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前言
通过对基础IO的学习，我们已经掌握Linux操作系统是如何管理被打开的文件了，那么更多的未打开文件呢？它们是如何在磁盘中被分门别类的被管理起来的呢？
我们知道，文件 = 文件内容+文件属性，那么磁盘上存储文件 = 存文件内容+ 存文件属性。
对于操作系统来说：
- 文件内容：数据块
- 文件属性：inode
也就意味着：Linux的文件在磁盘中存储，属性和内容是分开存储的！
理解硬件------磁盘
在计算机中，没有被打开的文件都是存储在磁盘中，当需要对文件进行操作时，会通过 inode 对文件进行访问。
通过以下指令查看当前目录中文件的详细信息及 inode 值
bash
ls -li
inode与文件的关系与进程与pid一样（文件未被硬链接的情况下），都是唯一对应的。
磁盘的物理结构
现在市面上的磁盘主要分为
- 机械硬盘：一种永久存储介质，读取速度慢，但便宜、稳定、容量更大
- 固态硬盘：非永久存储介质，读取速度快，价格较高且数据易损
像我们日常使用的笔记本电脑一般用的就是固态硬盘，因为笔记本电脑经常移动，如果使用机械硬盘很容易因为磕磕碰碰干扰机械磁盘的机械运动（非常精细的运动，很容易被影响），导致磁盘损坏，数据丢失。
机械硬盘一般用于公司级的数据存储，因为他们需要永久存储数据且几乎不会去移动机械磁盘。
本文主要探究机械磁盘。
基本结构
机械磁盘是计算机唯一的一个机械设备。
结构主要包括以下几种：
- 盘片：一片两面，每一面都可以存储数据，有一摞盘片
- 磁头：一面配备一个磁头，专门用于读取盘面中的数据
- 主轴：用于控制整块盘的转动
- 音圈马达：控制磁头的进退
- 磁头臂：链接磁头与音圈马达
- 伺服电路板：控制读取数据的流向及各种结构的运行
- ......
机械磁盘的工作原理：
机械磁盘工作原理
磁盘的存储构成
在盘面设计上，一个盘面被切割若干个扇区，单个扇区大小为 512 字节/4 kb，这些扇区用来存储数据，同一半径中的所有扇区组成扇面；而半径相同的扇区组成磁道（柱面）。
CHS（cylinder柱面 head磁头 sector扇区）寻址法 ：
可以先根据磁头(head)确定盘面，再根据半径定位磁道（柱面 cylinder），最后根据块号确定扇区(sector)
磁盘的逻辑结构
线性存储
磁带大家见过吧？你有没有把磁带扯出来玩过呢？
磁带上⾯可以存储数据，我们可以把磁带"拉直"，形成线性结构
那么磁盘本质上虽然是硬质的，但是逻辑上我们可以把磁盘想象成为卷在⼀起的磁带，那么磁盘的逻辑存储结构我们也可以类似于：
这样每⼀个扇区，就有了⼀个线性地址(其实就是数组下标)，这种逻辑扇区地址叫做LBA地址
真实过程
⼀个细节：传动臂上的磁头是共进退的
所以，磁盘的真实情况是：
-
磁道
即一维数组
-
柱面
柱面上的每个磁道，扇区个数都是一样的
即⼆维数组
-
整盘
整个磁盘就是多张⼆维的扇区数组表，即三维数组。
所以，OS只需要使⽤LBA就可以了！！LBA地址可以转成CHS地址，CHS又可以转换成为LBA地址。谁做啊？？磁盘自己来做！
扩展知识：其实不仅仅CPU有"寄存器"，其他设备（外设）也有，包括磁盘。
磁盘大致包括这几类寄存器：
- 控制寄存器：负责控制磁盘的r/w（IO的方向）
- 数据寄存器：负责运输磁盘的数据
- 地址寄存器：负责存储LBA地址
- 状态寄存器：负责存储磁盘的结果
文件系统
磁盘分区
磁盘容量通常都是非常大的，若我们以512G的磁盘为例，一个扇区的大小通常为512字节，那么该磁盘可被分为十亿多个扇区。
计算机为了降低OS的管理成本，对磁盘进行了分区，在现实生活中这种管理方法比比皆是，如学校需要将不同专业的学生及老师分为不同学院，比如管理学院、信息工程学院等。如此，上层管理者更好的调用管理资源 ，这种方法被称为分治
像window下，磁盘一般就被分为C盘和D盘两个区：
在文件系统中，OS 先将整个大文件系统分为不同的区，存入 struct disk 数组中进行管理：
c
struct disk
{
struct part[2];
//......
};可以通过 ll /dev/vda* -i 查看当前系统中的分区详细信息：
磁盘格式化
系统在分区后，需要对区块进行格式化 。
一句话：每一个分区在被使用之前，都必须提前先将部分文件系统的属性信息提前设置到对应的分区中，方便我们后续使用这个分区
其中，写入的管理信息是什么是由文件系统决定的，不同的文件系统格式化时写入的管理信息是不同的，常见的文件系统有EXT2、EXT3、XFS、NTFS等。本文研究的是Ext2文件系统。
那写入的Ext2文件系统信息具体是啥呢？有什么用呢？这是本文重点研究的内容。
Ext2文件系统
为了更高效的管理，对于每一个分区来说，分区的头部会有一个启动块（Boot Block） ，然后对于其他区域，文件系统将其全部划分为一个一个的块组（Block Group） 。如下图所示：
注意：启动块的大小是确定的，而块组的大小是由格式化的时候确定的，并且不可被修改 。
块组的内部结构
每个块组都有着相同的组成结构，它们按照先后顺序分别为：超级块(Super Block)、块组描述符表(Group Descriptor Table)、块位图(Block Bitmap)、inode位图(inode Bitmap)、inode表(inode Table)以及数据表(Data Block)组成。
如图：
下面一一介绍它们的功能：
- Data blocks ：存储文件内容的区域，以块（一般是4kb大小）为基本单位。
注意：一般而言，一个块只存储一个文件的内容 - inode Table ：存储文件的属性inode，这个块大小为128字节
这里重点介绍一下inode：一个文件的所有属性 ，它是以结构体的形式存在的，大致内容如下：
这里的引用计数是硬链接数，后文会讲解。
那这里的blocks整型数组是什么呢？
它代表的是文件内容在Data blocks所占用的块的块号！
看图：
注意：二级三级索引指向的块不是文件内容，该块用来继续存储我们的文件内容所需的块号。 - inode Bitmap：采用的是位图的思想，将比特位的位置和inode编号映射起来，比特位的内容表示对应的inode是否有效。
- Block Bitmap ：采用的也是位图的思想，将比特位的位置和块号映射起来，比特位的内容表示对应的块是否被使用。
- 有了Block Bitmap，我们删文件的时候就不需要真的去清除数据了，只需要将这个文件所占用的块号所对应的比特位均改为0即可，表示为可覆盖的块。
- Group Descriptor Table：块组描述附表，用来存储块组的详细信息。
- Super Block ：存放文件系统的基本信息，包含的是整个分区的基本使用情况，比如：
- 一共有多少组
- 每个组的大小
- 每个组的inode数量
- 每个组的block数量
- 每个组的起始inode
- 文件系统的类型与名称
- ......
计算机是通过Super Block来获取分区的使用情况的，因此并不是每个块组都存在Super Block ，只要存在几个块组存在即可。
原因如下：
我们无法保证磁盘一定不会数据丢失，如果一个分区丢失了一个块组的Super Block，计算机会寻找该分区的下一个块组的Super Block用来获取分区的使用情况，如果只有一个，该分区就报废了。
这里有个细节：文件属性和文件内容是挨着存储的，为什么呢？
因为机械磁盘的CHS寻址法本质是以磁头与盘面的运动来完成的。众所周知，运动越少，效率越高，所有在软件设计上，设计者一定是有意识的将相关数据存放在一起。
文件操作，文件系统要做什么？
在Linux系统中，一个文件对应一个inode。每一个inode都有自己的inode编号
谨记：
- inode的设置，是以分区为单位的，不能跨分区。也就是说，不同分区可能出现相同inode的文件。
- 文件名并不属于inode的属性。文件名是给用户看的，系统只看文件inode。
新建一个文件，系统要做什么？
- 系统会在inode Table中创建一个新的inode，描述该新文件的全部属性
- 然后再inode Bitmap中将该新文件inode对应的比特位设置为1，示为有效inode。
删除一个文件，系统要做什么？
- 系统会在Block Bitmap中将该文件所有占用的块所对应的比特位设置为0.
这些块号从inode中的blocks数组中获取 - 然后再inode Bitmap中将该文件inode对应的比特位设置为0，示为无效inode。
查找一个文件，系统要做什么？
利用inode编号在inode Table中查找相应的inode即可。
修改一个文件，系统要做什么？
- 利用inode编号在inode Table中查找相应的inode
- 根据更改了数据的编号，在Data Blocks中修改
- 若块不足，在Block Bitmap更改比特位即可（申请空间），反之块多余也亦如此。
- 最后在inode中的blocks更新块的信息
现在有个问题：用户可从来没有关心过inode编号，用的都是文件名呀！文件系统怎么知道文件名对应的inode编号呢？
这个问题目录帮我们解决了！
现在如何理解"目录" ？
我们知道，目录也是文件，也有自己的inode，也有属于自己的属性。
那目录有内容吗？
只要是文件，就一定有内容，也有相应的数据块，那这些数据块存放什么呢？
目录下，存放文件名和对应文件inode编号的映射表！
注意：这个映射表是KV结构，文件名是键（Key），inode编号是值（Value）。也就是说，文件名是唯一的，而inode编号不一定唯一。
原来，系统就是通过目录与用户之间进行文件名与相应inode编号的转化的。
那目录的inode编号与目录名的映射存放在哪呢？？
在上级目录的数据块中。
也就是说，系统只需要知道根目录/的inode编号即可推出所有目录的inode编号。
现在，我们可以从本质上理解目录的一些规则了：
- 为什么同一个目录下不能有同名文件？
因为文件名与inode编号是KV关系。 - 目录下，没有w，我们就无法创建文件
没有w，就无法在目录文件写入文件名与inode编号的映射关系，所以无法创建文件。 - 目录下，没有r，我们就无法查看文件
没有r，就无法读取目录文件本身的数据内容------即存储在内的"文件名到 inode 编号"的映射表，系统就不知道文件相应的inode编号，因此无法查看文件。 - 目录下，没有x，我们就无法进入这个目录
没有x，就无法通过该目录的 inode 来访问其存储的内容（即那张"文件名到 inode 编号"的映射表），系统就无法将你的工作目录切换到该目录，也无法将其作为路径解析的一部分来遍历。
软硬链接
我们可以通过ln指令对某个文件进行链接，而链接方式分为软硬链接，ln指令默认为硬链接，加上-s选项可完成软链接，具体如下：
语法：
bash
ln -s [目标文件] [自定义链接文件]- 硬链接
bash
ln myfile1 my_hard- 软链接
bash
ln -s myfile2 my_soft效果如图：
可以发现：
- 软链接是一个独立的文件，具有独立的inode
- 硬链接不是应该独立的文件，因为它没有独立的inode
如何理解硬链接？
所谓建立硬链接，本质其实就是在特定目录的数据块新增文件名和指向文件的inode编号的映射关系。
每一个inode的内部，都有一个叫做引用计数的计数器，它表示有多少个文件名指向这个inode。
如图，硬链接后，引用计数+1：
硬链接应用场景
硬链接通常用来进行路径定位，可以进行目录间的切换。
比如，我们每个目录下都有的隐藏文件.和..，它们就是采用硬链接创建的。有了它们，我们就可以使用相对路径，比如运行可执行程序，我们只需./即可，不用再从根目录开始描述绝对路径来运行程序了。
注意 ：Linux系统不允许用户对目录建立硬链接。因为这样做非常不安全，比如说我们随意建立了一个返回根目录的硬链接，这样会使得目录这颗树结构被破坏，形成环，这样一来一个文件的路径可能就不再是唯一路径了。这种可以破坏操作系统内部结构的行为，是被杜绝的。
如何理解软链接？
软链接是一个独立的文件，有独立的inode，也就有独立的数据块，它的数据块中保存的是指向文件的路径。
软链接应用场景
软链接主要被用来作快捷方式。
相当于windows的快捷方式，在桌面上可以通过点击快捷方式，快速启动某目录下的可执行程序。
Linux系统也是如此，我们在根目录下建立一个其他目录下的可执行程序的软链接，这样我们在根目录下，也可以快速启动其他目录下的可执行程序了。