背景
df命令查看磁盤使用情況，發(fā)現(xiàn)磁盤已經(jīng)滿了。-bash-4.2$ df -ThFilesystem Type Size Used Avail Use% Mounted on/dev/vda1 ext4 30G 30G 0 100% /devtmpfs devtmpfs 489M 0 489M 0% /devtmpfs tmpfs 497M 0 497M 0% /dev/shmtmpfs tmpfs 497M 50M 447M 11% /runtmpfs tmpfs 497M 0 497M 0% /sys/fs/cgroup
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2.執(zhí)行 du 命令查看各個(gè)目錄的磁盤占用情況，把各個(gè)目錄文件的大小相加，發(fā)現(xiàn)并沒(méi)有占滿磁盤，有10多G空間莫名失蹤。
-bash-4.2$ du -h --max-depth=1 /home16M /home/logs11G /home/serverdog11G /home
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lsof 命令顯示打開(kāi)已刪除的文件。將有問(wèn)題的進(jìn)程重啟（或，清空），磁盤空間就會(huì)得到釋放。-bash-4.2# lsof | grep deletemysqld 2470 mysql 4u REG 253,1 0 523577 /var/tmp/ibfTeQFn (deleted)mysqld 2470 mysql 5u REG 253,1 0 523579 /var/tmp/ibaHcIdW (deleted)mysqld 2470 mysql 6u REG 253,1 0 523581 /var/tmp/ibLjiALu (deleted)mysqld 2470 mysql 7u REG 253,1 0 523585 /var/tmp/ibCFnzTB (deleted)mysqld 2470 mysql 11u REG 253,1 0 523587 /var/tmp/ibCjuqva (deleted)
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什么是虛擬文件系統(tǒng)（VFS：virtual filesystem）？
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什么是通用文件模型？
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超級(jí)塊對(duì)象（superblock object）
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索引節(jié)點(diǎn)對(duì)象（inode object）
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文件對(duì)象（file object）
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目錄項(xiàng)對(duì)象（dentry object）
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文件的概念
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文件的表達(dá)
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內(nèi)存表達(dá)
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磁盤表達(dá)
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目錄樹(shù)的構(gòu)建
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軟鏈接 vs 硬鏈接
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文件 & 磁盤管理
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索引節(jié)點(diǎn)狀態(tài)
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文件 & 進(jìn)程管理
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操作：
打開(kāi)&刪除
虛擬文件系統(tǒng)（virtual filesystem）
下圖顯示了 Linux 操作系統(tǒng)中負(fù)責(zé)文件管理的基本組件。上半?yún)^(qū)域?yàn)橛脩裟Ｊ剑掳雲(yún)^(qū)域?yàn)閮?nèi)核模式。應(yīng)用程序使用標(biāo)準(zhǔn)庫(kù)libc來(lái)訪問(wèn)文件，庫(kù)將請(qǐng)求映射到系統(tǒng)調(diào)用，以便進(jìn)入內(nèi)核模式。 所有與文件相關(guān)的操作的入口都是虛擬文件系統(tǒng)（VFS），而非特定的額文件系統(tǒng)（如Ext3、ReiserFS和NFS）。VFS 提供了系統(tǒng)庫(kù)和特定文件系統(tǒng)之間的接口。因此，VFS 不僅充當(dāng)抽象層，而且實(shí)際上它提供了一個(gè)文件系統(tǒng)的基本實(shí)現(xiàn)，可以由不同的實(shí)現(xiàn)來(lái)使用和擴(kuò)展。因此，要了解文件系統(tǒng)是如何工作的，就要先了解VFS 。 通用文件模型
VFS 的主要思想在于引入了一個(gè)通用文件模型（common file model）。通用文件模型由以下對(duì)象類型組成： 超級(jí)塊對(duì)象（superblock object）
內(nèi)存：文件系統(tǒng)安裝時(shí)創(chuàng)建，存放文件系統(tǒng)的有關(guān)信息
磁盤：對(duì)應(yīng)于存放在磁盤上的文件系統(tǒng)控制塊（filesystem control block）索引節(jié)點(diǎn)對(duì)象（inode object）
內(nèi)存：訪問(wèn)時(shí)創(chuàng)建，存放關(guān)于具體文件的一般信息（
inode 結(jié)構(gòu)）
磁盤：對(duì)應(yīng)于存放在磁盤上的文件控制塊（file control block）
每個(gè)索引節(jié)點(diǎn)對(duì)象都有一個(gè)索引節(jié)點(diǎn)號(hào)，唯一地標(biāo)識(shí)文件系統(tǒng)的文件文件對(duì)象（file object）
內(nèi)存：打開(kāi)文件時(shí)創(chuàng)建，存放 打開(kāi)文件 與進(jìn)程之間進(jìn)行交互的有關(guān)信息（
file 結(jié)構(gòu)）
打開(kāi)文件信息，僅當(dāng)進(jìn)程訪問(wèn)文件期間存在于內(nèi)核內(nèi)存中。目錄項(xiàng)對(duì)象（dentry object）
內(nèi)存：目錄項(xiàng)一旦被讀入內(nèi)存，VFS就會(huì)將其轉(zhuǎn)換成
dentry 結(jié)構(gòu)的目錄項(xiàng)對(duì)象
磁盤：特定文件系統(tǒng)以特定的方式存儲(chǔ)在磁盤上
存放目錄項(xiàng)（即，文件名稱）與對(duì)應(yīng)文件進(jìn)行鏈接的有關(guān)信息目錄樹(shù)
綜合來(lái)說(shuō)，Linux 的 根文件系統(tǒng)(system’s root filessystem) 是內(nèi)核啟動(dòng)mount的第一個(gè)文件系統(tǒng)。內(nèi)核代碼映像文件保存在根文件系統(tǒng)中，而系統(tǒng)引導(dǎo)啟動(dòng)程序會(huì)在根文件系統(tǒng)掛載之后，從中把一些基本的初始化腳本和服務(wù)等加載到內(nèi)存中去運(yùn)行（文件系統(tǒng)和內(nèi)核是完全獨(dú)立的兩個(gè)部分）。其他文件系統(tǒng)，則后續(xù)通過(guò)腳本或命令作為子文件系統(tǒng)安裝在已安裝文件系統(tǒng)的目錄上，最終形成整個(gè)目錄樹(shù)。
start_kernel vfs_caches_init mnt_init init_rootfs // 注冊(cè)rootfs文件系統(tǒng) init_mount_tree // 掛載rootfs文件系統(tǒng) … rest_init kernel_thread(kernel_init, NULL, CLONE_FS);
登錄后復(fù)制
就單個(gè)文件系統(tǒng)而言，在文件系統(tǒng)安裝時(shí)，創(chuàng)建超級(jí)塊對(duì)象；沿樹(shù)查找文件時(shí)，總是首先從初識(shí)目錄的中查找匹配的目錄項(xiàng)，以便獲取相應(yīng)的索引節(jié)點(diǎn)，然后讀取索引節(jié)點(diǎn)的目錄文件，轉(zhuǎn)化為dentry對(duì)象，再檢查匹配的目錄項(xiàng)，反復(fù)執(zhí)行以上過(guò)程，直至找到對(duì)應(yīng)的文件的索引節(jié)點(diǎn)，并創(chuàng)建索引節(jié)點(diǎn)對(duì)象。 軟鏈接 vs 硬鏈接
軟鏈接是一個(gè)普通的文件，其中存放的是另外一個(gè)文件的路徑名。硬鏈接則指向同一個(gè)索引節(jié)點(diǎn)，硬鏈接數(shù)記錄在索引節(jié)點(diǎn)對(duì)象的 i_nlink 字段。當(dāng) i_nlink字段為零時(shí)，說(shuō)明沒(méi)有硬鏈接指向該文件。文件 & 進(jìn)程管理
下圖是一個(gè)簡(jiǎn)單示例，說(shuō)明進(jìn)程是怎樣與文件進(jìn)行交互。三個(gè)不同進(jìn)程打開(kāi)同一個(gè)文件，每個(gè)進(jìn)程都有自己的文件對(duì)象，其中兩個(gè)進(jìn)程使用同一個(gè)硬鏈接（每個(gè)硬鏈接對(duì)應(yīng)一個(gè)目錄對(duì)象），兩個(gè)目錄項(xiàng)對(duì)象都指向同一個(gè) 索引節(jié)點(diǎn)對(duì)象。 索引節(jié)點(diǎn)的數(shù)據(jù)又由兩部分組成：內(nèi)存數(shù)據(jù)和磁盤數(shù)據(jù)。Linux 使用 Write back 作為索引節(jié)點(diǎn)的數(shù)據(jù)一致性策略。對(duì)于索引節(jié)點(diǎn)的數(shù)據(jù)，當(dāng)文件被打開(kāi)時(shí)，才會(huì)加載索引節(jié)點(diǎn)到內(nèi)存；當(dāng)不再被進(jìn)程使用，則從內(nèi)存踢出；如果中間有更新，則需要把數(shù)據(jù)寫回磁盤。 * "in_use" - valid inode, i_count > 0, i_nlink > 0* "dirty" - as "in_use" but also dirty* "unused" - valid inode, i_count = 0
登錄后復(fù)制
索引節(jié)點(diǎn)是否仍在使用，是通過(guò) open()和close()操作建立和銷毀文件對(duì)象，文件對(duì)象通過(guò)索引節(jié)點(diǎn)提供的iget和iput更新索引節(jié)點(diǎn)的i_count字段，以完成使用計(jì)數(shù)。open 操作使得 i_count 加一， close 操作使得 i_count 減一。在 close 操作時(shí)判斷索引節(jié)點(diǎn)是否釋放，如果 i_count = 0，則意味著不再有進(jìn)程引用，將會(huì)從內(nèi)存釋放。文件 & 磁盤管理
文件與磁盤管理聯(lián)系最緊密的操作，莫過(guò)于
touch和rm操作，而尤以后者最為關(guān)鍵。通過(guò)strace(或 dtruss)，查看 rm 的實(shí)際的系統(tǒng)調(diào)用# dtruss rm tmp...geteuid(0x0, 0x0, 0x0) = 0 0ioctl(0x0, 0x4004667A, 0x7FFEE06F09C4) = 0 0lstat64("tmp\0", 0x7FFEE06F0968, 0x0) = 0 0access("tmp\0", 0x2, 0x0) = 0 0unlink("tmp\0", 0x0, 0x0) = 0 0登錄后復(fù)制
可以發(fā)現(xiàn) rm 實(shí)際是通過(guò) unlink 完成的。unlink代表刪除目錄項(xiàng)，以及減少其索引節(jié)點(diǎn)的計(jì)數(shù)。由通用文件模型可知，父目錄本身同樣是一個(gè)文件，也就意味著目錄項(xiàng)是其文件數(shù)據(jù)的一部分。刪除目錄項(xiàng)等價(jià)于從父目錄的文件中刪除數(shù)據(jù)，也就意味著首先要打開(kāi)父目錄的文件。那么，刪除操作即可理解為：
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刪除命令（一個(gè)進(jìn)程）使用 open 操作獲得父目錄文件對(duì)象
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通過(guò)?
iget?增加 目錄文件的索引節(jié)點(diǎn)對(duì)象計(jì)數(shù) -
讀取目錄文件數(shù)據(jù)
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將目錄文件數(shù)據(jù)轉(zhuǎn)化為目錄項(xiàng)對(duì)象
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由于目錄項(xiàng)包含文件的索引節(jié)點(diǎn)，類似的，需要通過(guò) iget 增加文件的索引節(jié)點(diǎn)對(duì)象計(jì)數(shù)
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刪除目錄的目錄項(xiàng)
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減少文件索引節(jié)點(diǎn)對(duì)象的硬鏈接計(jì)數(shù)i_nlink
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通過(guò)?
iput?結(jié)束對(duì)文件索引節(jié)點(diǎn)對(duì)象的操作，使用計(jì)數(shù) i_count 減一-
判斷i_count是否為零，如果為零，則釋放內(nèi)存
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然后，判斷i_nlink是否為零，如果為零，則釋放磁盤空間
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通過(guò) iput 結(jié)束對(duì)目錄索引節(jié)點(diǎn)對(duì)象的操作。
總結(jié)
回頭來(lái)看遇到的問(wèn)題，其實(shí)可以從兩個(gè)角度來(lái)理解：
索引與數(shù)據(jù)
文件系統(tǒng)與文件、磁盤管理與文件、進(jìn)程管理與文件，最核心的都是文件的索引，而不是文件的數(shù)據(jù)。把數(shù)據(jù)和索引分開(kāi)是理解文件系統(tǒng)的關(guān)鍵。 緩存策略
由于操作系統(tǒng)使用 Write back 的策略，意味著只有先釋放內(nèi)存，才有可能釋放磁盤。
Why lsof ?
從上面的模型可以很清楚的理解，因?yàn)槟夸浺呀?jīng)沒(méi)有索引到文件了，但是打開(kāi)文件還有索引到文件，所以不能立刻釋放磁盤空間。 為什么 lsof 可以找到已刪除未釋放的文件呢？ lsof，顧名思義：list open files，該命令的原理就是查找打開(kāi)文件的列表，因此可以找到已刪除未釋放的文件。 以上就是從 lsof 開(kāi)始，深入理解 Linux 虛擬文件系統(tǒng)的詳細(xì)內(nèi)容，更多請(qǐng)關(guān)注www.92cms.cn其它相關(guān)文章！
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