文件系统是对文件和目录的组织集合

设备

划分
- 实际设备（键盘、鼠标、磁盘）和虚拟设备（不存在与之对应的硬件，内核为其提供的一种抽象。比如ssh登录？）
- 字符类型，块设备。字符类型有键盘、终端等。典型的块类型设备是磁盘
设备专用文件: 与系统的某个设备相对应，每个设备类型都有与之相对应的设备驱动程序。用来处理设备的所有IO请求。设备驱动程序属于内核代码，由设备驱动程序提供的API是固定的，主要包含（open, close, read, write, mmap, ioctl）,由于这些统一一致的API，隐藏了每个设备在操作方面的差异。
如何确定驱动程序:
1. 设备文件的I节点中记录了设备的主、辅ID。
2. 主、辅ID: 主ID标识一般的设备等级，内核用来寻找设备驱动程序，辅号在主ID中的标识唯一的特定设备。ls -l 会展现出设备文件的主、辅ID。（不知道是不是需要对于设备类型文件才行）
3. 设备驱动程序会向内核注册自己与特定主ID的关联关系。内核基于此建立设备到设备驱动程序的关联关系。（内核是不会通过设备文件名来查找驱动程序的，猜想也是如此，不可能根绝简单的字符串来匹配驱动程序）

磁盘

磁盘分区: 可以将磁盘分成一个或者多个分区，内核将每个分区视为/dev路径下的单独设备。可以使用fdisk 来决定磁盘分区的编号、大小和类型。fdisk -l 列出磁盘的所有分区， linux 文件/proc/partitions 记录了分区的主辅设备编号、大小和名称。
磁盘分区可以容纳任何类型的信息，但通常包含以下:
- 文件系统
- 数据区域，作为裸设备对其进行访问
- 交换区域: 供内核的内存管理用。可以通过mkswap命令创建交换区域，系统调用swapon, swapoff, 启用、关闭磁盘作为内存交换区。linux文件 /proc/swaps 用来查看当前激活的交换区信息。

文件系统

linux支持的文件系统有:
- 传统的ext2
- 各种原生的UNIX文件系统，比如Minix， System V以及BSD文件系统
- 微软的FAT，FAT32已经NTFS文件系统
- ISO9660 CD-ROM文件系统
- Apple Macintosh 的 HFS
- 一系列日志文件系统: 还包括etx3, ext4， JFS，XFS等
- linux 2.6.14中添加了 FUSE（用户空间文件系统）工具，采用这一机制，可谓内核添加挂钩，以便以用户空间程序来是实现完整的文件系统，而无需对内核进行修补和重新编译

以下为ext2文件系统为例

文件系统的组成部分:
- 引导块: 文件系统的首块，不能为文件系统所用，用来引导操作系统的信息。操作系统只需要一个引导块，但是所有的文件系统都设有引导块。
- 超级块: 紧随引导块之后的一个独立块。其包含文件系统有关的详细参数: 1）i节点表容量。 2）文件系统中的逻辑块大小， 3）以逻辑块计，文件系统的大小。驻留于同一块磁盘上的不同文件系统，其类型、大小以及参数设定都有所不同（比如逻辑块）这也是将一块磁盘划分多个分区的原因之一。
- i节点表:与文件系统中的每个文件、目录一一对应。记录了文件的相关信息
- 数据块: 用于存放数据，占据文件系统空间中的大部分空间

i节点

对于文件系统中的每个文件（所有东西，包括:目录、链接、etc）都有一个i节点与之对应。对i节点的标识为顺序数字，ls -li命令第一列为i节点号

其维护的信息主要有
- 文件类型（常规文件、目录、符号链接、设备等）
- 文件属主（UID）
- 文件属主（GID）
- 3个权限
- 3个时间戳
- 指向文件的硬链接数（hard link）
- 文件的大小（字节为单位）
- 实际分配给时间的块数量（不同于上面的文件大小，因为文件空洞的存在）
- 指向文件数据块的指针(i-node-entry)

虚拟文件系统(VFS)

是一种内核特征，通过为文件系统操作创建抽象层来解决、屏蔽，各种不同文件系统的不同的实现细节

VSF对文件系统定义了一套通用接口，所有与文件相关的程序都会使用这一接口
每种文件系统都会提供VFS接口的实现
接口的操作与涉及文件系统和目录的所有常规系统调用相对应，有: open, read, write, lseek, close, truncate, stat, mount, umount, mmap, mkdir, link, unlink, symlink, rename
并不是所有的文件系统都支持所有的VFS操作，对于这种情况，底层文件系统调用将错误代码传回VFS层面，并传递到应用层面

挂载 mount

mount 命令:
- mount device directory, 将device的文件系统挂在到directory所指定的目录下。可以使用umount卸载，并在其他地方重新挂载。（linux 2.4.19）之后内核支持针对每个进程的挂载空间，每个进程都能够拥有自己的挂载空间。
- mount 不带参数，可以列出当前已挂载的文件系统
- linux /proc/mounts 可以查看当前已经挂载的文件系统列表。因为是内核数据结构的接口，所以是比较精确的。在引入经程级别的挂载空间后， /proc/PID/mouns 为进程的挂载信息，而 /proc/mounts 链接到 /proc/self/mounts
- /etc/mtab 包含同样的信息，只是会更加详细些，其中会包含了传递mount命令的参数， mount,umount 命令会自动维护该文件，然而系统调用 mount, umount 并不会维护该文件，导致可能会不够准确
- /proc/mounts, /etc/mtab 文件的格式如下:
```
/dev/sda1 / ext2 rw 0 0
从左到右的意思是: 挂载设备名，挂载点，文件系统类型， 挂载标志， （后面的详细参看手册）
```
相关系统调用: mount系统调用中的mountflags具有重要作用，其决定着对整个设备文件系统类型的处理。例如， MS_RDONLY, 以只读方式挂载，在此文件系统上只能读，而不能创建和修改。
- 在多个挂载点挂载文件系统: 在挂载点一做出的改变，在挂载点二下立即可见。因为存在进程级别的挂载空间，所以操作并不影响之前的进程，只影响之后的进程挂载点。
- umount, umount2 系统调用卸载已挂载的文件系统。无法卸载正在使用中的文件系统，这一文件系统中有文件被打开，或者进程的当前工作目录在此文件系统下，是无法被卸载的，返回EBUSY错误。
- umount2(const char * target, int flags): 其中flags有如下几个选项， MNT_DETACH(lazy卸载，不在允许新的进程访问挂载点，等使用中进程不在使用挂载点时候，卸载文件系统), MNT_EXPIRE（首次调用并且处于空闲状态，将被标记为到期，非空闲失败，二次调用，仍处于到期状态，则卸载文件系统。可用于卸载在某段时间内未用的文件系统）, MNT_FORCE（强行卸载文件系统，可能会造成数据丢失）
- 绑定挂载: 可以在文件系统目录层级挂载目录或者文件。将导致文件或者目录在两处都可见。不同于多个挂载点挂载、有些类似于硬链接，区别在于: 1）绑定挂载可以跨越多个文件系统挂载点 2）可针对目录执行绑定挂载。绑定挂载需要指定特殊标志才能够递归的挂载子挂载 shell mkdir d1 mkdir d2 mount --bind d1 d2

虚拟内存文件系统（tmpfs）:

linux支持驻留于内存的虚拟文件系统。tmpfs最为复杂。不仅使用RAM还能够利用交换空间。/proc/mount 即是此类文件系统的实现，可以创建tmpfs文件系统并挂载至/tmp来改善编译器类似的频繁使用/tmp目录的应用程序的性能。内核还将此类文件系统用于:

实现System V共享内存和共享匿名内存映射
挂载于/dev/shm的tmpfs文件系统，为glibc用以实现POSIX共享内存和信号量

文件属性

int stat(const char * pathname, stuct stat * statbuf): 系统调用: 获取与文件有关的信息，大部分都来自于i节点, struct stat结构如下:

stuct stat {
dev_t st_dev; 
dev_t st_rdev; 
ino_t st_ino;
mode_t std_mode;
n_link_t st_nlink;
uid_t st_uid;
g_id_t st_gid;
time_t st_atime;
time_t st_mtime;
time_t st_ctime;
}

部分详细解释：

st_devo 字段标识文件所驻留的设备。st_ino 为文件的i节点，两者标识文件系统中的唯一文件。设备文件的i节点，st_rdev 字段包含了主、辅ID，否则st_dev 包含信息
st_uid, st_gid 标识文件属主。 st_nlink 包含了指向文件的硬链接数目。 st_mode 标识了文件类型、已经权限。
st_atime, st_mtime, st_ctime, 为文件时间戳，分别标识: 文件上次访问时间、修改时间、以及文件状态修改时间。
系统调用: utime, utimes, utimensat 都可以修改文件的时间戳。

新建文件的属性: 新建文件时的属主取决于进程的有效用户ID。新建文件的组ID是多变的，下面为ext2下面新建文件组ID所遵循的规则:

文件系统mount选项	父目录设定set-group-id 标记	新建文件的组ID取值
-o grpid, -o bsdgroups	忽略	父目录组ID
-o nogrpid, -0 sysvgroups	无	进程的组id
-o nogrpid, -0 sysvgroups	有	父目录组id

chown 系统调用，可以更改文件属主，权限为: 1）特权级别进程（root） 2）进程的有效用户ID与文件的用户ID匹配。当文件的属主或者属组发生了改变时，set-user-id, set-group-id 权限位会关闭。改变的是目录的时候，其set-group-id并不会发生改变。目录的set-group-id 并不是为了创建 set-group-id程序，而是为了控制在该目录下创建文件的所有权。
目录下的权限

权限:
- 读权限: 可以ls 目录下的内容。
- 写权限: 可在目录下创建、删除文件（删除文件对文件本身并不需要权限）
- 可执行权限: 可访问目录中的文件，也成为search权限
访问文件时候，需要拥有对路径名所有的目录的执行权限， /home/mtk/x, 需要对 /、/home、/home/mtk 拥有可执行权限。但是若在/home/mtk/sub1下，通过相对路径 ../sub2/x 访问。那么只需要 /home/mtk 、/home/mtk/sub2 这两个目录的可执行权限，而不需要 /、/home 的权限。（奇怪，应该保持一致性比较好）
对目录权限的解释: 因为目录的特殊结构（目录的内容其下的文件、目录等的i节点列表），可以这样理解设定三种权限的理由: 读权限，可以访问目录的数据结构。可执行权限，则可以查看目录内容的i节点详细信息。写权限，意味着可以修改目录内容，所以可以删除目录下的文件（即是修改目录内容的i节点列表）
若是拥有对目录的可执行权限，而没有读权限。只需要知道目录内的文件名称，则仍可以进行访问，但不能列出目录下的内容。在控制对公共目录内容的访问时，非常有用。

文件系统的权限检查（包含目录、文件):只在初次调用时候，进行检查，open文件之后的fd，再次对其进行操作，是不再会进行检查的。规则如下:

特权进程，授予访问权限
若进程的有效用户ID与文件的用户ID相同，内核会根据文件的属主权限，授予进程相同的权限。
若进程的有效组ID或任意附属组ID与文件的组ID相匹配。根据文件的属组权限，授予进程
若上面都不满足，内核根绝other授予进程权限。内核检查会在最后时候，即是未能通过调用规则的检查的时候，才会检查检查是否属于特权进程。上述检查可能造就一些奇怪的现象（从代码逻辑上来看是正常的）: 比如文件的owner没有rw权限，同样适用于目录的权限检查，但是特权进程总是拥有可执行权限（即是总是可以搜索），特权进程总是拥有通过任何的权限检查

Sticky位: 现在的UNIX的Sticky权限位其限制删除的作用，为目录设定权限位时候，表明非特权进程时，只有对目录有写权限+为文件或目录的属主时才能对目录下的文件进行删除、重命名操作。（可以用于建立多个用户共享的目录文件，每个用户管理自己的文件、访问其他人的文件。但是不能删除其他人的文件）典型的应用在/tmp 目录下， chmod +t 可以添加 sticky位，
进程的文件创建掩码: umask 是一种进程属性，当进程创建文件或者目录时候，该属性执行屏蔽那些权限位。进程的umask通常继承父shell，所以可以在shell中使用umask来改变shell进程的umask，进而影响所有的shell子进程。umask(mode_t mask) 系统调用总是调用成功，并返回之前的umask数值。
i节点扩展属性（EA）

目录和链接的实现结构

目录的实现结构:

i节点的类型标记为目录
目录内容是经过特殊组织的文件表格(硬链接列表): 文件名和i-node编号。
不能够read目录内容，直接编辑目录内容是不允许的，不具有可移植性。需要使用相关的系统调用， open, link, mkdir, symlink ,unlink, rmdir etc

硬链接: 创建链接指向相同的i-node节点，成为硬链接。会改变指向文件的i-node节点的链接数。限制有: 1) 因为采用i-node编号，导致不能跨越文件系统。 2）不能为目录创建硬链接，会导致诸多的系统程序陷入混乱的链接环路中。
符号链接: 特殊的文件类型，内容为另一个文件的名称（字符串）

ln -s 创建，内容可以是绝对路径和相对路径，解释相对路径时，以链接本身的位置作为参照点。
符号链接的地位不如硬链接，i节点并不体现符号链接数量。即便移除了文件，链接依然存在，成为空连接。甚至可以创建不存在文件的链接。
因为符号链接的内容为字符串，所以可以跨越文件系统。一些系统调用中对符号链接进行解析，因为可能存在环路问题，所以规定了街引用的一个次数范围。_POSIX_SYMLOOP_MAX 常量规定了最大次数限制。（无论系统调用是否对符号链接进行解析，其总是对符号链接中的目录部分进行接引用，区分在于是否对文件接引用），
权限为引用的文件的权限。

系统调用:

link（const char * oldpath, const char * newpath）; 创建硬链接， oldpath 不应为符号链接，否则不具有可移植性。
unlink(const char * pathname): 如果此链接为最后一个指向文件的，此操作还会删除文件本身。
都不能操作目录，与符号链接
文件内容的删除: 内核除了维持i-node节点的链接数目之外，还对文件的打开文件描述符计数。只有全部的计数为0时候，文件才会真正的消失。这意味着，存在多个硬链接，只有删除全部删除硬链接的时候，才会删除文件本身，且不存在打开的文件描述符。否则文件本身依然存在，并且可以被读取。
rename(const char * oldpath, const char * newpath): 可以重命名文件、目录。调用仅仅操作目录条目，而不移动数据，更名既不影响指向该文件的硬链接，也不影响打开文件描述符的任何进程。（这些文件描述符在open调用返回之后，与文件名再无瓜葛）规则:
- newpath 存在则将其覆盖
- newpath与oldpath 指向同一文件，则不操作
- 系统调用不对参数进行解引用，意味着可以操作符号链接
- oldpath 是文件的时候，不能更名为目录
- oldpath是目录的情况下， newpath目录不能存在或者是空目录。且newpath不能包含oldpath的前缀，如 /home/mtk, -> /home/mtk/bin
- oldpath、newpath 需要为同一文件系统，因为目录的内容为硬链接列表组成。硬链接的i-node节点指向必须是同一文件系统。（区别于 mv系统命令， mv能够跨越文件系统，其操作复制内容，其在同文件系统上的表现还需要验证）
symlink(const char * filepath, const char * linkpath): 创建filepath（路径名）文件、目录的一个新的符号链接。filepath 可是相对路径或者绝对路径，相对路径会经常显现一些超乎意外的情况，所以建议是绝对路径。filepath 可以存在或者不存在，因为即便存在依然可能会被删除，造成linkpath的空连接。
readlink(const chart *pathname, char * buffer, size_t bufsiz): 获取符号链接本身的内容，系统调用将符号链接的内容放到buffer中。
mkdir(const char * pathname, mode_t mode): pathname可以使相对路径或绝对路径，目录的set-user-id 总是关闭（因为没有作用）， mode 中的 set-group-id 设定会被忽略。系统调用所创建的只是路径名中最后的部分，如果中间部分不存在则调用失败。 SUSv3 并未要求目录中包含.、.., 只是要求存在时候能够正确解释，所以，可移植性的程序不能假定总是存在这些条目。
rmdir(const char * pathname):要求被删除目录内容为空，才能调用成功。
remove(const char *pathname):c标准库中的函数，并不是系统调用。不会解引用。移除一个文件或一个空目录。pathname 为文件，remove 会调用unlink，是目录时，remove 调用rmdir.

进程都有两个目录相关属性: 1）根目录， 2）工作目录。没想到过还可以修改根目录

进程的当前工作目录:定义了该进程解析相对路径的起点，继承自父进程。

getcwd(char * wdbuf, size_t size): 拥有获取当前进程的工作目录，当前工作目录的最大字符串长度应小于4096 的字节限制。超出将不再可靠。
chdir(const char *pathname): 更改调用进程的当前工作目录，可以为符号链接。
/proc/PID/cwd 为进程当前工作目录的映射

进程的根目录: 该目录是解释绝对路径的起点，继承自父进程。

chroot(const char *pathname): 系统调用改变进程的根目录，目的为监理一个chroot监禁区。将所有对绝对路径的解释设定为一个目录的起点。将应用程序设定为文件系统的特定区域。
需要将根目录的 .与.. 设定为自身，防止根据相对路径，逃出监禁区
并不是所有的程序都可以运行在监禁区，因为大多数程序与共享库之间采用动态链接的方式。因为需要复制一套标准的共享库来实现运行动态链接的程序（通过绑定挂载可以实现共享库共享）
不能在监禁区中方式set-user-id-root 程序，方式获取root的权限
需要chdir，防止通过相对路径逃出监禁区
如果进程之前持有监禁区之外的文件描述符，可以逃出监禁区
可以通过套接字传递监禁区之外的文件描述符，所以需要避免

总结: chroot调用并不能真正的成为安全的控制机制，因为逃出监禁区的方式有很多，还不如实现更加现代的docker容器技术来避免。 realpath(const char * pathname, char * resolved_path): 对路径解析为绝对路径。 dirname, basename: 将路径名解析成，目录和文件名两部分。

链接 https://geniousbar.github.io/2019/06/14/linux-interface-14/