目录
[一 理解硬件](#一 理解硬件)
[1 磁盘，服务器，机柜，机房](#1 磁盘，服务器，机柜，机房)
[2 磁盘物理结构](#2 磁盘物理结构)
[3 磁盘的存储结构](#3 磁盘的存储结构)
[CHS 寻址法](#CHS 寻址法)
[4 磁盘的逻辑结构](#4 磁盘的逻辑结构)
[（2） 真实过程](#（2） 真实过程)
[5 CHS&&LBA地址](#5 CHS&&LBA地址)
[CHS 转 LBA：](#CHS 转 LBA：)
[LBA 转 CHS：](#LBA 转 CHS：)
[二 引入文件系统](#二 引入文件系统)
[1 引入"块"的概念](#1 引入“块”的概念)
[2 引入"分区"概念](#2 引入”分区“概念)
[3 引入"inode"概念](#3 引入“inode”概念)
[三 EXT*文件系统](#三 EXT*文件系统)
[1 宏观认识](#1 宏观认识)
[2 Block Group](#2 Block Group)
[3 块组内部构成](#3 块组内部构成)
[（1）超级块（Super Block）](#（1）超级块（Super Block）)
[（3）位块图（Block Bitmap）](#（3）位块图（Block Bitmap）)
[（4）inode位图（inode Bitmap)](#（4）inode位图（inode Bitmap))
[（5）节点表（inode Table)](#（5）节点表（inode Table))
[(6)Data Block](#(6)Data Block)
[4 几个问题](#4 几个问题)
一 理解硬件
1 磁盘，服务器，机柜，机房
机械磁盘是计算机中唯⼀的⼀个机械设备
• 磁盘---外设
• 慢
• 容量⼤，价格便宜
2 磁盘物理结构
SSD是固态硬盘
对于硬盘而言，离CPU越远，造价越低。中小企业是没有能力自建机房的，只能靠云服务商
微观层面的磁盘：
微观上的磁盘，用磁性南北极的方式区分0，1
不同的点击特性下，0，1的本质是不一样的，所以表示0，1的方式不一样
用光电信号的有无，疏密程度不一样，区分0，1
当数据从一个外设拷贝到另一个外设，拷贝1时，把磁盘的南北极，转化为内存认识的0，1.但是在底层把差异化屏蔽了，所以上层只认为把1搬到了另一个设备
磁盘的使用寿命是3-5年
国家规定，磁盘一旦从互联网公司报废之后，就必须对全面的数据进行擦除，销毁
3 磁盘的存储结构
磁盘的盘片不是只有一片，而是有很多片
扇区：是磁盘存储数据的基本单位，512字节，块设备
一个磁盘的每一个面上，都有一个磁头
磁头可以访问一个盘片上的任意位置
所以，三篇六面的盘片，一定有六个磁头，如下图所示
所有的磁头都会被连接到一个传接臂上，所以这六个磁头共进退
一个面上有无数个同心圆，每个同心圆叫做磁道，磁头移动是一个寻找刺刀的过程
每一个磁道也是连续的：是由一个一个小节构成的，而两个相邻的小节之间是有间隙的，每个小节叫做扇区
扇区是磁盘存储数据的基本单位。每个扇区有512个字节
所以读取磁盘时，一次最少有512个字节
- 磁头：一次操作只使用一个磁头，不确定在哪个磁道、哪个扇区。
- 磁头移动：磁头移动过程就是寻道。
- 编号规则 ：
- 磁头、磁道编号从0开始；
- 扇区编号从1开始；
- 一个磁盘的第一个扇区编号为001；
- 三个参数（磁头、磁道、扇区）确定一个扇区。
柱面（Cylinder）
磁头转到同一位置，相同半径的磁道在逻辑上连在一起，称为柱面。
CHS 寻址法
- CHS ：代表Cylinder（柱面）、Head（磁头）、Sector（扇区），是早期磁盘的寻址方式。
- 命令：fdisk（sudo提权）：在系统中描述系统的物理盘，把物理盘的信息返回回来
- 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
- 存在问题 ：
- 系统需要提前获取磁盘的磁头、磁道、扇区数量，否则无法访问；
- 如果磁盘结构改变，直接使用 CHS 不是最优解。
扇区特性
- 从内圈看，内部扇区比外部扇区的物理尺寸小；
- 我们以为内部扇区数据更紧密，外部更稀疏，但是其实每个扇区的容量均为512 字节。
4 磁盘的逻辑结构
（1）理解过程
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)，这种地址叫做 LBA
（2） 真实过程
磁盘的盘片是实心的
所有的磁头都是共进退的 在访问磁盘时，一定是先定位访问的目标扇区，在哪个柱面，后面在确定在哪个磁头上
所以CHS定址法， C在最前面 因为要先寻找柱面
磁道的真实情况是：
磁道：
某⼀盘面的某⼀个磁道展开：
即：⼀维数组
柱面：
整个磁盘所有盘面的同⼀个磁道，即柱面展开：
柱面上的每个磁道，扇区个数是⼀样的
这不就是⼆维数组吗
整盘：
整个磁盘不就是多张二维的扇区数组表（三维数组）
所以，寻址一个扇区：先找到哪一个柱面 (Cylinder)，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 。
我们之前学过 C/C++ 的数组，在我们看来，其实全部都是一维数组：
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。
所以我们怎么定位磁盘中任意一个扇区？
三维数组中：sector array[][][]
我们先找到第一个下标：确定在哪个柱面，之后就转化为二维数组问题；之后找到在哪个面上，对应磁头；最后确认在这个磁道上，对应哪个扇区
所以CHS就是数组下标！
怎么理解二维数组？三维数组？
二维数组在物理结构上也是线性的 其实二维数组就是两个一维数组
那么相应的，三维数组也是三个二维数组--->也是线性的，所以我们就能把二维数组和三维数组都转化成一维数组
结论：在C/C++中，所有数组在我们心目中，只有一维数组
所以把磁盘想象成一维数组（实际是三维结构）。多个柱面合起来，叫做一个磁盘；一个柱面内包含多个磁道；一个磁道内包含多个扇区
磁盘是以柱面为单位的一维数组
抽象成一维数组，是谁抽象的？整个数组，需要物理定义吗？
是操作系统抽象的；整个数组不需要物理定义，只需获取磁盘的几个参数（例如：总容量，扇面大小，柱面，盘面......）
活得这些参数，操作系统就会动态的获得，计算磁盘内一共会有多少个扇区--->有了类似地址空间的概念
那怎么知道哪个扇区用了，哪个没有用？
LBA地址是操作系统抽象的，磁盘是一个三维数组，访问任何一个盘区必须访问CHS，它需要三个参数 所以任何一个扇区的下标，一定能转化成三种参数
所以LBA和CHS能相互转化
5 CHS&&LBA地址
LBA和CHS地址转化时，本质问题是一维数组下标，转化成三维数组下标
CHS 转 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
- 总柱面数、磁道个数、扇区总数等信息，在磁盘内部会自动维护，上层系统开机时会获取到这些参数。
LBA 转 CHS：
- 柱面号 C = LBA // (磁头数 × 每磁道扇区数)【即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（整除）
因此，对于磁盘使用者而言，无需关注 CHS 地址，只需直接使用 LBA 地址即可，磁盘内部会自行完成地址转换。综上：从逻辑层面来看，磁盘可视为一个元素为扇区的一维数组，数组的下标就是对应扇区的 LBA 地址。操作系统访问磁盘时，只需通过一个数字（LBA 地址）就能精准定位到目标扇区。
二 引入文件系统
1 引入"块"的概念
我们直接访问磁盘会产生问题：（1)操作系统和硬件在数组块上的认知，产生强耦合 （2）磁盘是一个机械设备，一次访问512个字节，如果数据量太小，会导致IO效率降低
一个一个扇区的读，效率太低---->我们引入"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时，并不会逐个扇区读取（这种方式效率过低），而是一次性连续读取多个扇区 ------ 也就是一次性读取一个 "块"（block）。
硬盘的每个分区会被划分为一个个的 "块"。一个 "块" 的大小在格式化时确定，且确定后无法更改，最常见的大小是 4KB（即由连续 8 个扇区组成一个 "块 "）。"块" 是文件存取的最小单位
块一般是4KB--->在LBA上必须是连续的8个扇区，那么LBA/8就是块号
在文件系统层面上，只认块
从块到LBA到CHS，最后到磁盘，此时磁盘就可以读到4KB的地址
操作系统要不要把大量访问磁盘的请求管理起来？
要！先描述，在组织 被保存在一个结构体里面
2 引入"分区"概念
在操作系统里面，不需要把所有的块都定义出来，只需要知道有多少个块
假设磁盘的大小是800GB，那我我们只要能管理好其中的200GB，剩下没有被管理的部分，就可以借鉴这部分已经被管理的方法：crtl+c crtl+v----->这个过程，就是对磁盘分区
例如：一个笔记本电脑里面原本只有一个盘，我们所看到的C，D，E....盘，其实是经过我们对磁盘进行分区
分区只需记住起始块号和尾块号，我们就能知道该分区有多大
进一步把分区划分成无数个组--->把管理磁盘转化成管理组
像这种把大问题拆分成小问题---->分治思想
相比管理国家，就要简单很多，因为每个地区的管理方法不一样，一个地区的管理方法不能用在另一个地区上
3 引入"inode"概念
要管理磁盘，必须先向磁盘中写入要管理的数据，才能管理
我们以一个组为例：
在磁盘中，含有一个叫做MBR的结构：它的作用是定位操作系统，内含分区表
文件系统是以分区为单位的！
我们都知道：文件=文件内容+文件属性，在Linux中，我们所讲的文件系统都是EXT*系列的，EXT*系列的特点是文件的属性和内容是分开存储的
我们来通过上面的图片，了解一下Block Group（一个组）中每部分的简介：
Super Block是描述整个文件系统的管理信息
GDT是组描述符表
Block Bitmap是一个位图结构，包含：比特位的位置--->可以和块号进行映射，比特位的内容----->表明对应的块是否被占用，1表示被占用，0表示没有被占用（用量衡量一个组里面块的使用情况）
inode Bitmap：也叫做inode位图，：用1 个 bit 对应 1 个 inode，通过 bit 的位置与 inode 表（inode table）中的具体 inode 一一映射。bit 值为1表示对应 inode已被占用（有效），bit 值为0表示对应 inode空闲可用（无效）。
inode Table：存放文件属性和当前分组所有inode属性的集合
Data Blocks：相当于磁盘块的集合，每一个块都有唯一标识-->块号（是属于文件系统内唯一的）
不需要记住每个块号是几，只需要在GDT中查到起始块号是几，这个组里有几个块，就知道每个块的地址
怎么知道哪些块被使用了？
因为存在Block Bitmap，就是一组连续的0，1 用0，1的个数，衡量组内中块的使用情况
由0置1，由1置0，是内存操作---->在内存中才能修改，加载到内存，修改完被刷新出去
文件属性是由一个struct inode保存，一个文件一个inode（是一个结构体变量可以直接写到磁盘上）每个人身上都有属性，属性的类别一样（身高，体重.......），但是属性的值都不一样---->文件属性类别相同，属性值不同，那么决定inode每个字段的名称，类别一样，值不一样（对于一个结构体而言，它的大小是固定的）
所以在Linux中用固定大小的inode结构体保存文件属性，一般是128字节
文件名没有在inode中保存---->原因1：文件名是字符串，可大可小，没有办法放到固定大小的inode中
可能在一个inode Table中保存了几万个inode，怎么知道谁是谁？且文件名不保存在inode中
在inode中，会存在一个inode编号----->在整个文件系统中是唯一的
怎么知道哪些inode被占用？
inode Bitmap也是位图，每一个Bit位表示inode是否空闲。：用1 个 bit 对应 1 个 inode，通过 bit 的位置与 inode 表（inode table）中的具体 inode 一一映射。bit 值为1表示对应 inode已被占用（有效），bit 值为0表示对应 inode空闲可用（无效）
新建大小为0字节的文件，占不占磁盘空间？
占！只是不占据数据块，但是占inode Table，至少占128个字节的inode属性
查找文件，是通过inode number，找到文件的属性，但是文件的内容怎么获取？
在inode属性列表，存在一张映射表（32位），其中保存了一个文件对应的快号
三 EXT*文件系统
1 宏观认识
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。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，我们仍是以较老的 ext2 作为演示对象。
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 Block/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。
2 Block Group
ext2 文件系统会依据分区大小，将其划分为若干个块组（Block Group），并且每个块组都采用相同的结构组成。
3 块组内部构成
（1）超级块（Super Block）
存放文件系统本身的结构信息，用于描述整个分区的文件系统信息。记录的主要信息包括：block 和 inode 的总量、未使用的 block 和 inode 数量、单个 block 和 inode 的大小、最近一次挂载时间、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相关信息。Super Block 的信息一旦被破坏，整个文件系统结构也就随之被破坏。
在EXT文件系列，inode个数和Block的个数都是固定且一样的
如果知道一个文件的Inode号，怎么在分区里找到文件？包括内容和属性
因为每个分组的Inode号是固定的，所以可以直接通过除，模运算，确定在哪个组里
（2）GDT
块组描述符表用于描述块组的属性信息，整个分区被划分为多少个块组，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，例如该块组中 inode Table 的起始位置、Data Blocks 的起始位置、空闲 inode 和数据块的剩余数量等。块组描述符在每个块组的开头都保存有一份副本。
（3）位块图（Block Bitmap）
Block Bitmap 中记录着 Data Block 中哪些数据块已被占用，哪些数据块未被占用。
（4）inode位图（inode Bitmap)
每个BIt表示一个inode是否空闲可用
（5）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
(6)Data Block
数据区：用于存放文件内容，由一个个 Block 组成。根据文件类型不同，分为以下几种情况：
-
对于普通文件，文件数据直接存储在数据块中。
-
对于目录，该目录下的所有文件名和目录名存储在对应目录的数据块中；除文件名外，`ls -l` 显示的其他信息则保存在对应文件的 inode 中。
-
Block 编号以分区为单位进行划分，不可跨分区使用。
4 几个问题
知道一个文件的inode，怎么理解增删查改？
删除操作：找到inode号，找到对应的inode BItmap对应的位置，后把位图中表示该节点的比特位改成0，后找到Inode的映射表，找到文件对应数据块的块号信息，找到Block Bitmap文件所占据的所有数据由1改为0----->两个位图由1变0
不用清空inode Table和Data Blocks
恢复文件：也就是把位图由0置1
查找：要用到特殊工具
如果一个小时前删除了文件，但是现在要恢复，已经忘记了inode号怎么办？在操作系统的工作日志中，会记录你删除了哪个文件以及对应的inode号
误删文件，做好的做法是什么？什么都不做
磁盘内部会包含分区表，文件系统，Super Block（sb）、块组描述符表（gdt）、块位图、inode 位图、inode 表、数据块 等结构。他们统一称为磁盘的管理文件
为什么文件名不在inode中？文件名在哪？
文件名存储在目录文件的目录项（dirent）中：
目录本身是一个特殊文件，它的 inode 指向的数据块中，存储着若干个目录项（dirent），每个目录项包含两部分：文件名和对应的inode 号。
当我们通过路径（如/home/user/file.txt）访问文件时，系统会从根目录开始，依次解析每个目录的目录项，找到对应 inode 号，最终定位到目标文件的 inode，再通过 inode 访问文件内容。
理解什么是目录：
（1）文件出门访问文件只能通过inode number
（2）文件目录是文件--->目录由属性+内容构成
其中：属性和普通文件的属性类别一样，但是属性的内容不一样 ，内容保存的是文件名和inode number的映射关系
在磁盘角度：用不用区分保存文件和目录？不用，以同一种方式保存
所以保存文件，操作系统必须先打开所处目录的文件；必须有路径，有路径才能去找文件