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理解硬盘
扇区是磁盘存储数据的基本单位，大小512字节，磁盘是块设备。
CHS地址（物理地址）：
LBA地址（物理地址）：
地址转化：
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 • 扇区号通常是从1开始的，⽽在LBA中，地址是从0开始的 • 柱⾯和磁道都是从0开始编号的 • 总柱⾯，磁道个数，扇区总数等信息，在磁盘内部会⾃动维护，上层开机的时候，会获取到这些参 数。
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 • "//":表⽰除取整 所以：从此往后，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。
所以： 从现在开始，磁盘就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。
与虚拟地址空间殊途同归：将物理地址转化为抽象的连续地址
Ext2文件系统
基本概念
文件系统是操作系统管理存储设备（如硬盘、SSD）数据的核心机制，它通过定义数据的存储结构、访问规则和管理逻辑，让无序的二进制数据变成可识别、可管理的文件和目录，是用户与存储硬件之间的 "翻译官"。
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。
分区是文件系统的载体
磁盘可以划分为多个分区，而文件系统就是管理每个分区的，所以说分区是文件系统的载体
块的概念
其实硬盘是典型的"块"设备，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"。"块"是⽂件存取的最⼩单位。
Ext2文件系统的管理单位是块，块号可以与LBA地址转换计算
inode
inode（索引节点）是存储目录或文件的元信息（属性信息）的结构体
Ext2文件系统的结构
文件系统是基于分区之上的，将整个分区划分为大小相同的块组(block group)，第一个块组之前是启动块（boot block）,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。
块组的内部构成
- 超级块（Super Block）：存储整个文件系统的全局元数据（块大小、inode 总数、块组数量等），因此Super Block就确定了整个文件系统的格式，每个块组默认备份一份，首块组为主，防止破坏后文件系统崩溃。
- 组描述符表（Group Descriptor Table）：记录当前块组的管理信息（如 inode 表 / 数据块区域的始末位置、空闲 inode / 块数量）。
- inode 位图（Inode Bitmap）：用 1 位标记 1 个 inode 的状态（1 = 已用，0 = 空闲），快速定位空闲 inode。
- 块位图（Block Bitmap）：用 1 位标记 1 个数据块的状态（1 = 已用，0 = 空闲），快速分配 / 回收数据块。
- inode 表（Inode Table）：存储块组内所有文件的 inode（元数据：权限、大小、时间戳、数据块指针等）。
- 数据块区域（Data Blocks）：由多个固定大小的块组成，实际存储文件内容，是文件数据的载体。
细节补充
- 文件=属性+内容，linux中文件的属性和内容是分开存储的。
- 前4个属于管理结构，分别管理整个文件系统、当前组块、以及当前组块的两个存储结构。
- 两个Bitmap分别记录对应两个存储结构的位置使用状态。
- 文件系统的存储单位是块，两个Bitmap对应的编号的单位是块，是由LBA地址中的多个(8个)扇区构成。
- inode和数据块是跨组编号的，不能跨分区，所以在一个分区内部，inode和数据块编号是唯一的
- 文件系统格式化就是把每个管理结构初始化，也会将数据清空
如何理解删除一个文件？
- 将该文件对应的inode在inode位图当中置为无效。
- 将该文件申请过的数据块在块位图当中置为无效。
删除文件时只需通过更改管理结构（两个bitmap）将该文件对应的位置为0，将该文件标记为无效
所以删除文件比下载文件快得多
inode和datablock映射
文件的属性inode能通过文件名对应inode编号找到，文件的内容DataBlock是通过inode中的数据块指针找到的。
并通过多级指针增加能指向的数据块的个数。
inode和datablock映射
文件的属性inode能通过文件名对应inode编号找到，文件的内容DataBlock是通过inode中的数据块指针找到的。
并通过多级指针增加能指向的数据块的个数。
文件系统中的目录与文件名
inode结构体大小固定128字节，文件名大小可变，不作为属性存在inode中，所以文件名存在哪？
文件系统中没有目录的概念，只有文件属性+文件内容
目录文件的文件内容
目录在文件系统中和普通文件完全相同，只是目录文件的内容（DataBlock中）是其子文件的文件名和对应inode的映射关系。
所以文件名不存储在文件的inode中，而是上级目录的DataBlock中
路径解析
想要通过文件名找到一个文件的inode就要找到其上级目录文件（内容中存储下级文件的文件名->inode映射关系），并以此递推到根目录。
路径缓存
这其中每次都需要打开路径上的每一个目录并I/O读取下降文件名和inode映射信息，如果每次打开一个文件都从根目录开始进行系统I/O直到找到该文件，成本太高。
所以系统会在内存中缓存维护一颗文件目录树，查找文件时先从缓存树中查找，避免重复I/O操作。
dentry（目录项）
dentry（目录项）就是系统维护的目录树的节点，是一个内核数据结构，存储了文件名和inode编号的映射关系，以及指向树中其它关联节点的指针。
挂载
挂载（Mount）是将存储设备（如硬盘分区、U 盘、光盘）的文件系统，与操作系统的目录树（如 Linux 的 "/"、Windows 的 "D:"）建立关联的过程。只有完成挂载，操作系统才能识别并读写设备中的文件。
"挂载" 存在的根本原因 ------存储设备的文件系统与操作系统是相互独立的 "组件"，没有天然绑定关系，必须通过 "挂载" 这个动作建立临时关联，操作系统才能识别和使用设备中的文件。
文件系统总结
流程：
打开文件时创建内核数据结构file，内部含文件的内核数据结构dentry，dentry中存储文件名和内核数据结构inode的映射关系，内核数据结构inode是磁盘中inode在内存中的扩展，由此实现操作系统和磁盘文件的联系
初次加载文件时 需要通过磁盘I/O从磁盘中的目录文件中逐层找到该文件，并将该路径的所有节点生成对应的dentry补充到OS的目录缓存树中
内核数据结构关系图：
软硬链接
软链接是一个独立的文件，文件内容是链接文件的路径。创建一个新inode
硬链接创建一个新的文件名，与链接文件的inode映射。不创建新的inode，增加该inode的引用计数