引入
之前在Linux------基础IO(1)中我们讲的都是(进程打开的文件)被打开的文件
那些未被打开的文件呢？
大部分的文件都是没有被打开的文件，这些文件在哪保存？磁盘(SSD)
OS要不要管理磁盘上的文件？(如何让OS快速定位一个文件)
要(通过路径快速定位文件)
1.磁盘的了解
1.1机械构成
那个像铁片一样的叫盘片(数据是写在这里面的)
盘片可以理解为一种特殊的光盘，不过光盘是只读的(一旦进行光学拷贝，写一次下次就不能写了) 而盘片可以读取和写入，可以重复写
大部分桌面级磁盘只有一片(两面) 盘片，而企业级的磁盘(云盘)拆开是一摞的
盘片中心是一个高速旋转的马达，旁边有一个磁头(像针一样)，关机时磁头会收起
背板(后面的电路板)上面是硬件电路->伺服系统
计算机中的0、1在不同的硬件上的表现不同，在磁盘上，可以把盘片上面存放大量的磁铁，而0、1就对应着磁铁的南、北极
1.2磁盘的物理存储
盘片可以看成无数个 同心圆构成，划分成了一个个区域，这些区域叫磁道(柱面)
磁道中的某一部分称为扇区
扇区(512字节，4KB)：是磁盘IO的基本单位(注意：不一定是系统和磁盘IO的基本单位)
磁头、盘面都有唯一的编号，而磁道、扇区也有唯一的编号
如果我想访问磁盘中的一个扇区：
选择磁头==选择盘面
通过磁头定位：磁道/柱面
使用哪个磁头、哪一个扇区 CHS定位法
磁头 -> 磁道 -> 扇区
head cylinder sector
那么任何文件，不就是多个扇区承载的数据吗
为什么磁盘要高速旋转？寻址指定磁道上的扇区
为什么磁头要快速摆动呢？定位磁道/柱面的
上面两个回答都是机械运动(慢)且是外设
1.3磁盘的逻辑存储
磁带见过吧，里面是黑色的带子，这条很长的带子卷起来是圆形的，扯开就是直的带子(线性)
现在抽象一下啊，把磁盘中盘面也(展开)看成这样的线性空间，然后下一个盘面往后接上
假设有一个800G的磁盘
sector array[1677721600]
对磁盘的管理就变成了对数组的增删查改
注意:
不同操作系统IO基本单位可能不同但大部分操作系统都是4KB。
OS认为，一次和磁盘IO一个扇区(512字节)单位太小了，访问效率太慢了，所以操作系统将连续 的8个扇区作为一个基本数据块，即4KB， 所以这4KB就是IO的基本单位
每8个扇区合成一个新的数据块，从而得到一个新的数组
通过数组的下标，该下标被称为LBA（logic block address）也就是逻辑块地址，我们只要知道 每个磁道上的扇区数 和每个盘面上的扇区总数 ，就可以通过计算得到对应的扇区位置
sector / 单盘扇区的个数 = 0->H
sector % 单盘扇区的个数 = temp
temp / 一个磁道上的扇区个数 = 我在哪个磁道 ->C
temp % 一个磁道上的扇区个数 = 结果，我是特定一个磁道的一个扇区->S
线性地址 ->(磁盘自己转化) CHS
4KB / 512字节 = 8
若要访问下标为 1 的地址块写入扇区
1*8 + [0,1,2,3,4,5,6,7] 起始扇区+8个下标的偏移量
下标为2则 2*8 + 偏移量
2.文件系统
2.1认识inode
Linux磁盘文件的特性： 文件 = 内容 + 属性
内容和属性分开存储的
内容的大小不确定，而属性的大小是固定的
因为文件属性的类别都是一样的，只不过不同文件中对应类别存储内容不同
所以设计出了一个结构体用来描述文件属性，该结构体即为inode，大小一般为128字节，每个文件都有自己的inode和对应的inode编号，该inode编号在所处分区内唯一。
所以系统中标识一个文件，用的不是文件名，而是inode编号。
cpp
struct inode
{
//类型
//大小
//权限
//。。。
//inode编号(每个分区唯一)
}2.2inode table
i节点表：存放文件属性 如：文件大小、所有者、最近修改时间等 inode table
2.3inode 位图
怎么知道哪些inode被使用、哪些没？
inode BitMap(inode 位图)：每个bit表示一个inode是否可用
比特位的位置：inode Table中第几个inode
比特位的内容：标识该inode是否被使用
2.4Date block
Date block(数据区)：存放文件内容
2.5Block BitMap
Block BitMap(块位图)：Block BitMap其中记录着Date block中哪个数据块已经被占用，哪个数据块没被占用
比特位的位置：Date block中第几个数据块
比特位的内容：标识该数据块是否被使用
怎么找到一个文件？
找到一个文件，得找到它的属性和内容，但不是一上来就找inode 、Date block，而是先找到文件在哪个组里
每个组都有起始编号和inode的个数
inode是在分区中唯一的，在组中起始位置和终止位置比较看inode属于哪个组，然后在inode BitMap中找bit确认这个文件是存在的
inode Table里面找到 Date block中的文件内容
起始编号+inode bitmap 中为空的bit(偏移量)
编号 - 偏移量 = 我在inode BitMap 的第几个bitmap
进而能找inode Table -> 进而能找到Date blocks
注意：数据块的大小仅有4KB，但文件可不止，即一个文件可能会占用多个数据块，所以inode结构体中还会有这样的一个设计：
cpp
struct inode
{
//类型
//大小
//权限
//。。。
//inode编号(每个分区唯一)
int block[15];//找多个块中的文件
}inode表中 block[15]只有15位，只能记15个，每个4KB，难道每个文件最多只能记60KB吗？
其实不然15个下标[0,14]
其中[0，11]是直接映射
[12，13]指向的数据块不直接存数据，而是存后续此文件数据块的编号(这最多也就存8MB)
，二级索引
下标14指向的数据块，里面存到是其它数据块的编号，而其它数据块存的才是后续文件数据块的编号(三级索引)
2.6Group Descriptor Table
Group Descriptor Table(GDT)：对一个块组进行管理的数据结构，统计了这个分组的使用情况
2.7Super Block
Super Block：用来管理整个分区，会在Block group 0中存在，还会在零星的Block group(为防止防止文件系统结构被破坏无处覆盖)
分盘(D、E、F等)格式化：向指定分区，写入文件系统
2.8文件名
在Linux中我们一直没有用inode，访问文件用的是文件名
目录是不是文件？是，inode+目录内容
目录内容是啥？文件名：inode编号的映射关系
既然目录也是文件，那么目录也有自己的inode，打开这个目录之前也要找到此目录的inode，这样一直往前找，找到找到根目录(根目录的inode是确定的)
如果目录没有r、w、x权限，无'w'就没法向文件写入所要创建文件的文件名与inode编号的映射关系，自然也就无法创建文件
OS也要对目录做管理 struct dentry
文件的增删查改，对一个文件进行增删查改，都和文件所处的目录有关系
查找一个文件，在内核中，都要逆向的递归般得到 / ，从根目录进行路径解析
inode只在分区内有效，那么上面的内容就有一个大前提，我所要的文件究竟在哪个分区？
一个被写入文件系统的分区，要被Linux使用，必须要先把这个具有文件系统的分区进行**"挂载"**
既然有多个分区，每个分区都有文件系统，OS自然要对文件系统做管理(先描述，再组织)
挂载：将一个文件系统所对应的分区，挂载在对应的目录中
df -h可以查看分区挂载到哪个目录中 mount命令挂载分区到指定目录中
分区的访问都是通过所挂载的路径访问的
OS对文件系统 和目录 都做管理，文件系统和目录都有对应的数据结构
挂载的本质就是让这两种数据结构产生关系
前缀路径根分区挂载的路径进行匹配就能得出此文件是哪个分区的
3.软硬链接
3.1软链接
观察现象
我们可以通过命令：ln -s 文件名 软链接名 创建软链接
link.soft -> test.txt link.soft本质是文件(有inode)
软链接本质就是一个独立的文件，内容存放的是目标文件所在的路径信息，类似于windows系统的 快捷方式
3.2硬链接
也可以用ln 创建硬链接
硬链接本质不是一个独立的文件，其inode与链接的文件相同
若把链接文件删了，硬链接还存在，还能访问链接文件的内容
优点像重命名，硬链接其实是新的文件名和目标文件inode的映射关系
硬链接本质就是在指定的目录下,插入新的文件名和目标文件的映射关系，并让inode的引用计数++