linux文件系统和软硬连接

理解文件

⽂件在磁盘⾥，磁盘是永久性存储介质，因此⽂件在磁盘上的存储是永久性的
Linux 下⼀切皆⽂件（键盘、显⽰器、⽹卡、磁盘......）
0KB 的空⽂件也是占⽤磁盘空间的
⽂件是⽂件属性（元数据）和⽂件内容的集合（⽂件 = 属性（元数据）+ 内容）
所有的⽂件操作本质是⽂件内容操作和⽂件属性操作
对⽂件的操作本质是进程对⽂件的操作, 磁盘的管理者是操作系统
⽂件的读写本质不是通过 C 语⾔ / C++ 的库函数来操作的（这些库函数只是为⽤⼾提供⽅便），⽽是通过⽂件相关的系统调⽤接⼝来实现的

理解硬盘

机械磁盘是计算机中唯⼀的⼀个机械设备

磁盘是外设，特点：慢，容量⼤，价格便宜

磁盘的物理结构：

磁盘的存储结构：

扇区是从磁盘读出和写⼊信息的最⼩单位，通常⼤⼩为 512 字节。

磁头（head）数：每个盘⽚⼀般有上下两⾯，分别对应1个磁头，共2个磁头
磁道（track）数：磁道是从盘⽚外圈往内圈编号0磁道，1磁道...，靠近主轴的同⼼圆⽤于停靠磁头，不存储数据
柱⾯（cylinder）数：磁道构成柱⾯，数量上等同于磁道个数
扇区（sector）数：每个磁道都被切分成很多扇形区域，每道的扇区数量相同
圆盘（platter）数：就是盘⽚的数量
磁盘容量=磁头数 × 磁道（柱面）数 × 每道扇区数 × 每扇区字节数
细节：传动臂上的磁头是共进退的

通过柱⾯（cylinder），磁头（head），扇区（sector），就可以定位数据了，这就是数据定位(寻址)⽅式之⼀，CHS寻址⽅式。

磁盘的逻辑结构

磁带逻辑结构

在理解磁盘的逻辑结构之前我们先来了解一下磁带的逻辑结构：

磁带上面存取数据，当我们把磁带拉直就形成了线性结构

虽然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：

磁盘逻辑结构

机械臂上的磁头是共进退的

柱⾯是⼀个逻辑上的概念，其实就是每⼀⾯上，相同半径的磁道逻辑上构成柱⾯。所以，磁盘物理上分了很多⾯，但是在我们看来，逻辑上，磁盘整体是由"柱⾯"卷起来的

这样看来一个柱面就是一个二维数组.

整盘

故整盘就是多张二维的扇区数组表 "三维数组" .

这样每⼀个扇区，就有了⼀个线性地址(其实就是数组下标)，这种地址叫做 LBA.

CHS && LBA地址

CHS转成LBA：

磁头数*每磁道扇区数 = 单个柱⾯的扇区总数
LBA = 柱⾯号C*单个柱⾯的扇区总数 + 磁头号H*每磁道扇区数 + 扇区号S - 1
即：LBA = 柱⾯号C*(磁头数*每磁道扇区数) + 磁头号H*每磁道扇区数 + 扇区号S - 1

LBA转成CHS：

柱⾯号C = LBA // (磁头数*每磁道扇区数)【就是单个柱⾯的扇区总数】
磁头号H = (LBA % (磁头数*每磁道扇区数)) // 每磁道扇区数
扇区号S = (LBA % 每磁道扇区数) + 1

在磁盘使⽤者看来，根本就不关⼼CHS地址，⽽是直接使⽤LBA地址，磁盘内部⾃⼰转换。
故磁盘是⼀个元素为扇区的⼀维数组，数组的下标就是每⼀个扇区的LBA地址。OS使⽤磁盘，就可以⽤⼀个数字访问磁盘扇区了。

引入文件系统

"块" 的概念

操作系统读取硬盘数据的时候，其实是不会⼀个个扇区地读取，这样效率太低，⽽是⼀次性连续读取多个扇区，即⼀次性读取⼀个"块"（block）
硬盘的每个分区是被划分为⼀个个的"块"。⼀个"块"的⼤⼩是由格式化的时候确定的，并且不可以更改，最常⻅的是4KB，即连续⼋个扇区组成⼀个 "块"。（每个扇区512B）
文件系统和存储管理中，"块（Block）" 是磁盘（或其他存储设备）进行数据读写的最小单位，也是文件系统管理存储空间的基础单元。

"分区" 的概念

其实磁盘是可以被分成多个分区（partition）的，以Windows观点来看，你可能会有⼀块磁盘并且将它分区成C,D,E盘。那个C,D,E就是分区。分区从实质上说就是对硬盘的⼀种格式化。但是Linux的设备都是以⽂件形式存在，那是怎么分区的呢？
柱⾯是分区的最⼩单位，我们可以利⽤参考柱⾯号码的⽅式来进⾏分区，其本质就是设置每个区的起始柱⾯和结束柱⾯号码。
柱⾯⼤⼩⼀致，扇区个位⼀致，那么其实只要知道每个分区的起始和结束柱⾯号，知道每⼀个柱⾯多少个扇区，那么该分区多⼤，其实和解释LBA是多少也就清楚了.

inode

我们知道⽂件=内容+属性，我们使⽤ ls -l 的时候看到的除了看到⽂件名，还能看到⽂件元数据（属性）

每⾏的7列分别代表：

模式
硬链接数
⽂件所有者
组
⼤⼩
最后修改时间
⽂件名

这个信息除了通过ls来读取，还有⼀个stat命令能够看到更多信息。

我们知道⽂件数据都储存在"块"中，那么很显然，我们还必须找到⼀个地⽅储存⽂件的元信息（属性信息），⽐如⽂件的创建者、⽂件的创建⽇期、⽂件的⼤⼩等等。这种储存⽂件元信息的区域就叫做inode，中⽂译名为"索引节点"。

每⼀个⽂件都有对应的inode，⾥⾯包含了与该⽂件有关的⼀些信息。为了能解释清楚inode，我们需要是深⼊了解⼀下⽂件系统。

注意：

Linux下⽂件的存储是属性和内容分离存储的
Linux下，保存⽂件属性的集合叫做inode，⼀个⽂件，⼀个inode，inode内有⼀个唯⼀的标识符，叫做inode号
⽂件名属性并未纳⼊到inode数据结构内部
inode的⼤⼩⼀般是128字节或者256
任何⽂件的内容⼤⼩可以不同，但是属性⼤⼩⼀定是相同的

ext2 ⽂件系统

认识文件系统

所有的准备⼯作都已经做完，是时候认识下⽂件系统了。我们想要在硬盘上储⽂件，必须先把硬盘格式化为某种格式的⽂件系统，才能存储⽂件。⽂件系统的⽬的就是组织和管理硬盘中的⽂件。在 Linux 系统中，最常⻅的是 ext2 系列的⽂件系统。其早期版本为 ext2，后来⼜发展出 ext3 和 ext4。ext3 和 ext4 虽然对 ext2 进⾏了增强，但是其核⼼设计并没有发⽣变化。

ext2⽂件系统将整个分区划分成若⼲个同样⼤⼩的块组 (Block Group)，如下图所⽰。只要能管理⼀个分区就能管理所有分区，也就能管理所有磁盘⽂件。

上图中启动块（Boot Sector）的⼤⼩是确定的，为1KB，由PC标准规定，⽤来存储磁盘分区信息和启动信息，任何⽂件系统都不能修改启动块。启动块之后才是ext2⽂件系统的开始。

Block Group

Block Group（块组） 是文件系统管理磁盘空间的核心 "模块化单元"，每ext2⽂件系统会根据分区的⼤⼩划分为数个Block Group。⽽每个Block Group都有着相同的结构组成。每个Block Group自主管理资源，以提升效率和容错性。

块组内部构成

超级块（Super Block）

存放⽂件系统本⾝的结构信息，描述整个分区的⽂件系统信息。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。

GDT（Group Descriptor Table）

块组描述符表，描述块组属性信息，整个分区分成多个块组就对应有多少个块组描述符。每个块组描述符存储⼀个块组的描述信息，**如在这个块组中从哪⾥开始是inode Table，从哪⾥开始是Data Blocks，空闲的inode和数据块还有多少个等等。**块组描述符在每个块组的开头都有⼀份拷⻉。

块位图（Block Bitmap）

Block Bitmap以位图的形式记录着Data Block中哪个数据块已经被占⽤，哪个数据块没有被占⽤。

inode位图（Inode Bitmap）

每个bit表⽰⼀个inode是否空闲可⽤。（位值为0表示可用，为1不可用）

i节点表(Inode Table)

存放⽂件属性如⽂件⼤⼩，所有者，最近修改时间等
当前分组所有Inode属性的集合
inode编号以分区为单位，整体划分，不可跨分区

Data Block

数据区：存放⽂件内容，也就是⼀个⼀个的Block。根据不同的⽂件类型有以下⼏种情况：

对于普通⽂件，⽂件的数据存储在数据块中。
对于⽬录，该⽬录下的所有⽂件名和⽬录名存储在所在⽬录的数据块中，除了⽂件名外，ls -l命令看到的其它信息保存在该⽂件的inode中。
Block 号按照分区划分，不可跨分区，只能在自己分区内有效不可跨分区

inode和datablock映射

12 个直接块指针（直接翻到章节） ：直接指向存储文件数据的 "普通数据块"（小文件可通过这些指针直接找到所有数据块，因此小文件存储非常高效）。

间接块索引指针

**一级间接块索引指针（"先查目录，再翻章节"）：**该指针指向了一级数据块索引表（4KB），该索引表中储存了多个普通数据块的编号（每个编号4字节），则索引表中管理了1024个数据块。则可以在直接块的基础上多管理（1024 * 4KB = 4MB）4MB的文件。

**二级间接块索引指针（"查目录的目录，再翻章节"）：**该指针指向了数据块索引表，该数据块索引表又可以指向1024个数据块索引表，每个索引块可以管理1024个数据块。则可以在前面的基础上多管理（1024 * 1024 * 4KB = 4GB）4GB的文件。

**三级间接块索引指针（"查目录的目录的目录，再翻章节"）：**以此类推，则可以在前面的基础上多管理（1024 * 1024 * 1024 * 4KB = 4TB）4TB的文件。

结论：

分区之后的格式化操作，就是对分区进⾏分组，在每个分组中写⼊SB、GDT、Block、Bitmap、Inode Bitmap等管理信息，这些管理信息统称: ⽂件系统
只要知道⽂件的inode号，就能在指定分区中确定是哪⼀个分组，进⽽在哪⼀个分组确定是哪⼀个inode
拿到inode⽂件属性和内容就全部都有了

$root@localhost linux\]# touch abc \[root@localhost linux\]# ls -i abc 263466 abc$

如上图可知创建⼀个新⽂件主要有以下4个操作：

存储属性

内核先找到⼀个空闲的i节点（这⾥是263466）。内核把⽂件信息记录到其中。

存储数据

该⽂件需要存储在三个磁盘块，内核找到了三个空闲块：300 ,500，800。将内核缓冲区的第⼀块数据复制到300，下⼀块复制到500，以此类推。

记录分配情况

⽂件内容按顺序300,500,800存放。内核在inode上的磁盘分布区记录了上述块列表。

添加⽂件名到⽬录

新的⽂件名abc。linux如何在当前的⽬录中记录这个⽂件？内核将⼊⼝（263466，abc）添加到⽬录⽂件。⽂件名和inode之间的对应关系将⽂件名和⽂件的内容及属性连接起来。

目录与文件名

我们发现平常访问⽂件，⽤的是⽂件名，并没⽤inode号，那它是怎么访问的呢？

答：

目录是文件，磁盘上是没有目录这一概念的，目录的内容保存的是当前目录下的文件名和inode的映射关系。

所以，访问⽂件，必须打开当前⽬录，根据⽂件名，获得对应的inode号，然后进⾏⽂件访问。
所以，访问⽂件必须要知道当前⼯作⽬录，本质是必须能打开当前⼯作⽬录⽂件，查看⽬录⽂件的内容！

路径解析

我们知道访问文件时需要访问目录文件，可是目录我们也只知道文件名，要访问当前目录也要知道他的inode。

故需要一直向上访问上级目录，类似于"递归"，需要把路径中所有的⽬录全部解析，出⼝是"/"根⽬录(根⽬录固定⽂件名，inode号，⽆需查找，系统开机之后就必须知道)。

实际上，任何⽂件，都有路径，访问⽬标⽂件，⽐如: /home/whb/code/test/test/test.c 都要从根⽬录开始，依次打开每⼀个⽬录，根据⽬录名，依次访问每个⽬录下指定的⽬录，直到访问到test.c。这个过程叫做Linux路径解析。

路径谁提供？

你访问⽂件，都是指令/⼯具访问，本质是进程访问，进程有CWD！进程提供路径。
你open⽂件，提供了路径.

软硬链接

创建软硬连接观察，对比它们的inode：

硬链接

abc和def的链接状态完全相同，他们被称为指向⽂件的硬链接。内核记录了这个连接数，inode：68511212 的硬连接数为2。

硬连接是新文件名与和目标文件inode编号的映射关系；
创建硬连接，就是建立映射关系，并且把inode的链接数增加;

我们在删除⽂件时⼲了两件事情：

在⽬录中将对应的记录删除，
将硬连接数-1，如果为0，则将对应的磁盘释放。

如上图我们可以发现当前目录下的 . 和下级目录下的 .. 都连接着该目录故他的连接数是3

软连接

那么软连接是什么？

软连接是一个独立的文件，文件内容是目标文件的路径。有点类似于快捷方式.

一个目录被创建时，会产生三个连接。其中两个"目录名"和"."指向自己，还有一个".."指向上一级目录。

目录可以创建软连接，但是不能创建硬连接！否则会形成环路问题，除非是系统自己建立。