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一、文件系統層次分析
由上而下主要分爲用戶層、VFS層、文件系統層、緩存層、塊設備層、磁盤驅動層、磁盤物理層
用戶層
最上面用戶層就是我們日常使用的各種程序，需要的接口主要是文件的創建、刪除、打開、關閉、寫、讀等。
VFS層
我們知道Linux分爲用戶態和內核態，用戶態請求硬件資源需要調用System Call通過內核態去實現。用戶的這些文件相關操作都有對應的System Call函數接口，接口調用VFS對應的函數。
文件系統層
不同的文件系統實現了VFS的這些函數，通過指針註冊到VFS裏面。所以，用戶的操作通過VFS轉到各種文件系統。文件系統把文件讀寫命令轉化爲對磁盤LBA的操作，起了一個翻譯和磁盤管理的作用。
緩存層
文件系統底下有緩存，Page Cache，加速性能。對磁盤LBA的寫數據緩存到這裏。
塊設備層
塊設備接口Block Device是用來訪問磁盤LBA的層級，讀寫命令組合之後插入到命令隊列，磁盤的驅動從隊列讀命令執行。Linux設計了電梯算法等對很多LBA的讀寫進行優化排序，儘量把連續地址放在一起。
磁盤驅動層
磁盤的驅動程序把對LBA的讀寫命令轉化爲各自的協議，比如變成ATA命令，SCSI命令，或者是自己硬件可以識別的自定義命令，發送給磁盤控制器。Host Based SSD甚至在塊設備層和磁盤驅動層實現了FTL，變成對Flash芯片的操作。
磁盤物理層
讀寫物理數據到磁盤介質。
二、文件系統結構與工作原理
我們都知道，windows文件系統主要有fat、ntfs等，而linux文件系統則種類繁多，主要有VFS做了一個軟件抽象層，向上提供文件操作接口，向下提供標準接口供不同文件系統對接，下面主要就以EXT4文件系統爲例，講解文件系統結構與工作原理：
上面兩個圖大體呈現了ext4文件系統的結構，從中也相信能夠初步的領悟到文件系統讀寫的邏輯過程。下面對上圖裏邊的構成元素做個簡單的講解：
引導塊
爲磁盤分區的第一個塊，記錄文件系統分區的一些信息，引導加載當前分區的程序和數據被保存在這個塊中。一般佔用2KB。
超級塊
超級塊用於存儲文件系統全局的配置參數(譬如：塊大小，總的塊數和inode數)和動態信息(譬如：當前空閒塊數和inode數)，其處於文件系統開始位置的1k處，所佔大小爲1k。
爲了系統的健壯性，最初每個塊組都有超級塊和組描述符表(以下將用GDT)的一個拷貝，但是當文件系統很大時，這樣浪費了很多塊(尤其是GDT佔用的塊多)，後來採用了一種稀疏的方式來存儲這些拷貝，只有塊組號是3, 5 ,7的冪的塊組(譬如說1,3,5,7,9,25,49…)才備份這個拷貝。
通常情況下，只有主拷貝(第0塊塊組)的超級塊信息被文件系統使用，其它拷貝只有在主拷貝被破壞的情況下才使用。
塊組描述符
GDT用於存儲塊組描述符，其佔用一個或者多個數據塊，具體取決於文件系統的大小。
它主要包含塊位圖，inode位圖和inode表位置，當前空閒塊數，inode數以及使用的目錄數(用於平衡各個塊組目錄數)，具體定義可以參見ext3_fs.h文件中struct ext3_group_desc。
每個塊組都對應這樣一個描述符，目前該結構佔用32個字節，因此對於塊大小爲4k的文件系統來說，每個塊可以存儲128個塊組描述符。由於GDT對於定位文件系統的元數據非常重要，因此和超級塊一樣，也對其進行了備份。GDT在每個塊組(如果有備份)中內容都是一樣的，其所佔塊數也是相同的。
從上面的介紹可以看出塊組中的元數據譬如塊位圖，inode位圖,inode表其位置不是固定的，當然默認情況下，文件系統在創建時其位置在每個塊組中都是一樣的，如圖2所示(假設按照稀疏方式存儲，且n不是3,5,7的冪)
塊組
每個塊組包含一個塊位圖塊，一個 inode 位圖塊，一個或多個塊用於描述 inode 表和用於存儲文件數據的數據塊，除此之外，還有可能包含超級塊和所有塊組描述符表(取決於塊組號和文件系統創建時使用的參數)。下面將對這些元數據作一些簡要介紹。
塊位圖
塊位圖用於描述該塊組所管理的塊的分配狀態。如果某個塊對應的位未置位，那麼代表該塊未分配，可以用於存儲數據；否則，代表該塊已經用於存儲數據或者該塊不能夠使用(譬如該塊物理上不存在)。由於塊位圖僅佔一個塊，因此這也就決定了塊組的大小。
Inode位圖
Inode位圖用於描述該塊組所管理的inode的分配狀態。我們知道inode是用於描述文件的元數據，每個inode對應文件系統中唯一的一個號，如果inode位圖中相應位置位，那麼代表該inode已經分配出去；否則可以使用。由於其僅佔用一個塊，因此這也限制了一個塊組中所能夠使用的最大inode數量。
Inode表
Inode表用於存儲inode信息。它佔用一個或多個塊(爲了有效的利用空間，多個inode存儲在一個塊中)，其大小取決於文件系統創建時的參數，由於inode位圖的限制，決定了其最大所佔用的空間。
以上這幾個構成元素所處的磁盤塊成爲文件系統的元數據塊，剩餘的部分則用來存儲真正的文件內容，稱爲數據塊，而數據塊其實也包含數據和目錄。
瞭解了文件系統的結構後，接下來我們來看看操作系統是如何讀取一個文件的：
大體過程如下：
1、根據文件所在目錄的inode信息，找到目錄文件對應數據塊
2、根據文件名從數據塊中找到對應的inode節點信息
3、從文件inode節點信息中找到文件內容所在數據塊塊號
4、讀取數據塊內容
到這裏，相信很多人會有一個疑問，我們知道一個文件只有一個Inode節點來存放它的屬性信息，那麼你可能會想如果一個大文件，那它的block一定是多個的，且可能不連續的，那麼inode怎麼來表示呢,下面的圖告訴你答案:
也就是說，如果文件內容太大，對應數據塊數量過多，inode節點本身提供的存儲空間不夠，會使用其他的間接數據塊來存儲數據塊位置信息，最多可以有三級尋址結構。
到這裏，應該都已經非常清楚文件讀取的過程了，那麼下面再拋出兩個疑問：
1、文件的拷貝、剪切的底層過程是怎樣的？
2、軟連接和硬連接分別是如何實現的？
下面來結合stat命令動手操作一下，便知真相：
1）拷貝文件：創建一個新的inode節點，並且拷貝數據塊內容
2）剪切文件：同個分區裏邊mv，inode節點不變，只是更新目錄文件對應數據塊裏邊的文件名和inode對應關係；跨分區mv，則跟拷貝一個道理，需要創建新的inode，因爲inode節點不同分區是不能共享的。
3）軟連接：創建軟連接會創建一個新的inode節點，其對應數據塊內容存儲所鏈接的文件名信息，這樣原文件即便刪除了，重新建立一個同名的文件，軟連接依然能夠生效。
4)硬鏈接：創建硬鏈接，並不會新建inode節點，只是links加1，還有再目錄文件對應數據塊上增加一條文件名和inode對應關係記錄；只有將硬鏈接和原文件都刪除之後，文件纔會真正刪除，即links爲0才真正刪除。
