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[2.Block group](#2.Block group)
[③Data blocks存储和inode存储的解耦合、组的设计和文件设计的解耦合](#③Data blocks存储和inode存储的解耦合、组的设计和文件设计的解耦合)
1.HDD
（1）HDD存储描述
HDD磁盘是利用磁铁的磁性来存储数据的。永磁铁的两个磁性分别对应数据的0、1 。一块HDD磁盘实际上是由三块竖直叠放的磁盘（正反共6个面）构成的，每个面都可以存放数据。 每个面都有磁头紧贴但悬空在盘面上。所有磁头连接在一个传动臂（机械臂杆）上，由传动臂的运动来定位磁盘不同位置。所有磁头从竖直方向看都始终重合**，它们受传动臂约束同步运动，**都指向每个盘面的同一个相对区域。
（2）HDD结构图
下面是对HDD物理结构和逻辑结构的剖析，按照顺序看完，我们就能大致明白HDD的写数据模式了。
（3）磁盘管理的分治思想
通过上图的解析，管理磁盘从管理物理结构变成了对数组的管理，但磁盘太大，OS不可能一次性全部管完，因此就像我们国家分成多个省一样，磁盘需要分区管理。每个分区互不干扰，一个分区坏了不会影响另一个分区。 同时仅仅分区还是太大了，**磁盘的每个分区还分成了几个组（Block group），我们只需要管理好每个组就可以了。**一个组里面又由多个部分组成，每个都对文件的存储有特定的管理，我们后续会讲到。我们需要注意的是，OS管理数据的最小单位是数据块（一般都是几KB，而不是扇区），每次写入读出都是以数据块为单位进行的。
总之，我们在这一步需要进一步理解磁盘管理的分治思想，这是后面详细理解每个组里面的不同部分的功能的关键。
（4）硬盘中文件系统的整体划分图
每一层向下划分都有对应的管理者，如分区表、BootBlock、超级块，我们了解即可。我们重点关注每一组下面的其它分组，理解整个文件存储和读取流程对我们认识文件很有帮助。
2.Block group
（1）文件管理
文件 = 文件内容 + 文件属性
①文件属性的存储
文件属性 通过inode的结构体专门存到Block group的inode Table里面 （每个文件都有自己独一无二的inode，inode都配有一个编号用于唯一性标识）。**inode里面存储了当前组所有文件的属性信息（权限、属性、大小等，但注意文件名不存在inode里面）。**每次存储一个inode，inode Bitmap和GDT里面都会进行相应的更新，这些细节我们注意即可。
但有一点非常重要，inode是以分区为单位分配的，不能跨文件系统。每个分区一套inode编号方法，因此不同分区的inode编号有可能相同。但在同一分区下，inode是全局且唯一的，针对不同组inode永远不会重复。
②inode分配和管理
由于inode在一个分区里是全局且按顺序分配的，GDT存储inode在该组的起始编号，这个起始编号对应inode Bitmap和inode Table的第0位 ，同时GDT还掌握该组允许的inode最大数量。每个组的GDT都这样处理，由此一来查找inode就会变得非常简单，仅需对GDT进行访问即可知道该组有没有要查找的inode
因此**创建inode会依次到inode Bitmap里面找0位置，再对应到inode Table里面开辟空间并写入数据，最后更新GDT和inode Bitmap。**之后就需要存储内容了。我们需要知道，存储数据时会在GDT找Block Bitmap的空闲块，最后在对应的Data blocks存数据。但如果这个时候Data blocks存满了呢？inode是白白创建了吗？我们需要删掉这个inode，直到找到一个能存数据的组再创建inode并存储吗？
③Data blocks存储和inode存储的解耦合、组的设计和文件设计的解耦合
数据块号和inode都是全局建立的，可以跨组。 在Data blocks中每个数据块都有自己的下标，**由GDT里面存储的起始块号 + 当前下标就能得到Data blocks里面的全局数据块号。**这就导致数据块在全局都不会搞混，同一分区下可以跨组。
当我们要存储数据时，会根据GDT里面的inode分配情况先找到空位。这里我们需要注意**每个组inode的个数，Data blocks里面数据块的个数都是固定的。**当找到空位置之后，inode就被创建下来了，这个时候再去根据GDT找数据块的分配情况，将有空位的数据块占用了，并将占用的数据块号存到inode里面。这个块号是全局的，只要找到了inode，根据里面存储的块号一定能找到数据块，就算数据存在和inode完全不同的组。
我们能够发现，这样存数据，inode可以依次将所有组中inode Table填满，Data blocks也能依次存储，它们之间不需要强行要求一起存在一个组。数据存自己的，inode也存自己的，磁盘存储数据的利用率也会上升，只要inode里面用块号定位数据块就永远不怕定位失败。这就叫Data blocks存储和inode存储的解耦合。同时组的设计和文件的存储解耦合，文件存储再也不受组的限制。
理解了这一点，分配和定位inode、数据块都不再是问题，只需要比较起始inode或起始块号 + inode或块号的存储个数就能找到对应的数据 ，具体而言我们可以通过inode里面的数据块号找数据，也能通过块号反定位inode，这些都是可行的。到这里，我们也能理解为什么inode和块号会设计成全局。
④常见文件管理
**如何查找文件？**知道分区和inode编号后，先通过GDT确定组，再通过inode Bitmap和inode Table确定inode内容，进一步确定块号，和查找inode的方法一样找到文件。
如何删除文件？ 先查找inode，直接将inode Bitmap置0即可，再根据inode内容找到数据块号，根据块号去找Block Bitmap并置0，与此同时GDT更新数据块和inode的空闲情况。这也告诉我们如果误删了文件，最好的办法是什么都别做，因为所谓删除只是修改状态，想办法修改回Bitmap和GDT是最重要的，如果这部分磁盘被新数据覆盖了就无力回天了。
**如何修改文件？**先将inode或内容加载到内存中，修改了再写回去。
**如何新增文件？**先根据GDT找一个组（参考文件大小、名称等），具体根据inode Bitmap来分配inode，再在全局范围内分配Block Bitmap。GDT时刻更新。
以上就是在硬盘侧对文件的管理，那么OS侧应该通过什么渠道来管理呢？遍历寻找inode或块编号是怎么进行的呢？
我们只需将Super Block和GDT的内容保存在内存中，进行内存级操作和访问，就能进一步对inode编号、块编号等做出判断并及时操作。这依然是先描述再组织的思想。
（2）分区的格式化
当我们进行分区格式化时，就算当时我们不写数据，也要初始化组里面的各个部分，针对GDT、Bitmap、Table、blocks写入一些基本信息，这叫格式化。格式化的本质是向一个分区写入空的文件系统，注意这是以分区为单位的，对一个分区进行格式化不会影响其他分区。
**（3）**inode如何映射数据块
inode作为文件属性，它是如何映射到数据块呢？我们只知道大概是通过存储全局块号进行的，但具体怎样仍未讲清楚。
inode里面有一个数组int block[15]存储全局的块编号。前12个直接映射全局块号 ，能直接通过GDT映射到块中，这些块直接存文件数据。后续三个其实也是全局块号，但对应里面存的数据并不是文件数据，而是一级、二级、三级间接块索引表指针。
一级间接块索引指针大小就是一个数据快的大小，它的内容是除最开始12个块以外其它存文件数据的块号；二级索引指针也不保存文件数据，数据块里存的是其它一级索引的块号；三级索引指针存二级索引指针的块号。 三级指针保证文件大小上限能够达到TB级别 ，同时保证inode里面的数组int block[15]大小恒定，都是15 * 4个字节。这就使得所有文件的inode大小都是恒定的，文件的最不可控因素就是文件的大小，当这个存储索引的问题解决后，所有文件的inode都可以是固定字节的。
因此inode这个结构体大小固定、稳定，可以有效提高文件的访问效率。
（4）inode和文件名的映射
**文件名不属于inode，****文件名是目录文件的内容。文件名和inode在目录文件中组成了一一映射的关系，当我们使用文件名进行定位时，本质是转换为inode进行定位。**但目录文件是什么？我们需要进一步介绍。
目录文件本质也是一个文件（inode属性 + 内容）。目录的内容（即Data blocks存的内容）里面存的是文件名和inode的映射关系。当我们用文件名查找时，就在当前目录文件里映射查找inode，这也能解释同一级目录下不能有同名文件，这违反了map的基本特性。
理解到了这一点，我们重新梳理目录权限，没有r就没办法读取文件名和inode，拿不到inode，自然无法显示具体信息；同样的，无w就写不了映射关系，也就无法新建文件，改变文件映射等；没有x本质上就意味着打不开目录文件。 很明显，像ls -i -l操作就是通过文件名的映射，获取inode里面的部分属性向我们展示的。
从这种映射关系中，我们也知道了对Linux系统来说，文件名、用户名这些字符串会降低系统效率，对系统来说，inode编号、UID等数字的处理才是高效率的。
（5）初步认识文件系统
上述所说都是针对ext系列文件系统。**一块磁盘可以有多个分区，每个分区可以有不同文件系统（一块磁盘可以有不同文件系统，它们是以分区为界限的）。**不同文件系统意味着对数据的保存、管理、解读的不同。除了ext系列文件系统外，还有XFS、Btrfs等。