磁盘的存储管理
由于一个磁盘中包含了大量的扇区，为了方便管理，我们对磁盘进行了分区，其中每个分区又进一步划分为多个块组（Block Group），每个块组中包含该块组的数据存储情况以及具体的数据
假设有一个800GB的磁盘，先将其划分为5个区，第1个200GB，第2个100GB，第3个150GB，第4个150GB，第5个200GB
由于每个分区的存储空间依然很大，每个分区进一步分为不同的块组（Block Group）
Boot Block（引导块）
★ 在许多文件系统中，特别是在类Unix操作系统中，磁盘的第一个块通常是引导块（Boot Block）或引导扇区（Boot Sector）
什么是引导块？
位置：引导块位于磁盘的最开始部分，通常是第一个扇区（Sector），也就是 Cylinder 0, Head 0, Sector 1（CHS地址）或逻辑块地址（LBA）0。
大小：在传统的硬盘上，一个扇区通常是512字节，但现代硬盘可能使用4KB的扇区大小。
功能：引导块包含了启动计算机所需的最基本的代码，这些代码负责加载操作系统的核心（Kernel）到内存中，并开始执行。
内容：
引导加载程序（Boot Loader）：例如，Linux系统的GRUB或GRUB2，Windows系统的NTLDR或BOOTMGR。
分区表：磁盘分区的信息，通常在主引导记录（MBR）或全局唯一标识分区表（GPT）中。
引导块与块组的关系
独立性：引导块是独立于文件系统的块组结构的。它不包含在任何一个块组内，因为它需要在文件系统被识别和挂载之前就被执行。
顺序：在启动过程中，计算机的BIOS或UEFI固件首先读取引导块中的代码，然后根据引导加载程序的指示，加载操作系统的其他部分。
保护：由于引导块对于启动过程至关重要，通常会有一些措施来保护它不被意外覆盖或损坏。
引导块与MBR
在传统的MBR（Master Boot Record）分区方案中，引导块通常就是MBR本身，它包含引导加载程序的前446字节和分区表的后64字节，以及一个2字节的结束标志。
在GPT（GUID Partition Table）分区方案中，引导块是独立的，GPT分区表位于磁盘的其它位置。
为什么需要引导块？
启动过程：引导块是启动过程的起点，没有它，计算机无法知道如何加载操作系统。
系统恢复：在系统崩溃或其他问题时，引导块中的代码可以用来恢复系统或进入救援模式。
多系统启动：多引导加载程序（如GRUB）可以驻留在引导块中，允许用户选择要启动的操作系统。
★ 每个块组又包含着Block BitMap、Inode BitMap、Inode Table、Data Block、Group Descriper Table还有可能包含Super Block（超级块）；接下来我们一个一个介绍
Super Block（超级块）
在文件系统中，超级块（Super Block）是一个包含文件系统全局信息的特殊数据结构。它是文件系统元数据的一部分，存储了文件系统的配置参数和总体状态信息。记录的信息主要有：block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，可以说是整个文件系统结构被破坏了
但是，Super Block并不是全部都是不一样的，反而在同一个分区中，所有的Super Block内容都是一样的，并且并不是每个块组都有Super Block；有了这个特性，如果某个Super Block损坏，可以使用其他Super Block进行恢复文件系统
Group Descriptor Table（组描述符表）
在类Unix文件系统中，组描述符表（Group Descriptor Table）是一个数据结构，它包含了文件系统中每个块组（Block Group）的元数据。组描述符表中的每个条目都对应一个块组，并提供了该块组的管理信息。
组描述符表是文件系统内部结构的一个重要组成部分，它帮助操作系统高效地管理磁盘空间和文件系统元数据。在处理文件系统操作时，组描述符表会被频繁地访问和更新。
组描述符的内容：
块组ID：块组的唯一标识符。
块位图的位置：指向块组中块位图（Block Bitmap）的指针，块位图用于跟踪哪些块是空闲的，哪些是已分配的。
inode位图的位置：指向块组中inode位图（Inode Bitmap）的指针，inode位图用于跟踪哪些inode是空闲的，哪些是已分配的。
inode表的位置：指向块组中inode表的指针，inode表包含了块组中所有inode的列表。
空闲块计数：块组中空闲块的数量。
空闲inode计数：块组中空闲inode的数量。
目录数量：块组中包含的目录数量。
未使用的数据块数量：块组中未使用的数据块数量。
未使用的inode数量：块组中未使用的inode数量。
组描述符的作用：
文件系统结构管理：组描述符表帮助文件系统管理器了解每个块组的结构和状态。
空间分配：在分配新的文件或目录时，文件系统使用组描述符表来确定哪个块组有足够的空闲空间。
文件系统检查：在文件系统检查（如fsck）期间，组描述符表用于验证文件系统的完整性。
组描述符与超级块的关系：
超级块（Super Block）包含了整个文件系统的全局信息，而组描述符表则提供了关于各个块组的详细信息。
通常，超级块后紧跟组描述符表，使得文件系统在挂载时可以快速读取到每个块组的信息。
组描述符的备份：
为了提高可靠性，组描述符表通常也会在文件系统中备份。在EXT文件系统中，每个块组都可以包含一个组描述符表的副本。
Inode Table（Inode 表、I节点表）
在类Unix文件系统中，inode表（Inode Table）是一个核心的数据结构，它存储了文件系统中的inode（索引节点）列表。每个inode代表了文件系统中的一个文件或目录，并包含关于该文件或目录的元数据。
inode表的内容：简单来说就是存放文件属性的地方
inode编号：每个inode都有一个唯一的编号，用于在文件系统中标识它。
文件类型：指示该inode代表的是文件、目录、符号链接等。
模式（权限）：定义了文件或目录的访问权限，如读、写、执行权限。
文件大小：文件的数据大小，以字节为单位。
时间戳：包括创建时间、最后访问时间、最后修改时间。
链接计数：指向该inode的硬链接数量。
文件所有者ID：拥有该文件的用户ID。
文件组ID：拥有该文件的组ID。
数据块指针：指向文件数据块的指针列表。对于小文件，这些指针直接指向数据块；对于大文件，可能包含间接指针和双重间接指针。
inode表的作用：
文件系统元数据管理：inode表是文件系统管理元数据的主要方式，它允许文件系统跟踪每个文件或目录的状态和属性。
文件访问：通过inode，文件系统可以定位文件的数据块，从而实现对文件的读取、写入和执行操作。
目录维护：目录实际上也是文件，它们的inode包含指向构成目录条目的数据块的指针。
inode表与块组的关系：
在像EXT2、EXT3、EXT4这样的文件系统中，每个块组都有自己的inode表，它包含了该块组中所有文件和目录的inode。
inode表的大小取决于文件系统在创建时设置的inode数量。
inode表的特点：
固定大小：每个inode的大小通常是固定的，这取决于文件系统的设计。
有限数量：文件系统在格式化时就会决定最大inode数量，这个数量通常是固定的。
Inode BitMap（Inode 位图）
Inode BitMap用于跟踪文件系统中的inode（索引节点）的使用情况。inode位图与块位图（Block Bitmap）类似，但它们跟踪的是inode而不是数据块
inode位图的内容：
位图：inode位图是一个由位组成的数组，其中每个位对应文件系统中的一个inode。
位的状态：
0（或未设置）：表示对应的inode是空闲的，尚未分配给任何文件或目录。
1（或已设置）：表示对应的inode已被分配，正在被文件或目录使用。
inode位图的作用：
inode分配：当创建新文件或目录时，文件系统会查看inode位图，找到第一个设置为0的位，然后将该位设置为1，并将对应的inode分配给新文件或目录。
inode释放：当文件或目录被删除时，文件系统会将对应的inode位图中的位设置为0，释放该inode，使其可以再次被分配。
文件系统检查：在文件系统检查（如fsck）期间，inode位图用于验证inode的使用情况，确保文件系统的完整性。
inode位图的特点：
紧凑：由于每个inode只由一个位表示，inode位图在磁盘上占用的空间相对较小。
快速访问：文件系统可以快速扫描inode位图，以找到空闲的inode或检查特定inode的状态。
Data Blocks（数据块）
在文件系统中，数据块（Data Blocks）是用于存储文件实际数据的基本单元。每个文件或目录由一个或多个数据块组成，这些块可以是连续的，也可以是分散的。
数据块的特点：
大小：数据块的大小通常是固定的，并且是在文件系统格式化时确定的。常见的数据块大小有1KB、2KB、4KB等，但在一些现代文件系统中，数据块的大小可以达到更大的值，如8KB、16KB或更大。
地址：每个数据块都有一个唯一的地址或编号，这样文件系统就可以通过inode（索引节点）中的指针来定位和访问这些块。
分配：数据块可以根据需要动态地分配给文件。当文件增长时，文件系统可能会分配额外的数据块来存储新增的数据。
数据块的作用：
存储文件内容：数据块是文件内容实际存储的地方。对于文件来说，数据块包含了文本、图像、视频等用户数据。
存储目录信息：目录也是一种文件，其数据块中存储的是目录条目，这些条目指向其他文件或子目录的inode。
数据块的管理：
块位图：文件系统使用块位图（Block Bitmap）来跟踪哪些数据块是空闲的，哪些是已使用的。
间接指针：对于大文件，inode中的直接指针可能不足以引用所有数据块。因此，文件系统使用间接指针、双重间接指针和三级间接指针来扩展可以引用的数据块数量。
数据块的分配策略：
连续分配：在简单的文件系统中，文件的数据块可能会被分配在磁盘上的连续位置。这种方法可能导致磁盘碎片。
链表分配：文件的数据块通过一个链表链接起来，每个块包含指向下一个块的指针。这种方法可以减少碎片，但可能会影响性能。
索引分配：使用索引块来存储数据块的地址，这样可以通过单个索引块快速访问大量数据块。
数据块的优化：
预分配：某些文件系统允许对预期会快速增长的文件进行数据块的预分配，以减少文件增长时的分配开销。
延迟分配：文件系统可能会延迟实际的数据块分配，直到确实需要写入数据时才进行，这有助于优化磁盘空间的使用。
Block BitMap
块位图（Block Bitmap）用于记录数据块的使用情况
块位图的概念：
定义：块位图是一个由二进制位组成的数组，每个位对应文件系统中的一个数据块。
作用：块位图用于指示每个数据块是空闲还是已被占用。
块位图的组成：
位（Bit）：块位图中的每个位代表一个数据块的状态。
0（零）：表示对应的数据块空闲，未分配。
1（一）：表示对应的数据块已分配，正在使用中。
块位图的功能：
数据块分配：当文件系统需要为新文件或目录分配数据块时，会检查块位图，找到第一个值为0的位，将其设置为1，并分配相应的数据块。
数据块释放：当文件或目录被删除，或者不再需要某些数据块时，文件系统会将这些数据块对应的位从1改为0，释放这些数据块。
文件系统检查：在执行文件系统一致性检查（如fsck）时，块位图用于验证数据块的正确分配和释放。
块位图在文件系统中的位置：
块组内：在许多文件系统（如EXT系列）中，每个块组都有自己的块位图，只管理该块组内的数据块。
存储位置：块位图通常位于块组的开始部分，紧随超级块和组描述符表之后。
块位图的特点：
空间效率：由于每个数据块只由一个位表示，块位图占用的磁盘空间非常小。
访问速度：文件系统可以快速扫描块位图，以确定数据块的状态。
一个文件只有一个独立的Inode ，Inode的设置是以分区为单位的，不能跨分区；Inode存储文件的属性，文件名不是Inode的属性！我们平常找文件使用的是文件名，并不是Inode，文件名与Inode有什么关联呢？我们可以通过ls -li查看当前目录下所有文件的Inode
也可以通过 stat [文件名]查看某个文件的Inode
在Linux中目录也是文件，目录也有自己的Inode，因为目录也有自己的属性
目录也有自己的存储内容，目录的内容是该目录包含了哪些文件。既然有数据，目录也会有自己的数据块，目录的数据块存储着文件名和该文件的Inode映射关系，因此使用者只需要使用文件名就可以访问指定文件了，因为只要有了文件名，就能在当前目录的数据块中找到该文件名映射的Inode，就能够访问文件了