Linux -- 文件【下】

一、EXT2文件系統

1、宏觀認識

2、塊組內部構成

2.1?Data Block

2.2?i節點表(Inode Table)

2.3?塊位圖（Block Bitmap）

2.4?inode位圖（Inode Bitmap）?

2.5?GDT（Group Descriptor Table）?

2.6?超級塊（Super Block）

3、目錄與文件名

4、路徑解析

5、路徑緩存

6、掛載分區?

7、文件名與inode映射實驗

8、inode和datablock映射

9、問題總結

二、軟硬鏈接?

1、軟連接

2、硬鏈接

三、文件時間-ACM

四、文件系統總結?

一、EXT2文件系統

1、宏觀認識

# 所有的準備?作都已經做完，是時候認識下?件系統了。我們想要在硬盤上儲?件，必須先把硬盤格式化為某種格式的?件系統，才能存儲?件。?件系統的?的就是組織和管理硬盤中的?件。

# 在Linux 系統中，最常?的是 ext2 系列的?件系統。其早期版本為 ext2，后來?發展出 ext3 和 ext4。ext3 和 ext4 雖然對 ext2 進?了增強，但是其核?設計并沒有發?變化，我們仍是以較?的 ext2 作為演示對象。

#?ext2?件系統將整個分區劃分成若?個同樣??的塊組 (Block Group)，如下圖所?。只要能管理?個分區就能管理所有分區，也就能管理所有磁盤?件。

# 上圖中啟動塊（Boot Block/Sector）的??是確定的，為1KB，由PC標準規定，?來存儲磁盤分區信息和啟動信息，任何?件系統都不能修改啟動塊。啟動塊之后才是ext2?件系統的開始。

?#?ext2?件系統會根據分區的??劃分為數個Block Group。?每個Block Group都有著相同的結構組成。

2、塊組內部構成

2.1?Data Block

#?數據區：存放?件內容，也就是?個?個的Block。根據不同的?件類型有以下?種情況：

對于普通?件，?件的數據存儲在數據塊中。
對于?錄，該?錄下的所有?件名和?錄名存儲在所在?錄的數據塊中，除了?件名外，ls -l命令看到的其它信息保存在該?件的inode中。
Block 號按照分區劃分，不可跨分區

2.2?i節點表(Inode Table)

存放文件屬性如文件大小，所有者，最近修改時間等
當前分組所有inode屬性的集合
inode編號以分區為單位，整體劃分，不可跨分區

2.3?塊位圖（Block Bitmap）

Block Bitmap中記錄著Data Block中哪個數據塊已經被占用，哪個數據塊沒有被占用。

2.4?inode位圖（Inode Bitmap）?

每個bit表示一個inode是否空閑可用。

2.5?GDT（Group Descriptor Table）?

#?塊組描述符表，描述塊組屬性信息，整個分區分成多少個塊組就對應有多少個塊組描述符。每個塊組描述符存儲一個塊組的描述信息，如在這個塊組中從哪里開始是inode Table，從哪里開始是Data Blocks，空間的inode和數據塊還有多少個等等。塊組描述符在每個塊組的開頭都有一份拷貝。

塊組內的inode表的塊位置
塊組內的塊位圖和inode位圖的塊位置
塊組內已使用和空閑的塊數對inode數
塊組的塊分配策略信息

// 磁盤級blockgroup的數據結構
struct ext2_group_desc
{__le32 bg_block_bitmap;  /* Blocks bitmap block */__le32 bg_inode_bitmap;  /* Inodes bitmap block */__le16 bg_inode_table;   /* Inodes table block */__le16 bg_free_blocks_count;/* Free blocks count */__le16 bg_free_inodes_count;/* Free inodes count */__le16 bg_used_dirs_count;/* Directories count */__le16 bg_pad;__le16 bg_reserved[3];
};

2.6?超級塊（Super Block）

#?存放?件系統本?的結構信息，描述整個分區的?件系統信息。記錄的信息主要有：bolck 和 inode的總量，未使?的block和inode的數量，?個block和inode的??，最近?次掛載的時間，最近?次寫?數據的時間，最近?次檢驗磁盤的時間等其他?件系統的相關信息。Super Block的信息被破壞，可以說整個?件系統結構就被破壞了。

文件系統的大小（總塊數）
每個塊的大小
inode的大小和數量
塊組的數量

#?超級塊在每個塊組的開頭都有?份拷?（第?個塊組必須有，后?的塊組可以沒有）。為了保證?件系統在磁盤部分扇區出現物理問題的情況下還能正常?作，就必須保證?件系統的super block信息在這種情況下也能正常訪問。所以?個?件系統的super block會在多個block group中進?備份，這些super block區域的數據保持?致。

3、目錄與文件名

# 目錄也是按照前面我們說的方式存儲的，也就是說目錄也有自己的inode，無非就是在inode結構體里面使用type標記位來區分，不管是目錄還是文件，其他都和文件一樣。

# 那目錄的內容存儲什么啊？即目錄文件的數據塊存儲什么呢？答案是文件名->inode映射關系。

#?所以在磁盤中保存文件就沒有目錄的概念，都是inode和數據，具體是文件還是目錄，可以通過inode區分。因為磁盤只認inode，所以我們今天打開一個code.cc一定是先找到文件所處的目錄然后根據code.cc，查找目錄映射關系的inode，再根據inode確定分區和分組，加載inode屬性內容。此時我們Is就看到文件屬性！

#?所以，訪問?件，必須打開當前?錄，根據?件名，獲得對應的inode號，然后進??件訪問。訪問?件必須要知道當前?作?錄，本質是必須能打開當前?作?錄?件，查看?錄?件的內容！

4、路徑解析

5、路徑緩存

6、掛載分區?

# 問題：我們有一個分區->格式化->能否使用這個分區了？答案是不能。我們可以通過Is /dev/vda* -l查看云服務器的磁盤，可以看到我們云服務器有3個/dev/vad分區，并且我們無法直接進入這個分區。為什么？因為我們的分區需要和一個特定目錄進行關聯，之后進入這個目錄就相當于進入這個分區。這也叫做把目錄和分區進行掛載！?接下來我們做一個試驗來理解：

# 這里我們命令相當于從/dev/zero這個文件里面讀取內容，然后把內容設置為0，寫入到指定文件disk.img里面，寫入塊大小為1M。分區就是一個磁盤空間，形成一個文件就相當于形成一個磁盤空間！所以這里我們就有一個disk.img的5M的文件！?

# 然后我們使用mkfs.ext4?命令格式化分區內容為ext4文件系統，寫入文件系統本質就是清空兩個位圖，然后給分區分組。可以看到我們分配了1280個inode、1280個blocks。此時他已經被我們格式化為一塊盤了。

# 然后此時我們使用 df-h 命令查看掛載情況，同時還有文件系統的使用率、分區大小等。發現我們的/dev/vda3 和根目錄掛載了，所以我只要登錄操作系統就會處在/dev/vda3分區。

# 然后我們可以使用 mount 命令，把分區掛載到 /mnt/mydisk 目錄里面。此時我們 df-h 查看，發現確實已經掛載上了。?

?#?所以此時我們在/mnt/mydisk 創建文件，就是在disk.img所在的分區里面創建文件了。

# 我們要取消掛載，就可以使用 umont 命令，然后再 rm disk.img 即可。

#?我們已經能夠根據inode號在指定分區找?件了，也已經能根據?錄?件內容，找指定的inode了，在指定的分區內，我們可以為所欲為了。可是：

#?問題：inode不是不能跨分區嗎？Linux不是可以有多個分區嗎？我怎么知道我在哪?個分區？？？

# 所以結論就是：

7、文件名與inode映射實驗

# 我們說目錄在磁盤上的數據塊保存的是文件名和inode的映射關系，現在我們寫了一份代碼，先調用opendir 打開一個文件目錄，然后調用 readdir 就可以使用一個文件的描述符，然后返回一個結構體，這個結構體包含目錄中文件的屬性相關信息，然后把里面包含的文件名和inode映射關系打印出來?。

#include <stdio.h>
#include <string.h>
#include <stdlib.h>
#include <dirent.h>
#include <sys/types.h>
#include <unistd.h>int main(int argc, char *argv[]) 
{if (argc != 2) {fprintf(stderr, "Usage: %s <directory>\n", argv[0]);exit(EXIT_FAILURE);}DIR *dir = opendir(argv[1]); // 系統調?，??查閱if (!dir) {perror("opendir");exit(EXIT_FAILURE);}struct dirent *entry;while ((entry = readdir(dir)) != NULL) { // 系統調?，??查閱// Skip the "." and ".." directory entriesif (strcmp(entry->d_name, ".") == 0 || strcmp(entry->d_name, "..") == 0) {continue;}printf("Filename: %s, Inode: %lu\n", entry->d_name, (unsigned long)entry->d_ino);}closedir(dir);return 0;
}

#?我們發現確實和我們 Is -li 查看到的文件名和inode是一樣的！說明我們的目錄內容就是保存文件名和inode的映射關系！?

8、inode和datablock映射

#?inode內部存在?__le32 i_block[EXT2_N_BLOCKS]; /* Pointers to blocks */，EXT2_N_BLOCKS =15,就是用來進行inode和block映射的。這樣文件=內容+屬性，就都能找到了。

#?我們在ext2_inode上可以發現存在一個i_blocks數組，這個數組的大小是15，這個就是我們說的inode和數據塊的映射數組！

# 如果我們的數組只填寫數據塊編號的15*4kb=60kb，而平時我們的隨便一個文件都是M為單位的，60kb根本不夠看啊！所以這個數組只有前12個位置存儲數據塊編號映射關系，后面三個存儲一級、二級、三級塊索引指針?。

#?一級索引指針指向一個4kb的block，這4kb的block不是直接存儲文件數據，而是存儲文件數據塊的地址。假設指針大小為4字節，就有了4kb/4字節=1024個數據塊索引。二級索引指向的就是一級索引，以此類推所以我們就可以擴展我們保存的數據塊索引！

9、問題總結

#?通過上面的學習，我們就可以回答一下幾個問題：?

1. 如何理解創建一個空文件？

遍歷inode Bitmap，找到比特位為0的位置，申請一個未被使用的inode。
將inode表中找到對應的inode, 并將文件的屬性信息填到inode結構當中。
將該文件的文件名和inode指針添加到目錄文件的數據塊當中。

2. 如何理解向文件寫入信息？

通過文件的inode編號找到對應的inode結構。
通過inode結構找到存儲該文件內容的數據塊，并將數據寫入數據塊。
若不存在數據塊或者申請的數據塊已經寫滿了，就需要遍歷block Bitmap找到一個空的塊號,并在數據區當中找到對應的空閑塊，再把數據寫入到數據塊當中，最后還需要建立數據塊和inode結構的對應關系。

3. 刪除文件做了些什么?