前言
本章重点：
1.理解磁盘物理结构
2.掌握CHS和LBA地址
3.掌握Ext系列文件系统原理
4.理解分区、格式化、路径解析、挂载等过程和操作
5.理解软硬链接和使用
一、理解硬件
1.1 磁盘、服务器、机柜、机房
磁盘我们这里讨论的是机械磁盘：
机械磁盘是计算机中唯一的一个机械设备
磁盘是外设
磁盘的特点有：慢、容量大、价格便宜
机房是最大的物理空间，里面放满了机柜；机柜里插满了服务器；服务器里装着磁盘。
1.2 磁盘物理结构
1.3 磁盘的存储结构
扇区： 是磁盘存储数据的基本单位，512字节，块设备
每个磁道都被分为很多的扇形区域，每道的扇区数量相同（现代也可能不相同）
磁头不直接与磁盘接触，而是在磁盘表面上一层薄薄的气垫上飞翔
磁头左右摆动的本质是在定位磁道
盘片旋转的本质是在确定哪一个磁道（柱面），定位该磁道（柱面）上的哪一个扇区
扇区的定位：
①：首先是选择磁头（header）
②：选择磁道（cylinder）
③：选择扇区（sector）
这种方法叫做CHS地址定位
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
磁头数：每一个盘片一般有上下两面，分别对应一个磁道，共两个磁道
磁道数：磁道是从盘片外圈往内圈编号，靠近主轴的同心圆用于停靠磁头，不存储数据
柱面数：磁道构成柱面，数量上等于磁道数
扇区数：每个磁道被切分成很多扇形区域，一般来说每一道的扇区数量相同
圆盘数：就是盘片的数量
磁盘容量= 磁头数 * 柱面数（也是磁道数） * 每道扇区数 * 每个扇区的字节数
知道了柱面、磁头、扇区，显然就可以定位数据了，这就是数据定位（寻址）方法之一，叫做CHS寻址方式
1.4 磁盘的逻辑结构
1.4.1 理解过程
类比磁带，我们知道磁带就是一圈圈围起来的
磁带上可以存储数据，我们可以把磁带拉直，形成线性结构、
其实磁道的本质上虽然是硬质的，但是逻辑上我们可以把磁盘想象成卷在一起的磁盘，那么磁盘的逻辑存储结构我们也可以雷类似于：
这样每一个扇区就有了一个线性地址（也就是数组下标），这种地址叫做LBA
1.4.2 真实过程
事实上，传动臂上的磁头是共进退的
柱面是一个逻辑上的概念，其实就是每一个面上，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j卷起来的
真实情况是：
某一盘面的某一个磁道展开:是一个一位数组
柱面：整个磁盘所有盘的面的同一个磁道，即柱面展开
柱面展开就是二维数组了
那么整盘展开呢？
整个磁盘就是多张二维的扇区数组表（也就是三维数组）
所以，寻址一个扇区：先找到哪一个柱面，再确定柱面内哪一个磁道（其实就是磁头位置head），再确定扇区（Sector），所以就有了CHS
我们学习C/C++，我们知道不管是几维数组其实全部都是一维数组（在内存中这样存储）
所以，每一个扇区都有一个下标，我们叫做LBA（Logical Block Address）地址，其实就是线性地址，所有怎么计算得到这个LBA地址呢？
OS只需要LBA就可以，LBA地址转成CHS地址，CHS转换成LBA是磁盘自己来做
1.5 CHS && LBA地址
CHS转换成LBA：
①：磁头数 * 每磁道扇区数 = 单个柱面的扇区总数
②：LBA = 柱面号C * 单个柱面的扇区总数 + 磁头号H * 每磁道扇区区数 + 扇区号S -1
也就是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，上层开机时会获取到这些参数
LBA转换成CHS：
柱面号C = LBA // （磁头数*每磁道扇区数）【也就是单个柱面的扇区总数】
磁头号H = （LBA % 每磁道扇区数）// 每磁道扇区数
扇区号S = （LBA % 每磁道扇区数）+1
二. 引入文件系统
2.1 引入"块"概念
硬盘是典型的"块设备"，操作系统读取硬盘数据的时候，其实是不会一个一个扇区的读取，这样的效率太低，而是一次性连续读取多个扇区，即一次性读取一个块（Block）
磁盘的每一个分区是被划分为一个个"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，最常见的是4KB，即连续八个扇区组成一个块，"块"是文件存取的最小单位
注意：
①：磁盘就是一个三维数组，我们把它看待成一个"一维数组"，数组下标就是LBA，每一个元素都是扇区
②：每个扇区都有LBA，那么8个扇区一个块，每一个块的地址我们也可以算出来
③：知道LBA ：块号= LBA / 8
④：知道块号：LBA= 块号*8 + n（n是块内第几个扇区）
2.2 引入"分区"概念
其实磁盘是可以被分成多个分区（partition）的，以Windows观点来看，一块磁盘会被分成CDE盘，C、D、E就是分区，分区从实质上就是对硬盘的一种格式化，但Linux的设备都以文件的形式存在，那怎么分区的呢？
柱面是分区的最小单位，我们可以参考柱面号码的方式来进行分区，其本质就是设置每个区 其实柱面和结束柱面号码，此时我们可以将硬盘上的柱面（分区）进行平铺，将其想象成一个大的平面
2.3 引入"inode"概念
文件 = 属性 + 数据，使用ls -l的时候看到的除了文件名，还能看到数据（属性）
展示出来的包含七列：
分别是模式、硬件链接、文件所有者、组、大小、最后修改时间、文件名
ls -l 读取存储在磁盘上的文件信息，然后显示出来
我们还可以使用stat命令来读取，可以看到更多的信息：
我们要思考一个问题，文件数据都存储在"块"中，那么显然我们还要找到一个地方存储文件的元信息（属性信息），这种存储元信息的区域就是inode，"索引节点"
每一个文件都有对应的inode，里面包含了与该文件相关的一些信息
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
我们已经知道硬盘是典型的"块"设备，操作系统读取硬盘数据的时候，读取的基本单位是"块"，块又是硬盘每个分区下的结构，难道每个块是随意在分区上排布的吗，怎么找到块呢？
上面提到的存储文件属性的inode又是怎么放置的？
三、Ext2文件系统
3.1 宏观认识
想要在硬件上存储文件，**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系统中最常见的是Ext2系列的文件系统
ext2 文件系统将整个分区划分为若干个同样大小的块组（Block Group），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 Block/Sector）的大小是确定的，为1KB，又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
3.2 Block Group
ext2 文件系统或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
3.3 块内部构成
3.3.1 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Block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等等，super Block的信息被破坏，可以说整个文件系统结构就被破坏了
超级块在每个块组的开头都有一份拷贝（第一个块组必须有，后面的块组可以没有）。 为了保证文 件系统在磁盘部分扇区出现物理问题的情况下还能正常工作，就必须保证文件系统的super block信 息在这种情况下也能正常访问。所以一个文件系统的super block会在多个block group中进行备份， 这些super block区域的数据保持一致。
3.3.2 GDT（Group Describe Table）
块组描述符表，描述块组属性信息，整个分区分成过个块组就对应着多少个块组描述符，每个块组描述存储一个块组的描述信息，块组描述符在每一个块组的开头都有一份拷贝
3.3.3 块位图（Block Bitmap）
记录着Data Block中那个数据块已经被占用，那个数据块没有被占用
3.3.4 inode位图（Inode Bitmap）
每一个Bit表示一个Inode是否空闲可用
3.3.5 i结点表（inode Table）
存放文件属性
当前分组所有Inode属性集合
Inode编号以分区为单位，整体划分，不可跨分区
3.3.6 Data Block
数据区：存放文件内容
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目录的数据块中
Block号按区划分，不可跨分区
3.4 Inode和datatable映射
创建一个文件主要有以下4个操作：
1.存储属性
内核先找到一个空闲的结点，内核把文件信息记录到其中
2.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
3.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
4.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
3.5 目录与文件名
目录也是文件，但是磁盘上没有目录的概念，只有文件属性+文件内容的概念
目录保存的内容是：文件名和Inode号的映射关系
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
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
3.6 路径解析
打开当前工作目录文件，查看当前工作目录文件的内容?当前工作目录不也是文件吗？我们访问 当前工作目录不也是只知道当前工作目录的文件名吗？要访问它，不也得知道当前工作目录的inode 吗？
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。
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
open文件，提供了路径
3.7 路径缓存
Linux磁盘中，存在真正的目录吗
不存在，只有文件。只保存文件属性+文件内容
访问任何文件，都要从/目录开始进行路径解析
原则上是，但是这样太慢，所以Linux会缓存历史路径结构
Linux目录的概念，怎么产生的
打开的文件是目录的话，由OS自己在内存中进行路径维护
每个文件其实都要有对应的dentry结构，包括普通文件。这样所有被打开的文件，就可以在内存中 形成整个树形结构
整个树形节点也同时会隶属于LRU(Least Recently Used，最近最少使用)结构中，进行节点淘汰 • 整个树形节点也同时会隶属于Hash，方便快速查找
更重要的是，这个树形结构，整体构成了Linux的路径缓存结构，打开访问任何文件，都在先在这 棵树下根据路径进行查找，找到就返回属性inode和内容，没找到就从磁盘加载路径，添加dentry 结构，缓存新路径
3.8 挂载分区
分区写入文件系统，无法直接使用，需要和指定的目录关联，进行挂载才能使用
可以根据访问目标文件的"路径前缀"准确判断我在哪一个分区
四、软硬件连接
4.1 硬链接
真正找到磁盘上文件的并不是文件名，而是inode。其实在linux中可以让多个文件名对应 于同一个inode
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 263466 的硬连接数为2
我们在删除文件时干了两件事情：1.在目录中将对应的记录删除，2.将硬连接数-1，如果为0，则 将对应的磁盘释放
4.2 软链接
硬链接是通过inode引用另外一个文件，软链接是通过名字引用另外一个文件，但实际上，新的文件和 被引用的文件的inode不同，应用常见上可以想象成一个快捷方式
