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1.理解硬件
2.引入文件系统
3.ext2文件系统
4.软硬连接
1.理解硬件
1.1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
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
如何定义一个扇区？
●可以先定位磁头（header）
●确定磁头要访问哪一个柱面（磁道）（cylinder）
●定位一个扇区（sector）
●CHS地址定位
文件=内容+属性，都是数据，本质是占据几个扇区的问题。能定位一个扇区，能不能定位多个扇区？
●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（head）数：每个盘片上一般有上下两面，分别对应1个磁头，共2个磁头
●磁道（track）数：磁道是从盘片外圈往内圈编号0磁道，1磁道......，靠近主轴的同心圆用于停靠磁头，不存储数据
●柱面（cylinder）数：磁道构成柱面，数量上等同磁道个数
●扇区（sector）数：每个磁道都被切分为很多扇形区域，每道的扇区数量相同
●圆盘（platter）数：盘片的数量
●磁盘容量=磁头数 X 磁道（柱面）数 X 每道扇区数 X 每扇区字节数
●细节：传动臂上的磁头是共进退的
柱面（cylinder），磁头（head），扇区（sector），可以定位数据，这就是数据定位（寻址）方法之一，CHS寻址方式。
CHS寻址
对早期的磁盘非常有效，知道用哪个磁头，读取哪个柱面上的第几个扇区就可以读到数据了。但是CHS模式支持的硬盘容量有限，因为系统用8bit来存储磁头地址，用10bit来存储柱面地址，用6bit来存储扇区地址，而一个扇区512Byte，这样使用CHS寻址一块硬盘最大容量为256*1024*64*512B=8064（1MB=1048576B）（若按1MB=1000000B来算就是8.4GB）
1.4磁盘的逻辑结构
1.4.1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
磁盘本质上虽然是硬质的，但是逻辑上可以把磁盘想象为卷在一起的磁带，那么磁盘的逻辑存储结构就类似为：
这样每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（Logical Block Address）
1.4.2真实过程
传动臂上的磁盘是共进退的
柱面是一个逻辑上的概念，其实就是每一面上，相同半径的磁道逻辑上构成柱面
所以，磁盘逻辑上分了很多面，但是在我们看来，逻辑上，磁盘整体是由"柱面"卷起来的
所以，磁盘的真实情况是：
磁道：
某个盘面的某一个磁道展开：
即：一维数组
柱面：
正磁盘所有盘面的同一个磁道，即柱面展开：
●柱面上的每个磁盘，扇区个数是一样的
●就像二维数组
整盘：
整个磁盘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），在确定柱面内哪一个磁道（其实就是磁头位置，Head），在确定扇区（Sector），所以就有了CHS
因此，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，被称为LBA（Logical Block Address）地址，其实就是线性地址。如何得到这个LBA地址？
OS只需要使用LBA就可以了。LBA可以转成CHS地址，CHS可以转成LBA地址。这不需要用户，磁盘自己就可以做。
1.5CHS&&LBA地址
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，在磁道内部会自动维护，上层开机的时候，会获取道这些参数
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，磁盘内部自己转化。因此：
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。
2.引入文件系统
2.1引入"块"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，其实是不会一个一个扇区读取的，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，并且不可更改，最常见的是4KB，即**连续8个扇区组成一个"块"。"**块"是文件存取的最小单位。
注意：
●磁盘就是一个三维数组，而我们把它看成一个"一维数组"，数组下标就是LBA，每个元素都是扇区
●每个扇区都有LBA，那么8个扇区一个块，每一个块的地址也能算出来
●知道LBA：块号=LBA/8
●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，一块磁盘可能被分区为C，D，E盘。C，D，E就是分区。分区从实质上说就是对硬盘的一种格式化。但是Linux的设备都是以文件形式存在，又该如何区分？
**柱面是分区的最小单位，**可以利用参考柱面号码的方式来进行分区，其本质就是设置每个区的起始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，将其想象为一个大的平面，如下图所示：
注：
●柱面大小一致，扇区个位一致，所以只要知道每个分区的起始和结束柱面号，知道每个柱面有多少个扇区，那么该分区多大，与解释LBA是多少也就清楚了。
2.3引入"inode"概念
文件=数据+属性，使用ls -l的时候除了能看到文件名，还能看到文件元数据（属性）
[sjx@VM-0-6-centos ~]$ ls -l
total 12
-rw-rw-r-- 1 sjx sjx 827 Jul 20 18:04 install.sh
drwxrwxr-x 12 sjx sjx 4096 Sep 17 22:00 linux
-rw-rw-r-- 1 sjx sjx 625 Sep 10 20:18 Makefile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
ls -l读取存储在磁盘上的文件信息，然后显示出来
这个信息除了通过这种方式来读取，还可以使用stat命令看到更多信息
[sjx@VM-0-6-centos ~]$ stat Makefile
File: 'Makefile'
Size: 625 Blocks: 8 IO Block: 4096 regular file
Device: fd01h/64769d Inode: 658165 Links: 1
Access: (0664/-rw-rw-r--) Uid: ( 1001/ sjx) Gid: ( 1001/ sjx)
Access: 2026-09-13 21:08:03.034928673 +0800
Modify: 2026-09-10 20:18:12.216482861 +0800
Change: 2026-09-10 20:18:12.216482861 +0800
Birth: -此时还要思考一个问题，文件数据都存储在"块"中，所以我们还需要找到一个地方存储文件的元信息（属性信息），如文件的创建者、文件创建日期、文件大小等。这种存储文件元信息的区域叫做inode，也称"索引节点"。
每个文件都有对应的inode，里面包含了与文件有关的信息。
注：
●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，一个文件对应一个inode，inode内有一个唯一的标识符，叫做inode号
以下为一个文件的属性inode
/*
* Structure of an inode on the disk
*/
struct ext2_inode {
__le16 i_mode; /* File mode */
__le16 i_uid; /* Low 16 bits of Owner Uid */
__le32 i_size; /* Size in bytes */
__le32 i_atime; /* Access time */
__le32 i_ctime; /* Creation time */
__le32 i_mtime; /* Modification time */
__le32 i_dtime; /* Deletion Time */
__le16 i_gid; /* Low 16 bits of Group Id */
__le16 i_links_count; /* Links count */
__le32 i_blocks; /* Blocks count */
__le32 i_flags; /* File flags */
union {
struct {
__le32 l_i_reserved1;
} linux1;
struct {
__le32 h_i_translator;
} hurd1;
struct {
__le32 m_i_reserved1;
} masix1;
} osd1; /* OS dependent 1 */
__le32 i_block[EXT2_N_BLOCKS];/* Pointers to blocks */
__le32 i_generation; /* File version (for NFS) */
__le32 i_file_acl; /* File ACL */
__le32 i_dir_acl; /* Directory ACL */
__le32 i_faddr; /* Fragment address */
union {
struct {
__u8 l_i_frag; /* Fragment number */
__u8 l_i_fsize; /* Fragment size */
_le16 l_i_uid_high; /* these 2 fields */
__le16 l_i_gid_high; /* were reserved2[0] */
__u32 l_i_reserved2;
} linux2;
struct {
__u8 h_i_frag; /* Fragment number */
__u8 h_i_fsize; /* Fragment size */
__u16 i_pad1;
__le16 h_i_mode_high;
__le16 h_i_uid_high;
__le16 h_i_gid_high;
__le32 h_i_author;
} hurd2;
struct {
__u8 m_i_frag; /* Fragment number */
__u8 m_i_fsize; /* Fragment size */
__u16 m_pad1;
__u32 m_i_reserved2[2];
} masix2;
} osd2; /* OS dependent 2 */
};
/*
* Constants relative to the data blocks
*/
#define EXT2_NDIR_BLOCKS 12
#define EXT2_IND_BLOCK EXT2_NDIR_BLOCKS
#define EXT2_DIND_BLOCK (EXT2_IND_BLOCK + 1)
#define EXT2_TIND_BLOCK (EXT2_DIND_BLOCK + 1)
#define EXT2_N_BLOCKS (EXT2_TIND_BLOCK + 1)
备注：EXT2_N_BLOCKS = 15注：
●文件名属性并未纳入道inode数据结构内部
●inode的大小一般为128字节或256
●任何文件的内容大小可以不同，但属性大小一定是相同的（128）
3.ext2文件系统
3.1宏观认识
**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，后来发展除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改变。
ext2文件系统将整个分区划分为若干同样大小的块组（Block Group），如下图。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。
3.2Block 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都有相同的结构组成。