【Linux】文件系统和软硬链接

目录

一、认识文件系统

二、认识磁盘

三、磁盘文件系统

[3.1 磁盘存储的抽象逻辑结构](#3.1 磁盘存储的抽象逻辑结构)

[3.2 磁盘文件系统图](#3.2 磁盘文件系统图)

[3.3 创建和删除文件](#3.3 创建和删除文件)

[3.4 如何理解目录？](#3.4 如何理解目录？)

[3.5 如何查找一个文件](#3.5 如何查找一个文件)

[3.6 查找文件的一般流程](#3.6 查找文件的一般流程)

[3.7 如何确定文件所在的分区](#3.7 如何确定文件所在的分区)

[3.8 总结](#3.8 总结)

四、软硬链接

[4.1 引入](#4.1 引入)

[4.2 软链接（Symbolic Link）](#4.2 软链接（Symbolic Link）)

[4.3 硬链接（Hard Link）](#4.3 硬链接（Hard Link）)

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一、认识文件系统

我们之前对文件的学习都是内存级别的，那么在文件没有被进程打开之前，这个文件是什么样的状态？

不是所有的文件都会在OS内存中被打开（大部分文件都不是被打开的），这些没有被打开的文件在磁盘中保存。也要把这些文件安装一定规律管理好，方便用户进行及时查找、快速查找、方便查找，用户随时读取时要随时打开、随时进行把文件数据快速加载到内存。管理是为了解决快速定位问题。管理这些没有被打开的磁盘文件，就叫做文件系统。

例如我们身上只穿一套衣服，其他衣服也要在柜子里整理好，否则下次需要用到时查找效率特别低下。

综上，文件的管理工作：

1. 对打开的文件进行管理
2. 没有被打开的文件也要在磁盘中进行管理。

文件系统实现文件管理工作。文件系统核心工作之一：快速定位到文件（通过路径机制或管理机制等）

文件 = 内容 + 属性

1. 文件的存储问题最终本质就是将文件内容和文件属性存储的问题。
2. 文件存储在磁盘中，那么对于文件方便OS/用户就要进行磁盘级别的增删查改。

之前讲到 一切皆文件 的概念，即OS通过软件的方式，对底层硬件的差异化进行屏蔽，这种动作叫做逻辑抽象。逻辑抽象给OS提供了一个管理的统一视角，为OS管理磁盘做准备。

• 磁盘 --- 硬件 --- 物理存储结构
• 逻辑抽象 --- 逻辑存储结构

二、认识磁盘

磁盘的特点：

1. 磁盘 --- 硬件 --- 物理存储结构。
2. 磁盘容量大、便宜、企业可以大量使用。
3. 通过磁头的摆动和盘片的旋转可以读取磁盘中的所有内容。
4. 一个盘面可以有很多的同心磁道，一圈磁道可以有很多扇形的扇区
5. 扇区是磁盘的最小存储单元 ---- 一般是512字节
   哪怕只需要访问1个比特位，磁盘也会读取512字节，所以磁盘是块设备。
   (支持随机存取，且有最小存储单元的设备是块设备)

如果我想向一个扇区写入，我们该如何寻址，定位？

（CHS定位法）

1.选择哪一面 --- 本质选择磁头（head）

2.选择该面上的哪一个磁道 （track / cylinder柱面）

3.选择在该磁道的哪一个扇区 （sector）

我们可以向一个扇区写入，就可以向任意一个/多个扇区写入，也连续多个扇区式的写入，当然也可以随机写入。

磁头左右摆动可以定位柱面/磁道，盘片旋转可以定位扇区。

三、磁盘文件系统

3.1 磁盘存储的抽象逻辑结构

为了方便操作系统统一管理磁盘，也为了对磁盘进行更好的逻辑抽象，进而实现各种各样的逻辑结果，所以就必须对磁盘的存储结构做抽象。

磁盘存储的逻辑抽象结构：

1. 将磁盘盘片想象成线性空间
   
2. 整个磁盘就是sector sec[ ]，即以扇区为单位的数组。
   1~100000 第一面，100001~200000 第二面 ......
   1~10000 第一个磁道，10001~20000 第二个磁道 ......
3. 对磁盘的管理，就变成了对数组的管理。就可以完成由数组下标转化成对应磁盘的CHS地址。

操作系统 可以按照扇区为单位进行存取，也可以基于文件系统，按照文件块为单位进行数据存取。（文件块 ------ 8个扇区，4KB，文件保存属性和内容的基本单元）

从此操作系统不需要关系扇区或者磁道，只要文件块起始地址，就能一次连续访问8个扇区(4KB)。这个起始地址叫做LBA地址（Logical Block Addressing逻辑块地址）。

将磁盘看作4KB block[n]（4KB大小的文件块数组），每一个4KB都有它对应的LBA起始地址，从此OS对磁盘的管理、对文件系统的管理，就变成了对文件块数组的管理。

例如有500GB的磁盘要进行文件管理，可以先把它们分区，每个区100G，然后再对每个区分组(每个组包含多个块) ，把一个组的空间管理好，那么其他组也可以按照这个方法管理，最后实现对500GB的磁盘文件管理。（在每个分区上创建文件系统，并使用组（groups）来管理文件系统）

3.2 磁盘文件系统图

以下是磁盘文件系统的一个分区

Boot Block：启动块，位于文件系统的最前端（ 例如编号为0的磁头、编号为0的盘面、编号为0的磁道的第一个扇区），用于启动操作系统。 它包含了文件系统的基本信息，如文件系统类型、磁盘有多少区，每个区的开始和结束位置等。
Block group：文件系统中的数据块组，包含文件信息和用于文件管理的数据。文件内容和属性分开存储。
在使用磁盘之前把磁盘分区，使用分区之前要先让管理数据写入到块组当中，这个工作叫做格式化。（把管理数据恢复出厂设置等）

使用 ls -li 文件属性列表最前面多了一列，这一列数字就是inode编号。

• 一般情况一个文件一个inode，每个文件都有inode。
• inode编号在整个分区具有唯一性。
• 在Linux内核中，识别一个文件与文件名无关，只与 inode 有关

Inode Table：节点表，包含了文件的属性信息， 如文件名、创建时间、修改时间、访问权限等。

每个inode固定128字节，在节点表中也容易定位，只需要inode编号即可。

inode节点里有一个blocks数组，数组保存这个inode对应文件的blocks块号。数组大小一般为15(前13个1级映射，第14个2级映射，第15个3级映射)（数据文件块也可以放索引）（跨区/组存储是通过索引连接的）

Data blocks：数据区，用于存储文件的实际数据内容。 包含很多4KB的文件块，每个文件块也有对应的编号。

查找文件内容只需要知道文件的inode编号，就能定位在哪个区，通过inode里面blocks数组的内容可以查找到文件的内容。

Inode Bitmap：inode位图，通过比特位记录每个inode的状态，即哪些inode被占用，哪些inode是空闲的。例如1字节（8bit）可以记录8个inode的状态

Block Bitmap：块位图，用比特位记录每个数据块的状态，即哪些块被占用，哪些块是空闲的。

3.3 创建和删除文件

在Linux文件系统中，创建文件时，涉及以下步骤和组件的工作：

1. 分配inode:文件系统从inode位图中分配一个空闲inode。将对应比特位 置为1，通过偏移量可以找到对应的inode，填充inode中的数据。
2. 分配数据块:如果文件有数据，存储文件需要一些块，文件系统从块位图中分配一个或多个数据块来存储文件内容。通过偏移量可以得到块号，再将块号更新到 inode 中的blocks数组中。
3. 更新目录:文件系统在父目录的目录项中添加新文件的inode编号，使其在目录中可见。

**删除文件时，只需要更改位图。**根据inode中blocks找到块位图对应的比特并置为0，根据inode编号将inode位图对应的比特清为0。表示inode、Data blocks无效。

文件恢复，需要inode编号，就能把inode位图的对应比特置为1，根据blocks找到块组，将块位图对应比特位置为1.

Group Descriptor Table：块组描述符，位于super block之后，用于描述每个数据块组的信息，包括该组内的块数量、inode数量等。

**Super Block：位于block group 的起始位置，包含了文件系统本身的结构信息。**不一定每一个块组都有。记录的信息主要有：bolck 和 inode的总量， 未使用的block和inode的数量，一个block和inode的大小，最近一次挂载的时间，最近一次写入数据的时间，最近一次检验磁盘的时间等其他文件系统的相关信息。Super Block的信息被破坏，可以说整个文件系统结构就被破坏了。

以上的文件系统称作 Ext2 文件系统。

3.4 如何理解目录？

用户不需要知道inode编号，只知道文件名。目录也是文件，有自己的数据块，目录内部保存的是文件的文件名和 inode 的映射关系（文件可以是任何文件）。所以用户访问一个文件时，只要找到文件所在目录，就能根据文件名找到对应的 inode 编号，然后就能找到对应的inode和数据块。这也说明了为什么同一个目录不能存在同名文件。也说明了为什么一个目录中新建、删除、修改文件需要目录的 w 权限。（需要新增、删除或修改映射关系）

inode中没有文件名，Linux中文件名不属于文件属性，只有inode编号，文件名在目录中存放。

3.5 如何查找一个文件

查找文件，需要知道文件所在的目录，找到目录文件并打开，目录文件的内容中就有文件名和inode编号的映射关系，根据inode编号找到文件所在分组、inode Table，就能找到inode，并将它的所有属性加载到内存里。（从根目录开始找，需要路径结构，用函数打开路径时要提供路径信息，pwd环境变量也会提高路径信息）

Linux会把高频访问的路径放在缓存里。struct dentry目录项是Linux内核中定义的一个数据结构，用于表示文件系统的目录项。它不是一个用户空间可访问的结构，而是内核空间的一部分。（struct dentry的定义可以在Linux内核源代码的fs/namei.c文件中找到）

3.6 查找文件的一般流程

1. 用户输入文件路径，如/home/user/document.txt。
2. 操作系统使用getcwd()函数或pwd环境变量来获取当前工作目录。
3. 从根目录（/）开始，使用open()或stat()系统调用来访问路径的各个组成部分。
4. Linux内核使用struct dentry数据结构来构建路径树，每个struct dentry实例代表路径树中的一个节点。
5. struct dentry包含了文件名和 inode 编号的映射关系，以及指向父目录和子目录的指针，方便OS查找。
6. Linux内核会尝试在struct dentry缓存中查找路径。如果缓存中有对应的struct dentry实例，则直接使用该实例，避免了对磁盘的访问。
7. 如果缓存中没有对应的struct dentry实例，内核会继续沿着路径树向下查找，直到找到对应的目录项。
8. 在每个目录中，内核会查找包含文件名的struct qstr，并将其与路径中的文件名进行匹配
9. 一旦找到对应的struct dentry实例，内核会根据inode编号在inode表中查找对应的inode。inode包含了文件的属性数据，如权限、所有者、大小、创建和修改时间等。
10. 内核将找到的inode的所有属性加载到内存中，这样就可以了解文件的具体信息。
11. 一旦文件被找到，用户就可以使用open()、read()、write()等系统调用来访问文件。

Linux内核会尽量减少对磁盘的访问，以提高性能。

3.7 如何确定文件所在的分区

访问文件的时候，最开始是要知道这个文件在哪一个分区里面。因为虽然inode编号在整个分区具有唯一性，但是其它分区也可能会有相同的inode编号。（之前的创建、删除、查找文件讨论的都是在同一个分区的情况，一个分区一个文件系统）

一个磁盘被分区格式化之后，Linux中要使用这个分区，要把这个分区进行挂载(mount)。挂载将一个分区关联到一个目录，使得访问该目录时就可以确定哪个分区被访问和使用。

每一个文件都有路径，可以通过路径的前缀判断出路径在哪一个分区下。

3.8 总结

int fd = fopen("./log.txt", "r");

这个函数做了哪些事？

答：

1. **打开文件：**进程执行该函数操作，打开了这个文件。函数提供了路径、文件名、打开方式。
2. **路径和文件名：**进程有自己的cwd，结合传入的路径，可以定位到文件在磁盘的哪个位置。
3. **定位分区、上级目录：**根据路径确定分区、上级目录。
4. **目录文件中的映射关系：**根据目录文件中的文件名和inode编号的映射关系能找到文件名对应的inode编号。
5. **找到inode和属性加载：**通过inode编号就能找到inode，可以获得文件的属性。将inode的所有属性加载到内存中，创建一个struct inode对象。。
6. **构建struct file对象：**内核使用inode构建struct file对象来代表这个文件，与文件描述符表连接，分配文件描述符，用户空间通过文件描述符fd来访问这个struct file对象。
7. **预加载Data blocks数据块：**根据inode找到对应的Data blocks数据块，内核可以预加载文件的数据块到内存中的缓冲区。
8. **读取数据：**当用户空间需要读取数据时，内核将内存缓冲区的数据拷贝到应用层。应用层可以访问这些数据，并进行进一步的处理。

四、软硬链接

4.1 引入

在Linux文件系统中，硬链接（Hard Link）和软链接（Symbolic Link）是两种不同的链接方式，用于在文件系统中创建指向文件或目录的链接。

通过ln -s 创建 log 文件的软链接，ln 创建 hello 文件的硬链接。

发现软链接的inode编号与源文件不同，而且还有箭头指向源文件；硬链接的inode编号与源文件相同，但硬链接数变为2。

说明软连接是一个独立的文件，硬链接不是独立的文件，因为他没有独立的inode编号。

4.2 软链接（Symbolic Link）

软链接 ，也称为符号链接或快捷方式，是一个特殊的文件 ，包含指向另一个文件或目录的路径。

软链接具有以下特点：

• 包含路径：软链接包含一个路径，指向另一个文件或目录。
• 可以跨越文件系统：软链接可以跨越不同的文件系统。
• 占用额外空间：软链接有自己的inode编号，本身是一个文件，所以会占用额外的磁盘空间。有自己的数据块，修改了inode bitmap和block bitmap等。
• 删除原始文件会影响软链接：如果原始文件（或目录）被删除，软链接将无法访问。
• 它不指向原始文件的inode编号，而是指向原始文件或目录的路径。

软链接创建一个指向常用目录或文件的快捷方式，以便快速访问。

创建软链接的命令是 ln，需要指定 -s 或 --symbolic 选项，例如：

ln -s original_file symbolic_link_name

4.3 硬链接（Hard Link）

硬链接不是独立的文件，是在指定目录内部的一组映射关系：文件名 <-> inode 的映射关系!

硬链接用于创建与原始文件相同的inode编号的另一个文件名。

硬链接具有以下特点：

• 指向同一inode：多个硬链接指向同一个inode，所以它们都指向相同的文件数据。
• 不跨越文件系统：硬链接不能跨越不同的文件系统。
• 不能指向目录：不能对目录建立硬链接，只能指向文件。
• 不占用额外空间：硬链接不会占用额外的磁盘空间，因为它们都指向相同的inode。
• 删除原始文件不影响硬链接：删除原始文件（inode）不会影响硬链接，因为硬链接仍然指向同一个inode。但是会将目标文件的硬链接数减1。

硬链接数：

没有文件名和inode映射时，文件被真正删除。inode中包含一个引用计数字段ret_count，表明有几个文件名和它映射。文件名在目录文件中具有唯一性，类似于指针，指向对应的inode，每增加一个文件名指向inode，inode的引用计数加1，每删除一个指向inode的文件名，引用计数减1。该引用计数也对应着硬链接数。

新创建文件时，硬链接数为1；新创建目录时，硬链接数为2。

因为目录创建时会包含两个因此的文件： . (当前目录) 和 .. (上级目录)

当前目录(.)的inode 和 目录的inode是同一个。同理，新创建目录时，包含该目录的上级目录的硬链接数变为3。

硬链接用来进行路径切换，构建了Linux的整个路径结构，方便进行路径回退。

创建硬链接的命令是 ln，例如：

ln original_file hard_link_name