事件通知的方式，告诉应用程序。

举个例子，在操作文件时，如果你设置了 ​O_SYNC​ 或者 ​O_DSYNC​ 标志，就代表同步 I/O。如果设置了 ​O_DSYNC​，就要等文件数据写入磁盘后，才能返回；而 O_SYNC，则是在 O_DSYNC 基础上，要求文件元数据也要写入磁盘后，才能返回。

再比如，在访问管道或者网络套接字时，设置了 ​O_ASYNC​ 选项后，相应的 I/O 就是异步 I/O。这样，内核会再通过 ​SIGIO​ 或者 ​SIGPOLL​，来通知进程文件是否可读写。

可能发现了，这里的好多概念也经常出现在网络编程中。比如非阻塞 I/O，通常会跟 select/poll 配合，用在网络套接字的 I/O 中。

​你也应该可以理解，“Linux 一切皆文件”的深刻含义。无论是普通文件和块设备、还是网络套接字和管道等，它们都通过统一的 VFS 接口来访问。

四、性能观测

接下来，打开一个终端，SSH 登录到服务器上，然后我们一起来探索，如何观测文件系统的性能。

4.1、容量

对文件系统来说，最常见的一个问题就是空间不足。当然，你可能本身就知道，用 df 命令，就能查看文件系统的磁盘空间使用情况。比如：

$ df /dev/sda1 Filesystem 1K-blocks Used Available Use% Mounted on /dev/sda1 30308240 3167020 27124836 11% /

你可以看到，我的根文件系统只使用了 11% 的空间。这里还要注意，总空间用 1K-blocks 的数量来表示，你可以给 df 加上 -h 选项，以获得更好的可读性：

$ df -h /dev/sda1 Filesystem Size Used Avail Use% Mounted on /dev/sda1 29G 3.1G 26G 11% /

不过有时候，明明碰到了空间不足的问题，可是用 df 查看磁盘空间后，却发现剩余空间还有很多。这是怎么回事呢？

其实，除了文件数据，索引节点也占用磁盘空间。可以给 df 命令加上 -i 参数，查看索引节点的使用情况，如下所示：

$ df -i /dev/sda1 Filesystem Inodes IUsed IFree IUse% Mounted on /dev/sda1 3870720 157460 3713260 5% /

索引节点的容量，（也就是 Inode 个数）是在格式化磁盘时设定好的，一般由格式化工具自动生成。当你发现索引节点空间不足，但磁盘空间充足时，很可能就是过多小文件导致的。

所以，一般来说，删除这些小文件，或者把它们移动到索引节点充足的其他磁盘中，就可以解决这个问题。

4.2、缓存

我们可以用​free​或​vmstat​，来观察页缓存的大小。free输出的Cache，是也缓存和可回收Slab缓存的和，你可以从/proc/meminfo，直接得到它们的大小：

$ cat /proc/meminfo | grep -E "SReclaimable|Cached" Cached: 748316 kB SwapCached: 0 kB SReclaimable: 179508 kB

那么，文件系统中的目录项和索引节点缓存，又该如何观察呢？

​实际上，内核使用 Slab 机制，管理目录项和索引节点的缓存。​/proc/meminfo​只给出了 Slab 的整体大小，具体到每一种 Slab 缓存，还要查看 ​/proc/slabinfo​ 这个文件。

比如，运行下面的命令，你就可以得到，所有目录项和各种文件系统索引节点的缓存情况：

$ cat /proc/slabinfo | grep -E '^#|dentry|inode' # name : tunables : slabdata xfs_inode 0 0 960 17 4 : tunables 0 0 0 : slabdata 0 0 0 ... ext4_inode_cache 32104 34590 1088 15 4 : tunables 0 0 0 : slabdata 2306 2306 0hugetlbfs_inode_cache 13 13 624 13 2 : tunables 0 0 0 : slabdata 1 1 0 sock_inode_cache 1190 1242 704 23 4 : tunables 0 0 0 : slabdata 54 54 0 shmem_inode_cache 1622 2139 712 23 4 : tunables 0 0 0 : slabdata 93 93 0 proc_inode_cache 3560 4080 680 12 2 : tunables 0 0 0 : slabdata 340 340 0 inode_cache 25172 25818 608 13 2 : tunables 0 0 0 : slabdata 1986 1986 0 dentry 76050 121296 192 21 1 : tunables 0 0 0 : slabdata 5776 5776 0

这个界面中，dentry 行表示目录项缓存，inode_cache 行，表示 VFS 索引节点缓存，其余的则是各种文件系统的索引节点缓存。

/proc/slabinfo 的列比较多，具体含义你可以查询 man slabinfo。在实际性能分析中，我们更常使用 slabtop ，来找到占用内存最多的缓存类型。

比如，下面就是运行 slabtop 得到的结果：

# 按下c按照缓存大小排序，按下a按照活跃对象数排序 $ slabtop Active / Total Objects (% used) : 277970 / 358914 (77.4%) Active / Total Slabs (% used) : 12414 / 12414 (100.0%) Active / Total Caches (% used) : 83 / 135 (61.5%) Active / Total Size (% used) : 57816.88K / 73307.70K (78.9%) Minimum / Average / Maximum Object : 0.01K / 0.20K / 22.88K OBJS ACTIVE USE OBJ SIZE SLABS OBJ/SLAB CACHE SIZE NAME 69804 23094 0% 0.19K 3324 21 13296K dentry 16380 15854 0% 0.59K 1260 13 10080K inode_cache 58260 55397 0% 0.13K 1942 30 7768K kernfs_node_cache 485 413 0% 5.69K 97 5 3104K task_struct 1472 1397 0% 2.00K 92 16 2944K kmalloc-2048

​从这个结果你可以看到，在我的系统中，目录项和索引节点占用了最多的 Slab 缓存。不过它们占用的内存其实并不大，加起来也只有 23MB 左右。

五、总结

​文件系统，是对存储设备上的文件，进行组织管理的一种机制。为了支持各类不同的文件系统，Linux 在各种文件系统实现上，抽象了一层虚拟文件系统（VFS）。

​VFS 定义了一组所有文件系统都支持的数据结构和标准接口。这样，用户进程和内核中的其他子系统，就只需要跟 VFS 提供的统一接口进行交互。

​为了降低慢速磁盘对性能的影响，文件系统又通过页缓存、目录项缓存以及索引节点缓存，缓和磁盘延迟对应用程序的影响。

六、思考

在实际工作中，我们经常会根据文件名，查找它所在路径，比如：

$ find / -name file-name

问题：这个命令，会不会导致系统的缓存升高呢？如果有影响，又会导致哪种类型的缓存升高呢？

答：会的，xfs_inode / inode cache / dentry / proc_inode_cache这四种缓存会升高。

实验步骤

清空缓存

echo 3 > /proc/sys/vm/drop_caches;sync

执行find命令

find / -name test

查看缓存类型内存占用情况

OBJS ACTIVE USE OBJ SIZE SLABS OBJ/SLAB CACHE SIZE NAME 37400 37400 100% 0.94K 2200 17 35200K xfs_inode 36588 36113 98% 0.64K 3049 12 24392K proc_inode_cache104979 104979 100% 0.19K 4999 21 19996K dentry 18057 18057 100% 0.58K 1389 13 11112K inode_cache

find / -name 这个命令是全盘扫描所以 xfs_inode & inode cache & dentry & proc_inode_cache 会升高。

注意：执行一次再执行find就会没有变化了，执行速度也快多了，也就是在下次find大部分是依赖cache的结果。

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