乍一看，这个题目好像有点小儿科。

写文件嘛

echo hello > /tmp/foo

读文件嘛

cat /tmp/foo

对于普通文件的存取，的确可以使用上面的方法。但是在linux操作系统上，一 切都是文件。除了普通文件，还包括：目录，符号链接，IPC Endpoints（如pipe，unix socket）和设备文件(块设备，字符设备)。

当然，本文的重点不在于介绍相关操作技巧，而是希望可以探寻操作背后的机制。

我们要存取的文件，一般都是保存在普通的磁盘上，通过电磁变换来实现文件的读取和写入。所以我们先从磁盘说起。

磁盘物理结构

磁盘的机械结构如下图：

如上图，一块磁盘中有好几块盘片（platter），一个盘片上的盘面被划分成若干个同心圆（即磁道（track））。 将磁盘上机械臂的磁头径向移动到盘面的相关位置（磁道）后，通过盘片在磁头下方的高速旋转，就可以读取并写入所在柱面（cylinder）上的数据。

盘面的示意图如下：

磁盘是个块设备，它的最小存储单位是扇区（sector），每个扇区存取512字节。

为了提升文件的读取效率，文件系统会以块（block）为单位进行文件读取。块是linux系统上文件存取的最小单位，一个块一般为连续的8个扇区，即4K。

直接对磁盘等硬件进行操作，是很困难的。不过操作系统的主要任务就是隐藏硬件，呈现良好，清晰，优雅，一致的抽象。linux文件系统对文件的处理进行了良好的抽象。

VFS虚拟文件系统

linux文件系统的体系结构图如下：

用户态的程序要进行文件读写时，只要通过系统调用，调用VFS提供的接口就好。

虽然VFS需要调用ext2，ext3，NFS等具体的文件系统实现进行磁盘上文件的操作。但是它屏蔽了下层的各种异构文件系统的特点，为上层提供了统一的接口。

以ext2文件系统为例，其文件系统结构图示意如下：

• 一块硬盘会被划分成多个分区
• 每个分区挂载着相应的文件系统具体实现，如ext2
• 为了减少需要管理的block的数量，在ext2文件系统产生了块组的概念。每个块组包含多个block，并且有独立的superblock和inode。

相关名词说明

Boot Sector

即引导扇区。包括：本分区的操作系统类型，数据区大小，根目录区允许的最大目录项

Super Block

超级块。定义了文件系统的静态结构，包括：分区中每个block的大小，分区中block group的数目，以及每个block group中有inode等。每个block group不一定都有超级块，其他block group中的超级块仅仅是block group 0中超级块的一个拷贝，以备当block group 0中的超级块损坏时可以对其进行恢复。Linux启动时，block group 0中的超级块的内容会被读入到内存中。

GDT

组描述符表。记录了块位图（Block Bitmap）所在块的块号，inode位图（inode Bitmap）所在块的块号，inode表（inode Table）所在块的起始块号，本组空闲块的个数等组内信息。文件系统根据这些信息来查找数据块位图，索引结点位图，索引结点表的位置

Block Bitmap

Ext2文件系统的数据块位图。其中每一位对应了一个数据块，某一位上位0时表示该位所对应的数据块空闲，反之表示该位所对应的数据块已经被分配。Data Block Bitmap占了1个块的空间，因此，一个组中的数据块的个数就已经决定了。如果每个块为b-byte，那么该Group Block就有8*b个块，可以存放（8*b）*b字节的数据

Inode Bitamp

inode节点位图。其工作方式跟Block Bitmap相同，只不过代表的是Inode的使用情况，每个位代表一个inode，如果是1则表示被使用，为1表示空闲

Inode Table

存储inode number对应文件的元信息，包括：文件类型，权限位，链接数（有多少文件名指向这个inode），文件数据块的位置。

Data Blocks

数据块存放文件的实际内容。需要特别指出的是，在Linux下目录也是一种文件。目录中的文件及子目录都以目录项（directory entry）的形式存放在该目录的数据块中。目录项中主要记录了文件的inode号，文件名以及文件类型等内容

Linux开机启动时，会首先载入MBR（主引导记录），MBR会告诉电脑从该设备的某一个分区来装载boot loader（boot loader储存有操作系统的相关信息，比如操作系统名称，操作系统内核 (kernel)所在位置等），通过boot loader会加载kernel，kernel通过initrd加载硬件驱动，在主分区表中搜索活动分区，加载引导分区，挂载文件系统，进行操作系统的启动。

文件查找示例

以查找文件/home/alex/foobar为例进行说明。

假设根目录（ROOT directory），在磁盘空间上的inode number是2，其对应数据块的结构如下

    +----+-----+-----------------------------------------+
#2  |. 2 |.. 2 | home 5 | usr 9 | tmp 11 | etc 23 | ...  |
    +----+-----+-----------------------------------------+

通过跟目录下home目录的名字home，可以获取其inode number是5，其对应数据块的结构如下

    +----+-----+---------------------------------------------------+
#5  |. 5 |.. 2 | alex 31 | leslie 36 | pat 39 | abcd0001 21 | ...  |
    +----+-----+---------------------------------------------------+

通过home目录下alex目录的名字alex，可以获取其inode number是31，其数据块的结构如下

    +----+-----+---------------------------------------------------+
#31 |. 31|.. 5 | foobar 12 | temp 15 | literature 7 | demo 6 | ... |
    +----+-----+---------------------------------------------------+

继续查看inode number是12（foobar文件）的inode所对应的数据块结构，就可以获取路径为/home/alex/foobar的文件的数据内容。

    *-----------*
#12 | file data |
    *-----------*

从上面也可以看出

• 目录也是一种文件，其中包含了该目录下子目录的名字和文件名，以及其对应的inode number。
• 文件名和inode number，是多对一的关系。多个文件名可以对应同一个inode number（硬链接）

为了访问路径为/home/alex/foobar的文件的数据，需要有合适的权限在根目录的inode，home目录的inode，alex目录的inode，foobar数据文件的inode。

• 目录的inode权限，决定了是否有权限修改，移动，删除该目录，以及目录下的文件。
• 文件的inode权限，决定了是否有权限读取或者修改该文件的内容。

文件存取流程

在进行文件存取时，实际上就是解析文件路径，加载相应分区上的inode table，获取对应的inode number，对inode number对于的数据块进行存取。

对于访问过的文件路径，会被缓存在dentry目录项中。

为了提升磁盘设备的IO性能，操作系统会使用内存作为磁盘设备的cache，并使用memory map方式在访问时建立与文件系统的缓存映射。文件系统的缓存，是以Page Cache为单位，一个Page Cache包含多个Buffer Cache。

• 向文件中写入数据时，数据会先缓存在Page Cache中，内存中的这部分数据被标注为Dirty Page，linux系统上的pdflush守护进程会跟进系统设置将将这部分Dirty Page刷到磁盘上，也可以通过fsync系统调用在数据写入后强制刷到磁盘上。将写入的数据刷入磁盘时，是以Buffer Cache为单位，每次回写若干个Buffer Cache。

• 读取文件内容时，系统会一次性连续读取包括所请求页面在内的多个页面（如预读页面个数为n）。如果请求的页面在page cache中命中的话，会从缓存中返回页面内容，增加读取的页面数量，异步读取2n个页面;如果请求的页面没有在page cache中命中，也会增加读取页面数量，同步读取2n个页面。

预读机制示意图