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[Data Blocks : 数据表，存文件内容的区域](#Data Blocks : 数据表，存文件内容的区域)
[inode Table](#inode Table)
[Block bitmap](#Block bitmap)
[inode bitmap](#inode bitmap)
[Group Descriptor Table](#Group Descriptor Table)
[Super Block](#Super Block)
认识磁盘
文件分为磁盘文件和内存文件，内存文件前面我们已经谈过了，下面我们来谈谈磁盘文件
初识inode
磁盘文件有两部分构成，分别是文件内容和文件属性。文件内容就是文件当中存储的数据，文件属性就是文件的一些基本信息，例如文件名，文件大小以及文件创建时间等信息都是文件属性，文件属性又被称为元信息。
在命令行当中输入ls -l，即可显示当前目录下各文件的属性信息。
其中，各列信息所对应的文件属性如下：
在Linux操作系统中，文件的元信息和内容是分析存储的，其中保存元信息的结构称之为inode，因为系统当中可能存在大量的文件，所以我们需要给每个文件的属性集中在一起然后起一个唯一的编号，即inode号
也就是说，inode是一个文件的属性集合，Linux中几乎每个文件都有一个inode，为了区分系统当中可能存在大量的inode，我们为每个inode数值了inode编号
在命令行当中输入ls -i ,即可显示文件对应inode编号
**注意：**无论文件属性还是文件内容都存储在磁盘中
磁盘的概念
什么是磁盘？
磁盘是一种永久性存储介质，在计算机中，磁盘几乎是唯一的机械设备，与磁盘相对应的就是内存，内存是掉电易失存储介质，目前所有的普通文件都是在磁盘中存储的
磁盘在冯诺依曼体系结构当中既可以充当输入设备，又可以充当输出设备
磁盘的基本概念
磁盘被访问的最基本单元 : 512byte / 4KB
磁盘的寻址方式
对磁盘进行读写操作时，一般有以下几个步骤:
-
确定读写信息在磁盘的那个盘面（定位使用哪一个磁头）
-
确定读写信息在磁盘的那个柱面
-
确定读写信息在磁盘的那个扇区
通过以上三个步骤，最终确定信息在磁盘的读写位置
这种方法也叫：C (cylinder) H (head) S(sector) 寻址方式
磁盘分区和格式化介绍
线性存储介质
理解文件系统，首先我们必须将磁盘想象成一个线性的存储介质，例如磁带，当磁带被卷起来时，其就像磁盘一样是圆形的，当我们将磁带拉直后，它就是线性的
抽象理解磁盘
从逻辑结构来看，磁盘是线性的，所以为了更好的理解磁盘，我们将磁盘理解成一个数组
所以我们可以根据下标28888反推回它在线性结构的那个区域，然后进行访问
**例如：**一个磁盘有5个盘片，每个盘面有2w给扇区每个盘面50个磁道，每个磁道400个扇区
1.确定在那一面
28888 / 20000 = 1面（从第0面开始），它在第一面
2.在哪一个扇区
28888 % 20000 = 8888（在第一面的第8888个扇区）
3.在那个磁道上
8888 / 400 = 22（在第22个磁道上）
4.在这个磁道的那个扇区
8888 % 400 = 88 （在第22个磁道上的第88个扇区上）
以上就是逻辑扇区地址 LAB地址
转换为 物理地址 就是
C磁道：22
H磁头：1
S扇区：88
这就是CHS和LAB的转换
磁盘分区
计算机为了更好的管理磁盘，于是对磁盘进行了分区，磁盘分区就是使用分区编辑器在磁盘上划分几个逻辑部分，盘片一旦划分成数个分区，不同的目录与文件就可以存储进不同的分区，例如：在windows下磁盘一般被分成C盘和D盘两个区域
在Linux操作系统中，我们也可以通过以下命令查看我们磁盘的分区信息：
磁盘格式化
当磁盘完成分区之后，我们还需要对磁盘进行格式化处理。格式化-处理就是对磁盘中的分区进行初始化的一种操作，这种操作通常会导致现有的磁盘或分区中所有的文件被清除
简单来说，磁盘格式化就是对分区后的各个区域写入对应的管理信息
其中写入的管理信息是什么，是由管理系统决定的，不同的文件系统格式化时写入的管理信息是不同的，常见的文件管理系统有EXT2，EXT3，XFS，NTFS等
文件系统EXT2的存储方案
Linux ext2文件系统，上图为磁盘文件系统图（内核内存映像肯定有所不同），磁盘是典型的块设备，硬盘分区被划分为一个个的block。一个block的大小是由格式化 的时候确定的，并且不可以更改。例如mke2fs的-b选项可以设定block大小为1024、2048或4096字节。而上图中启动块（Boot Block）的大小是确定的
计算机为了更好的管理磁盘，会对磁盘进行分区，而对于每一个分区来说，分区的头部会包括一个启动块（Boot Blooc）,对于分区的其余区域，EXT2文件系统会根据分区的大小将其划分为一个个块组（Block group）
简述以下启动块（Boot Block）的作用：给操作系统扫描到，让它知道磁盘的相关配置，分区划分，操作系统的位置，它默认处于0面0磁道的1号扇面上，其他的磁道上也可能存在Boot Block
为什么其他分区也存在Boot Block
如果Boot挂掉了，操作系统整个计算机就起不来了文件系统就挂了
**修复：**使用修复工具可以将其他分区中的Boot拷贝会来，从而进行修复
**注意：**启动块的大小是确定的，而块组的大小是有格式化的时候确定的，并且不可以更改
其次，每个组块都有相同的组成结构
Data Blocks : 数据表，存文件内容的区域
整个分区大部分的空间其实都在Data Block中
当你在磁盘中创建并打开一个文件时，文件系统会给你分配一个块的空间大小（4KB），每个块中都有自己的数据，就算你往文件中写入了1个字节的内容，该文件也是4KB
**空间浪费：**任何文件基本上只有最后一个块的空间会有浪费
每个块都有自己的编号
怎么找到对应的文件和内容呢？
这时就需要inode Table了
inode Table
inode: 单个文件的所有属性，大小128字节，一般而已一个文件一个inode，一个扇区可以存4个inode
注意： 在Linux中，inode里面不包含文件名，在Linux标识文件名用的是inode编号
文件系统中使用inode结点来描述inode
总结:
文件的属性保存在inode结点里，该结点中有inode编号也有与数据块关联的字段
文件的内容保存在Data Blocks中
怎么知道那些块被使用过，那些快没有被使用？
Block bitmap
**Block bitmap:**块位图中记录着那个Data Block中哪个数据块已经被占用，那个数据块没有被占用
假设：Data当中有15000个数据块，那么对应的Block bitmap中对应的就有15000个比特位，位图通过将使用过的数据块设置为1，来表示该数据块被使用过
inode bitmap
**inode bitmap：**inode位图中记录着，该inode有没有被占用，inode是否合法并且空闲可使用
使用inode编号去就可以到inode bitmap中去查询
Group Descriptor Table
Group Descriptor Table： 块组描述符表，描述该分区某个分组的基本使用情况
Super Block
Super Block（超级块）： 文件系统的基本信息，**整个分区的基本使用情况。**记录的信息主要有：一共有多少组，每个组的大小，每个组inode的数量，每个组block的数量，每个组的起始inode，文件系统的类型与名称.... , 所以如果Super block出问题了，文件系统就怕崩了 ，所以系统会在不同的group分区随机安置几个Super block
注意每一个分区再被使用之前，都必须提前先将部分文件系统的属性信息，提前设置进对应的分区中，方便我们后续使用这个分区或者分组
如何理解新建一个文件？
根据文件系统的工作原理：
1.新建：在系统某个路径新建，确认在那个分区，在这个分区中创建文件，在这个分区中获取inode编号，查看GDT(Group Descriptor Table)是否还有inode，然后去inode bitmap查找是否还有最近的没有被使用的inode编号，使用inode编号去inode Table查找对应inode
2.文件写入：给block bitmap说明你想写入文件的大小，遍历位图查看那些块没有被使用，然后将块号放入struct inode中blocks数组中，在跟存入的块号去Data blocks中找到对应的块将文件内容写到块中
以上操作就完成了对文件内容以及属性的新建
如何理解删除一个文件？
根据所处目录查看你在哪一个分区，确定这个文件对应的inode，在对应的inode bitmap中进行索引，将对应比特位由1置0，根据blocks数组中对应的块号去block bitmap中寻找然后把对应的位图中的数据由1置0，至此文件成功删除
以上操作并不是真正删除文件数据，而是将该文件inode编号，数据块号置为无效，并允许该文件被覆盖
如果你误删了重要文件，不要继续进行操作，因为删除文件是可以恢复的，，至于为什么不要继续进行操作，在后续的操作中，你如果创建了文件或者对其他文件进行写入操作，可能会将置于无效的inode编号和数据块分配出去，此时该文件数据被覆盖，就无法恢复文件了
如何查找一个文件？
确定该文件的inode，去对应inode bitmap中检查是否有效，然后去inode Table中找到block数组，再到Data blocks中找到对应块，把块拼接好之后，文件就出来了
如何修改一个文件？
找到文件对应inode，将对应属性进行更新，找到对应数据块，修改对应块的数据
为什么拷贝文件的时候很慢，而删除文件的时候很块？
因为拷贝文件需要先创建文件，然后在对文件进行写入操作，该过程需要去GDT中查看有没有inode，然后到inode bitmap中查看该inode编号是否有效，到inode Table中找到对应inode将文件属性写入，再去Data blocks中申请数据块吗，将块号放入到blocks数组中，最后进行对文件数据的一个拷贝
而删除文件只需要对应的inode号和数据块号置为无效即可，无需真正的删除文件，因此拷贝文件是很慢的，而删除文件很快
就像建楼一样，我们建一栋楼需要很久，而拆一栋楼只需要，再这栋楼上写上一个 "拆" 字即可
如何理解目录
我们知道Linux下一切皆文件，目录也是文件，目录也是属性+内容，也有的inode和数据块
目录的属性存储的就是，目录的大小，拥有者，权限等
目录的数据块存储的是什么？
目录的数据块中，存储的就是该目录下文件的文件名和对应文件的inode指针
注意：每个文件的文件名并没有被存储自己的inode结构当中，而是存储在该文件所处目录文件的文件内容当中，因为计算机并不关心文件的文件名，它只认文件的inode编号，而文件名和文件的inode编号存储在其目录文件的文件内容当中后，目录通过文件名和文件的inode指针即可将文件名和文件内容及其属性连接起来
为什么在同一个目录下不能有同名文件？
在目录下文件名作为Key值可以找到对应的inode，如果key值相同，那么多个文件会对应到同一个inode，在上面的文件系统中我们提到过，一个文件只能有一个inode
目录下没有w权限我们无法创建文件？
没有w权限，该文件的文件名和inode的映射关系无法写到这个目录文件对应的数据块中
目录下，没有r权限，我们无法查看文件
使用ls指令无法看到该文件的属性，读文件以及其它数据时，需要找到对应的inode和数据，但没有r所以读取不到
目录下，没有x权限我们无法进入这个目录
在进行cd 目录名------拿不到对应的目录名，无法对环境变量中PWD作更新，因为没有x权限无法打开文件并更新环境路径
怎么知道这个目录的inode呢？
我们知道目录的数据块中存储的是它其下文件的文件名和inode编号，该目录也是也是一个文件，找它的inode我们需要找到它的上级目录来得到它的inode，上级目录的inode同样的找它的上级目录，一直到往上找一定会找到根目录，根目录是所有目录的父目录，它的inode我们是清楚的，从根目录一直往下找，我们就能找到所有目录的inode，所以这就是为什么我们在访问任何一个路径时一定会带 绝对路径/相对路径的原因
文件的三个时间
在Linux当中，我们可以使用命令stat 文件名 来查看对应文件信息
这其中包含了文件的三个时间信息：
- Access: 文件最后被访问时间
- Modify: 文件内容最后修改时间
- change: 文件属性最后被修改时间
当我们修改文件内容时，文件的大小一般也会随之改变，所以一般情况下Modify的改变会带动Change一起改变，但是修改文件属性一般不会影响到文件内容，所以一般情况下Change的改变不会带动Modify的改变
我们若是想将文件的这三个时间都更新到最新状态，可以使用命令 touch + 文件名 来进行时间更新
**注意：**当某一文件存在时使用touch命令，此时touch命令的作用更新文件信息