目录
文件名不会作为属性，保存在文件的inode中！---保存在哪里？
1.
不管什么文件，都要有同样类型的属性。但属性的内容可以不一样。
文件的属性大小是一样的
文件系统的整体是分区！
文件名不会作为属性，保存在文件的inode中！
一个数据块，会保存32个inode
filesystem和IO交互的时候，4KB
使用数据（属性）。ls -l 的时候看到的除了看到文件名，还能看到文件元
inode编号(在inode table中)
struct inode
{
type
size
pri
...
int inode_number
}
ls -li可以看到文件inode编号
[user1@iZ5waahoxw3q2bZ my_stdio]$ ls -li
total 36
1180362 -rwxrwxr-x 1 user1 user1 13352 May 16 13:36 code
1180194 -rw-rw-r-- 1 user1 user1 150 May 16 13:36 log.txt
1180197 -rw-rw-r-- 1 user1 user1 72 May 16 13:07 Makefile
1180355 -rw-rw-r-- 1 user1 user1 1604 May 16 13:17 mystdio.c
1180195 -rw-rw-r-- 1 user1 user1 404 May 16 13:15 mystdio.h
1180356 -rw-rw-r-- 1 user1 user1 473 May 16 13:36 usercode.c每⾏包含7列：
• 模式
• 硬链接数
• ⽂件所有者
• 组
• 大小
• 最后修改时间
• ⽂件名
》块位图（BlockBitmap）
与data blocks对应
• BlockBitmap中记录着DataBlock中哪个数据块已经被占⽤，哪个数据块没有被占⽤
哪一个数据块被占用了，就把对应的比特位置为1；
哪一个数据库没有被占用，就把对应的比特位清零，为0；
申请一个数据块来保存我们的数据，本质对数据块的比特位置1
释放一个数据块，对对应的数据块清零
》inode位图（InodeBitmap）
与inode table对应
• 每个bit表示⼀个inode是否空闲可用。
为什么拷贝的时候时间长，清除的时候时间短？
因为拷贝的时候是真的需要向data block里面写入数据
而删的时候只要对blockbitmap位图做清空就可以
》GDT（GroupDescriptorTable）
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inodeTable，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贝。
》超级块（SuperBlock）
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。SuperBlock的信息被破坏，可以说整个文件系统结构就被破坏了
每个组里面有多少块，每个组里面有多少个inode，就决定了所有信息
格式化
两张bitmap清零
格式化的本质，就是写入文件系统的管理信息！
不是所有的分组都包含super block，但是有super block的组里面super block内容是完全一样的
super block一旦坏掉，整个文件系统会出问题，所以要在不同的组里面进行备份。
从而一个super block坏掉了，可以用其他的进行恢复覆盖
inode和数据块，跨组编号的。 举例，如果我们Block1中有一个编号inode100，其他组里面不能出现100
inode和数据块，不能跨分区！
所以，在同一分区内部，inode编号，和块号都是唯一的！
当操作系统开机管理磁盘时，操作系统需要把磁盘上面的管理信息加载到内存里
以上操作全部在内存中进行
我们往后拿着一个文件的inode，就可以找到文件的所有内容！
拿到inode后先去查找inode Bitmap如果为1证明是一个合法的，就在我们对应inode Table上把对应的inode属性填好了。
怎么通过inode进一步找到它的数据块呢？
struct inode
{
type
size
pri
...
int inode_number;
int datablocks[N];其实一个文件的inode节点里面会包含一个固定大小的数组。该数组里保存的是该文件对应的数据块的编号
}
所以这样一个文件的属性和内容都有了
inode只在分区里面有效，
怎么知道在哪一个分组里？
怎么知道在分组位图的哪一个位置？
每一个组大小固定，/运算%运算
目录
Linux下如何看待目录？
目录也是按照刚才的方式保存的！
目录也有inode和数据内容！
文件名和inode的映射关系---也是数据！
文件名不会作为属性，保存在文件的inode中！---保存在哪里？
默认显示的是：路径+文件名---先打开我所在的路径，读取对应目录里面的数据内容，得到文件名和inode映射关系，根据文件名->inode->inode进行文件的查找！
保存在当前文件，所属的目录的数据内容当中！在磁盘的文件保存没有目录的概念，保存的无非是inode和数据
磁盘上的文件系统，只认inode
我们没用过inode找文件！我们用的都是文件名啊？
路径+文件名
我们访问，任何文件，都必须得有路径！
user1@iZ5waahoxw3q2bZ my_stdio\]$ ls /home/user1/linux-learning/linux/my_stdio ---路径，谁提供的？---进程提供文件路径！ code.c dir **所以，找到任何Linux文件，都必须从根目录开始，进行路径解析，直到找到对应的文件！** 我的路径，谁提供的？---进程提供文件路径！ *** ** * ** *** ### 路径缓存 #### **我们访问任何文件，都要从根目录进行路径解析吗？** **不就是一直在做键盘IO吗？---这样做是不是效率太低了！** **操作系统，在进行路径解析的时候，会把我们历史访问的所有的目录（路径）形成一颗多叉树，进行保存！--Linux系统的树状目录结构！** 问题1：Linux磁盘中，存在真正的目录吗？ 答案：不存在，只有文件。只保存文件属性+文件内容 问题2：访问任何文件，都要从/目录开始进行路径解析？ 答案：原则上是，但是这样太慢，所以Linux会缓存历史路径结构 问题3：Linux目录的概念，怎么产生的？ 答案：打开的文件是目录的话，由OS自己在内存中进行路径维护 > Linux中，在内核中**维护树状路径结构的内核结构体** 叫做：**struct dentry** > **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(LeastRecentlyUsed，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 ### 挂载分区 我们已经能够根据inode号在指定分区找⽂件了，也已经能根据⽬录⽂件内容，找指定的inode了，在指定的分区内，我们可以为所欲为了。可是： #### 问题： **inode不是不能跨分区吗？Linux不是可以有多个分区吗？我怎么知道我在哪⼀个分区？？？** **磁盘-\>分区-\>格式化-\>我们依旧不能直接使用这个分区！** 我们的磁盘 [user1@iZ5waahoxw3q2bZ my_stdio]$ ls /dev/vda* -l brw-rw---- 1 root disk 253, 0 Apr 11 20:10 /dev/vda brw-rw---- 1 root disk 253, 1 Apr 11 20:10 /dev/vda1 `/dev/vda` 是整个磁盘，`/dev/vda1` 是其上的第一个分区 **我们的分区，一定要和特定的一个目录进行关联-\>通过进入这个目录，就相当于进入这个分区-\>挂载！** **通过该文件路径前缀，知道在哪一个分区下** #### 实验 我们可以在以下链接知道指令(之前的docker中文章) [指令](https://blog.csdn.net/2501_92795260/article/details/161136357?spm=1001.2014.3001.5501 "指令") > dd if=/dev/zero of=./disk.img bs=1M count=5 #制作一个大的磁盘块，就当做一个分区 > > mkfs.ext4 disk.img # 格式化写入文件系统 > > mkdir /mnt/mydisk # 建立空目录 > > df -h # 查看可以使用的分区 > > sudo mount -t ext4 ./disk.img /mnt/mydisk/ # 将分区挂载到指定的目录 > > df -h # 查看可以使用的分区 > > sudo umount /mnt/mydisk # 卸载分区 > /dev/loop0 在Linux系统中代表第一个循环设备（loop device）。循环设备，也被称为 回环设备或者loopback设备，是一种伪设备（pseudo-device），它允许将文件作为块设备 （block device）来使用。这种机制使得可以将文件（比如ISO镜像文件）挂载（mount）为 文件系统，就像它们是物理硬盘分区或者外部存储设备一样 > **我们在fopen的时候，我们没有指定路径的话，操作系统会给我们添加它的cwd** > > **操作系统在内核中根据路径找到文件，如果需要就要查找struct dentry树进行路径搜索，把所有的文件所对应的路径的节点全部打开找到对应的文件名和inode映射关系。根据路径依次搜索，找到文件的inode。根据文件的inode找到文件对应的属性和内容，在内核中创建struct_file、struct_inode，创建文件的缓冲区，创建文件对应的之前将的两个表(文件描述符表和)，然后把inode属性进行填充，磁盘属性加载到内存，文件内容+部分或全部加载到文件缓冲区里。然后把struct_file对应的地址在文件描述符中分配给用户返回文件描述符。** > > **之后根据文件描述符可以找到内核中它的struct_file对象，该文件对应的inode和缓冲区** > **fopen("data.txt", "r") // 相对路径 > │ > ▼ > libc: 根据 cwd 补全为绝对路径（例如 /home/user/data.txt） > │ > ▼ > 系统调用 open() > │ > ▼ > 内核: path_lookup() 逐级查找 dentry（利用 dcache/磁盘） > │ > ▼ > 找到 dentry → inode（读入内存，填充 struct inode） > │ > ▼ > 分配 struct file，关联 inode 和 f_op > │ > ▼ > 在当前进程 fd 表中分配空闲 fd，fd_array\[fd\] = file > │ > ▼ > 返回 fd 给 libc > │ > ▼ > libc: 分配 FILE\*，内含 fd 和用户态缓冲区，返回 FILE\*** **挂载（Mount）** 是指将某个存储设备（或分区、文件）附加到 Linux 目录树中某个目录（称为**挂载点**）的过程。只有挂载后，该设备上的文件系统才能被用户访问。 ### **inode和datablock映射(弱化)** * **inode内部存在__le32 i_block\[EXT2_N_BLOCKS\];/\* Pointers to blocks\*/ ,EXT2_N_BLOCKS =15,就是⽤来进行inode和block映射的** * **这样文件=内容+属性，就都能找到了。** **文件内容是可以跨组保存的**  **ext 系列** 是 Linux 原生支持最广泛、使用时间最长的**日志型文件系统** 家族，包括 **ext2** 、**ext3** 、**ext4** 。它们的作用是**管理磁盘或分区上的数据如何存储、索引、访问**，提供文件的创建、读写、权限控制等基本功能。 如果对应的文件特别大，假设分组10GB data blocks里面都是4KB，如果文件是20GB呢？ data blocks不就存不下了吗？ 之前讲过inode跟data blocks编号是全局的。所以对应的inode是确定在哪个分组里，但是它的数据块不一定只能在自己的分组里还可以跨组保存。也就是说文件的内容是可以跨组保存的。 只要分区能装的下，如果都超过分区的范围那就不适合单机保存了，就适合在分布式的多重机下拆分了分别保存。     ## 2.软硬链接 ### 软链接 [user1@iZ5waahoxw3q2bZ 26-5-17]$ ln -s code.c code-soft **意味着我要用后者链接前者，名字随便取** [user1@iZ5waahoxw3q2bZ 26-5-17]$ touch code.c [user1@iZ5waahoxw3q2bZ 26-5-17]$ ln -s code.c code-soft [user1@iZ5waahoxw3q2bZ 26-5-17]$ ll total 0 -rw-rw-r-- 1 user1 user1 0 May 16 18:19 code.c lrwxrwxrwx 1 user1 user1 6 May 16 18:19 code-soft -> code.c [user1@iZ5waahoxw3q2bZ 26-5-17]$ echo "hello code.c" >> code.c [user1@iZ5waahoxw3q2bZ 26-5-17]$ ll total 4 -rw-rw-r-- 1 user1 user1 13 May 16 18:19 code.c lrwxrwxrwx 1 user1 user1 6 May 16 18:19 code-soft -> code.c [user1@iZ5waahoxw3q2bZ 26-5-17]$ cat code-soft hello code.c [user1@iZ5waahoxw3q2bZ 26-5-17]$ ls -li total 4 1180372 -rw-rw-r-- 1 user1 user1 13 May 16 18:19 code.c 1180373 lrwxrwxrwx 1 user1 user1 6 May 16 18:19 code-soft -> code.c **可以看出软链接是一个独立的文件，因为他有独立的node number** **文件内容+文件属性 软链接能干什么？ 保存目标文件的路径** **如果之后可执行程序不在当前目录下 可以由后者自定义的指向前者需要的** **相当于windows下快捷方式** ### 硬链接 [user1@iZ5waahoxw3q2bZ 26-5-17]$ ln code.c code-hard [user1@iZ5waahoxw3q2bZ 26-5-17]$ ln code.c code-hard [user1@iZ5waahoxw3q2bZ 26-5-17]$ ll total 8 -rw-rw-r-- 2 user1 user1 13 May 16 18:19 code.c -rw-rw-r-- 2 user1 user1 13 May 16 18:19 code-hard lrwxrwxrwx 1 user1 user1 6 May 16 18:19 code-soft -> code.c [user1@iZ5waahoxw3q2bZ 26-5-17]$ ls -li total 8 1180372 -rw-rw-r-- 2 user1 user1 13 May 16 18:19 code.c 1180372 -rw-rw-r-- 2 user1 user1 13 May 16 18:19 code-hard 1180373 lrwxrwxrwx 1 user1 user1 6 May 16 18:19 code-soft -> code.c **发现code.c跟code-hard前面编号一样** **硬链接，本质不是一个独立的文件！因为它没有独立的inode！ 是什么？ 本质是一组新的文件名和目标inode number的映射关系** **1变2，多一个新的文件名指向目标文件！2表示硬链接数 有什么用？ 对文件进行备份** *** ** * ** *** #### .和..就是硬链接 **硬链接只能给普通文件进行建立，Linux系统，不支持给目录建立硬链接！ 软链接都可以 .和..本质就是对目录的硬链接？---os自己建，用户不行 如果让用户自己建，容易形成路径环问题！---不允许用户自己给目录建立硬链接了 .和..:名字特殊，做特殊处理---方便命令行操作** *** ** * ** *** #### **引用计数** **1.inode对所有数据的操作都必须要在内存当中 2.虽然在磁盘中保存，但是如果要修改，那么就要从磁盘搬到内存里 inode在内存/内核中就是一个结构体变量，结构体变量包含一个整数int，对引用计数做++ --就是更改引用计数，在内存中改完写回磁盘，进而进行引用计数的更改** > > **计数类型 变量名 作用域 存储位置 主要用途 > 内存引用计数 i_count 内存 内存inode结构体 管理inode在内存中的生命周期 > 硬链接计数 i_nlink 持久化 磁盘inode 管理文件的硬链接数量** 感谢你的观看，期待我们下次再见！