文件系统概念
Linux文件系统是操作系统用于管理存储设备（如硬盘、SSD、U盘等）上数据存储和组织的核心组件，它定义了文件的命名、存储、检索、更新以及权限控制等规则。
理解文件系统
当我们使用ls -l会看到
ls -l
我们会看到每行包含七列：模式；软硬链接数；文件所有者；组；大小；文件最后修改时间；文件名
认识磁盘
磁盘是电脑上唯一一个机械设备，也是一个外设。
磁盘的组成
磁盘主要由盘片，磁道，扇区，读写头，磁头臂和主轴这些部分组成。它们的作用分别是：
盘片：数据存储的物理介质
读写头：数据的读取和写入
磁头臂：定位磁头到指定磁道
主轴：驱动盘片高速旋转
磁道：数据存储的基本环形单元
扇区：最小的可寻址存储单元
磁盘访问的最基本单元是扇区，通常为512字节或4kb。
磁盘寻址方式
我们可以把磁盘看做由无数个扇区构成的存储介质。要把数据存储到磁盘中，首先要定位到扇区，哪一面，哪一个磁头->哪一个磁道->哪一个扇区。磁头在磁盘高速旋转时左右摆动本质是定位磁道和扇区的过程。
CHS寻址方式
CHS是传统的磁盘物理寻址方式，它通过三维坐标来精确定位磁盘上的每一个扇区。
三维寻址结构
CHS 坐标：(柱面号, 磁头号, 扇区号)
↓
磁盘物理位置寻址过程
主机请求：CHS = (120, 2, 5)
↓
1. 磁头臂移动到第120柱面（寻道）
2. 选择第2号磁头（激活对应盘面的磁头）
3. 等待盘片旋转到第5扇区
4. 读取/写入数据每个磁盘都有固定的CHS参数如：最大柱面数（C）的典型值1024，最大磁头数（H）的典型值255（受限于8位），最大扇区数（S）的典型值63
寄存器
类别
寄存器按功能可分为四大核心类别：控制寄存器、数据寄存器、地址寄存器、状态寄存器。每类寄存器都有特定的功能和用途，共同协作完成CPU的各种任务。
控制寄存器：用于存储控制信息，控制CPU的操作模式和功能。例如，程序状态字（PSW）中的标志位、中断允许位、工作模式位等都属于控制寄存器。
数据寄存器：用于暂存参与运算的数据，是CPU与内存之间数据交换的缓冲器。在运算过程中，数据从内存读取到数据寄存器，经过ALU运算后结果再写回数据寄存器。
地址寄存器：用于存放内存地址，指示CPU要访问的内存单元位置。如程序计数器（PC）存放下一条指令地址，基址寄存器、变址寄存器等用于形成有效地址。
状态寄存器：用于记录CPU执行指令后的状态信息，如进位标志（CF）、零标志（ZF）、溢出标志（OF）等。这些标志位会影响后续的条件转移指令执行。
CPU通过寄存器与磁盘（I/O设备）进行数据和控制交互
核心机制：CPU并非直接操作磁盘数据，而是通过读写磁盘控制器上的一组寄存器来下达命令、传递参数并获取状态。
寄存器功能分工：
控制寄存器：CPU通过向其中写入命令（如r/w，即读/写）来控制磁盘启动某项操作。
地址寄存器：CPU向其中写入要访问的数据位置。
数据寄存器：作为数据传输的缓冲区。写操作时，CPU将待写入的数据放入此寄存器；读操作时，CPU从此寄存器读取磁盘准备好的数据。
状态寄存器：磁盘将操作结果和当前状态（如是否忙、是否出错）写入此寄存器，供CPU读取判断。
文件系统的基本功能
数据组织：将存储设备划分为固定大小的块（如4KB），并通过元数据（如inode）记录文件属性（权限、大小、位置等）。
命名空间：提供树形目录结构（以/为根），支持文件/目录的层次化命名。
访问控制：通过权限位（rwx）、ACL（访问控制列表）限制用户对文件的访问。
数据持久化：确保文件在系统重启后仍可访问，并通过日志等机制保证崩溃一致性。
inode
上图为磁盘文件系统图
boot block：（管理操作系统启动的相关信息)在每个分区的头部，将剩下的部分划分成n个block group。
Block Group：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。政府管理各区的例子
超级块（Super Block）：存放文件系统本身的结构信息。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，描述块组属性信息（它是这个块组的"详细目录"。它记录了本块组内其他各个部分（位图、inode表、数据块区域）的起始块和状态信息。操作系统通过它快速定位到本块组的管理数据。）
块位图（Block Bitmap）：Block Bitmap中记录着Data Block中哪个数据块已经被占用，哪个数据块没 有被占用（它本质上是一个巨大的二进制（0/1）地图，每一位（bit）对应本块组内的一个数据块。0表示这个数据块是空闲的。1表示这个数据块已被占用。）
inode位图（inode Bitmap）：每个bit表示一个inode是否空闲可用。
i节点表:存放文件属性 如 文件大小，所有者，最近修改时间等
数据区：存放文件内容
核心定义：inode 是文件系统中用于存储文件元数据的数据结构。它不包含文件的内容，而是包含文件的属性。
inode存储的关键信息：
#define NUM 15：这是一个宏定义，表明后续的 blocks数组大小为 15。这里的数字 15 是一个简化的例子。在实际的经典文件系统（如 ext2）设计中，inode 中用于存储数据块指针的数组通常有 12 个直接指针、1 个一级间接指针、1 个二级间接指针和 1 个三级间接指针，总共 15 个"槽位"。这能支持从几 KB 到 TB 级别的文件大小。
inode number：这个字段存储 inode 的编号。它是 inode 在文件系统中的唯一标识，类似于身份证号。内核通过这个编号在磁盘的 inode 表中定位具体的 inode。
文件类型：用于标识这个 inode 代表的是普通文件、目录、符号链接、设备文件（字符/块设备）、管道还是套接字等。
权限：存储经典的 Unix 文件权限位，即 rwxrwxrwx（所有者、组用户、其他用户的读、写、执行权限）。
引用计数：这是一个极其关键的字段。它记录了这个 inode 当前被多少个目录项（即硬链接）引用。只有当引用计数降为 0 时，系统才会真正释放这个 inode 及其占用的数据块。这正是硬链接的工作原理。
拥有者与 所属组：通常存储用户的 UID 和组的 GID，用于进行文件访问权限的归属判断。
ACM时间：这是三个时间戳的合称，通常包括：A-time (Access Time): 最后一次访问文件内容的时间（如 cat, less）。C-time (Change Time): 最后一次更改文件inode元数据的时间（如修改权限、重命名）。M-time (Modify Time): 最后一次修改文件内容的时间。
int blocks[NUM]：这是 inode 的核心数据。这个数组存储了文件内容所在的物理磁盘块号。
其工作方式是一个多级索引结构（以经典的 ext2 为例，这也是为什么 NUM=15 的常见原因）：
blocks[0]到 blocks[11]：直接指针。它们直接指向文件的前 12 个数据块。对于小文件（如 ≤ 48KB，假设块大小为 4KB），这就足够了。
blocks[12]：一级间接指针。它指向一个数据块，但这个数据块不存文件数据，而是存满了更多指向数据块的指针。这可以寻址更多的数据块。
blocks[13]：二级间接指针。它指向一个块，这个块里存的指针，每个又指向一个块，那些块里存的才是最终的数据块指针。这形成了两级索引。
blocks[14]：三级间接指针。原理同上，形成三级索引，可以支持非常大的文件。
文件系统的工作流
创建文件：
（1）系统先在 inode 位图 中找一个空闲位，标记为占用。
（2）在对应的 inode 表 位置初始化一个 inode 结构，填写权限、所有者等信息。
（3）根据文件大小，在 块位图 中找若干个空闲数据块，标记为占用。
（4）将找到的数据块编号（指针）填入 inode 的"数据块指针"字段。
（5）最后，在父目录的"目录文件"（它本身也占用数据块）中，添加一条记录：文件名 -> inode编号。
读取文件：
（1）从根目录 /的 inode 开始，找到其数据块，在里面找到 home的 inode 编号。
（2）进入 home目录的数据块，找到 user的 inode 编号。
（3）进入 user目录的数据块，找到 hello.txt的 inode 编号（假设是 12345）。
（4）关键步骤：根据编号 12345，定位到它所在的块组和 inode 表 中的具体位置。
（5）从该 inode 中读取权限信息（检查你是否能读）和数据块指针。
（6）根据指针，去 Data blocks 区域找到对应的数据块，将内容读取出来。
dentry缓存：
dentry 缓存 是 Linux 内核维护的一个内存中的数据结构，用于缓存最近使用过的 dentry 对象。
当我们需要查找文件时，直接在缓存中查找，避免读盘。
软硬链接
硬链接
硬链接 本质上是在同一个文件系统内，为同一个 inode 创建多个不同的文件名。换句话说，硬链接是指向同一个 inode 的目录条目。
创建命令
ln 源文件 硬链接文件名
例：
ln original.txt hardlink.txt工作原理
当你创建硬链接时，系统并没有创建新的文件内容，也没有创建新的 inode。它只是在另一个目录（或同一目录）下，创建了一个新的目录条目，这个新条目中的 inode 编号 和源文件完全相同。inode 结构体中有一个字段叫 "链接计数"。创建硬链接后，这个计数会 +1。
关键特性
（1）无法区分：所有硬链接都是平等的。你无法区分哪个是"原始文件"，哪个是"链接"。它们共享同一个 inode，访问任何一个效果都一样。
（2）同步更新：修改任何一个硬链接的内容，其他所有硬链接的内容都会同步改变，因为它们指向的是同一份数据。
（3）删除机制：删除一个硬链接，只是删除了一个指向该 inode 的目录条目，inode 的"链接计数"会 -1。只有当链接计数减到 0 时，inode 和其占用的数据块才会被真正释放。这是硬链接最核心的特性。
（4）限制：
不能跨文件系统：因为 inode 编号只在同一个文件系统内是唯一的。你不能为一个在 /dev/sda1上的文件，在 /dev/sda2上创建硬链接。
不能对目录创建硬链接：这是为了防止目录树中出现循环，导致文件系统工具（如 find, tar）陷入无限循环。只有超级用户可以创建目录的硬链接。
软链接
软链接，也叫符号链接，是一个独立的文件，它有自己的 inode 和数据块。软链接文件的内容很特殊：它只存储了目标文件的路径字符串。
创建命令
ln -s 目标文件 软链接文件名
例：
ln -s original.txt softlink.txt工作原理
（1）当你创建软链接时，系统会创建一个新的文件，分配一个新的 inode 和新的数据块。
（2）这个新文件的内容不是你的文档或代码，而是目标文件的路径（例如 original.txt）。
（3）当你访问软链接时，系统会读取这个路径，然后去查找真正的目标文件。
关键特性
（1）依赖目标文件：软链接只是一个"快捷方式"。如果删除或移动了目标文件，软链接就会"断链"，变成一个"悬空链接"。访问它会报错 "No such file or directory"。
（2）独立文件：软链接有自己的 inode、权限和时间戳。它的文件大小就是它存储的路径字符串的长度。
（3）权限特殊：软链接实际访问权限由目标文件决定。
（4）灵活性强：可以跨文件系统：因为它只存路径，所以可以链接到另一个硬盘或网络存储上的文件。可以链接到目录：这是软链接的一个巨大优势，常用于目录的快捷方式。
核心区别
|-------|-----------------|---------------|
| 特性 | 硬链接 | 软链接 |
| 本质 | 同一个 inode 的多个别名 | 一个存储了路径的特殊文件 |
| inode | 相同 | 不同 |
| 跨文件系统 | 不可以 | 可以 |
| 链接目录 | 一般不允许 | 允许 |
| 文件大小 | 与原文件相同 | 等于路径字符串长度 |
| 删除源文件 | 只是链接数减1，数据仍在 | 链接断链，无法访问 |
| 关系 | 如一个人的多个名字 | 如windows的快捷方式 |
页框（页帧）
核心背景
分页机制：
现代操作系统都使用虚拟内存技术。其核心思想是：每个进程都拥有一个独立的、连续的、巨大的虚拟地址空间（例如，32位系统是4GB，64位系统则巨大无比）。然而，物理内存（RAM）是有限的，并且可能不连续。分页机制 将虚拟地址空间和物理内存都划分成固定大小的块。虚拟内存中的块称为页，物理内存中的块称为页框。操作系统通过页表 来维护虚拟地址空间中的"页"到物理内存中"页框"的映射关系。
页
定义：页是虚拟内存的基本管理单位。它是进程视角下的内存单元。
特点：（1）存在于虚拟地址空间中。
（2）大小固定，通常为 4KB（在 x86-64 架构下）。现代系统也支持更大的页，如 2MB 或 1GB（称为大页，Huge Pages）。
（3）一个进程的代码、数据、堆、栈等，都被分割成一个个页。
（4）页是逻辑上连续的，但在物理内存中，它们所映射的页框可能是不连续的。
页框（页帧）
定义：页框是物理内存的基本管理单位。它是物理内存被划分成的固定大小的块。
特点：（1）存在于物理内存（RAM） 中。
（2）大小与页完全相同（如 4KB），以便一一对应。
（3）页框是物理上连续的内存块。
（4）操作系统内核维护着所有页框的状态（空闲、已分配、脏页等）。
页、页框和页表的关系
工作流程
映射：当进程访问一个虚拟地址（例如，在虚拟页 #1 中）时，CPU 的内存管理单元会查阅该进程的页表。
查找：在页表中找到对应的页表项。页表项中包含了该虚拟页映射到了哪个物理页框（例如页框 8），以及一些控制位（如是否存在、是否可写）。
转换：如果该页的"存在位"为 1，表示它已被加载到物理内存中。MMU 将虚拟地址转换为物理地址：物理地址 = 页框基址 + 页内偏移。
访问内存：CPU 使用这个物理地址去访问物理内存（RAM）中的相应页框。
缺页异常：如果页表项中的"存在位"为 0（如图中的虚拟页 #2），表示该页不在物理内存中。这会触发一个缺页异常。
处理缺页：操作系统接管控制权：从磁盘（交换分区或文件）中加载所需的数据。在物理内存中找到一个空闲的页框。将数据从磁盘读入这个页框。更新页表项，使其指向这个新的页框，并将"存在位"置 1。然后，重新执行之前失败的指令，这次就能成功访问了。
操作系统管理内存
现代操作系统几乎都采用基于分页的虚拟内存机制。这是内存管理的基石。