磁盤

文件 = 文件屬性 + 文件內容

文件內容 —— 數據塊，文件屬性 —— inode

Linux 文件在磁盤中的存儲，是將 屬性 與 內容 分開存儲的

內存：掉電易失，磁盤：永久性存儲介質

磁盤訪問的基本單元：扇區 —— 每個扇區一般存儲 512 byte / 4 kb 數據

磁盤由無數個扇區構成，定位扇區的步驟（CHS Cylinder-Head-Sector 尋址方式）：6個磁頭（Head）定位，哪一個磁道 / 柱面（Cylinder），定位扇區（Sector）。

但現代大容量硬盤已改用 LBA（Logical Block Addressing）線性尋址方式：將磁盤在邏輯上 抽象成 線性結構 —— 無數個扇區組成，每個扇區都有自己的下標

LBA <=> CHS

這兩種地址可以相互轉換，但使用者直接使用 LBA 地址，磁盤內部自己轉換為 CHS地址尋找。

邏輯上，磁盤就是一個 元素為 扇區 的一維數組，數組的下標 就是每一個 扇區的 LBA地址，操作系統就可以用 一個數字（下標） 來訪問磁盤的扇區。

文件系統

塊 概念

硬盤是典型的 塊 設備，操作系統讀取硬盤數據時，不會一個個扇區進行讀取；為提高效率，一次性讀取一個 塊，一個 塊 包含連續的多個扇區。

硬盤的每個分區 是被劃分為多個 塊；

一個 塊 包含幾個連續扇區，是由格式化的時候確定的，不可更改，常見一個塊大小 4 KB，即 8個連續扇區（512 b）組成一個 塊。

塊 是文件讀取的最小單位。

分區 概念

一個磁盤被分為多個分區（C、D、E），分區實質上說，是對硬盤的一種格式化

如何分區？

柱面?是分區的最小單位（我覺得 磁道 更形象），本質就是設置 每個分區的 起始柱面和結束柱面 號碼。

每個分區的 boot sector 啟動塊 大小確定，1 KB，用以存儲 磁盤分區信息和啟動信息。

inode 概念

每個文件的 文件數據 都儲存在 塊 中，對應的 屬性信息 儲存在 inode 中（不包括文件名），一個 inode 有一個唯一標識符 —— inode 號（用以標識文件），一般 128 B 大小。

block group 塊組

ext2 文件系統根據 分區的大小劃分為多個 block group。

super block 超級塊

存放文件系統本身的結構信息，描述整個分區的文件系統信息：

block 和 inode 的總量、未使用的數量、一個 block 和 inode 的大小，最近一次的掛載時間，最近一次寫入數據的時間，最近一次檢驗磁盤的時間 等其他文件系統的相關信息。

所以 super block 的數據如果被破壞，整個文件系統結構就被破壞了；

但是，為了保證文件系統在磁盤的 部分扇區 出現物理問題時還能工作，一個 文件系統 的 super block 在 每個或者多個 block group 中進行備份，且數據保持一致。

GDT 塊組描述符表

Group Descriptor Table 塊組描述符表，表中包含多個 塊組描述符，每個 描述 一個 塊組 的屬性信息：

這個塊組從哪里開始是 inode table，從哪里開始是 data blocks，還有多少空閑的?inode、data blocks。

注意：整個文件系統只有一份“塊組描述符表”（Group Descriptor Table）。
這張表通常放在 塊組 0（有時是塊組 0 和 1 的備份） 里，其余所有塊組不再存放完整的描述符表副本。（ext4 為了冗余會把描述符表做備份，但也只是少數幾個塊組有，并非“每個塊組都相同”。）

data blocks 數據塊

存放文件內容的區域，以 塊 的形式呈現，常見 一個 塊（4 KB） 大小為 8 個 扇區（512 B）；

文件系統的 塊 必須 ≥ 扇區大小，起到 預加載 的作用，提高讀取效率。

對普通文件：數據存儲在 數據塊 中；

對目錄：該目錄下的所有文件名和目錄名 存儲在 所在目錄的 數據塊 中，除了文件名外，ls -l 命令看到的其他文件信息，保存在 該文件的 inode 中。

數據塊中的 block 塊 按照分區整體劃分，不可跨分區。

inode table 節點表

當前分區 所有 inode 的集合，inode table 中的 inode 編號以分區為單位，整體劃分，不可 跨分區。

每個 inode 的結構中，會包含 12 個直接數據塊指針，和幾個 一級、二級、三級間接塊指針：這樣保證了 大文件的存儲

block bitmap 塊位圖

位圖中的 bit 位 的位置 與 塊號 的形成映射，bit 位 的內容，表示 該位置 對應的 塊 是否被使用；

所以，刪除一個文件時，無須清空其 data blocks 的內容，只需找到這個文件的 inode，inode 中有指向該文件的 塊指針、大小 等信息，將其 數據塊 對應的 塊位圖 中的位置 的 bit位 置空，就算是在 邏輯上 刪掉了。

inode bitmap inode位圖

和 塊位圖 類似，表示 inode table中?對應位置的 inode 是否被使用；

所以，刪除一個文件時，對其?block bitmap 塊位圖 和?inode bitmap inode位圖 做處理即可，提升效率。

小結

每個分區相互?獨立、包括 inode 編號、數據塊編號?等、

一個分區中可用的 inode 總數，是確定的，用完了就沒辦法了（有可能 inode 用完了，data block 塊還有，因為 inode 是確定的，預分配好的；也有可能 data block 用完了，但是 inode 還有）

每個 塊組 中能用多少個 inode ，塊組最開始的 super block、GDT 中有相應信息。

單個文件 = 一個 inode + 若干data blocks

（先描述，再組織）

格式化 ： 每個分區在被使用前，都必須提前將部分文件系統的屬性信息，提前設置進對應的分區中，以便后續使用

inode 表征了文件的所有屬性，但是，文件名并不屬于文件屬性！

文件的增刪查改

新建文件

通過新建文件的路徑：確定在哪一個分區里 —— 然后查 GDT，inode 使用情況 —— 查 inode bitmap，分配空閑 inode

—— 填入文件屬性 —— 準備寫入 —— 確認寫入的數據大小（例如 write 中有參數問你 寫入數據大小）

—— 查block bitmap ，分配數據塊 —— 并把數據塊的編號，填入 inode 的屬性之一：與數據塊的 映射數組

—— 然后通過映射數組，把數據寫入到對應的數據塊中

刪除文件

數據內容刪除：inode 的 與 該文件所需的數據塊 的 映射數組中 找到該文件的 所有數據塊，將這些數據塊編號 對應的 block bitmap 中 置零

inode文件屬性刪除 ： 然后 inode bitmap 也置零

刪除 = 允許被覆蓋

為什么不用清空data block 和 inode 內容的原因：過多的 IO 會大幅降低系統效率

數據恢復：數據塊被覆蓋之前，都可以想辦法恢復

查找文件

根據文件路徑確定 分區 —— 根據文件名 確定 inode編號，根據 inode編號 確定是哪個塊組

—— 根據 inode 編號，查 inode bitmap 確定是否有效文件

—— 從 inode bitmap 索引到 在 inode table 中的該 inode

—— 在 該 inode 中，找到 與數據塊的 映射數組（也就是塊指針，直接的或者間接的），

—— 將 映射數組中的 數據塊 的內容，載入內存（注意是整個數據塊，數據不一定占滿了整個數據塊）（當然如果文件過大，應該遵循 惰性加載）

—— 因為文件有大小，inode中存儲了占用的字節數，所以從該數據塊開始，讀取 文件大小的 字節

修改文件

先查找文件，找到后加載進內存，然后 IO

目錄文件

linux 下，一切皆文件！

文件 = 內容 + 屬性

目錄也是文件，有自己獨立的 inode，有自己的屬性（上一個圖中 藍色就是目錄文件）

那么

目錄的數據塊存什么？

存的是 該目錄下，文件的 文件名和 對應文件 inode 編號的 映射關系

1、所以 同一個目錄下，不能有同名文件，否則會沖突

2、目錄中 如果沒有 w 權限，無法創建文件：因為 這個文件的 inode編號 與 文件名的 映射關系，就寫不進 目錄文件中

3、目錄下沒有 r 權限，無法查看文件

4、目錄下，沒有 x 可執行權限，無法進入這個目錄

可是 —— 目錄文件的 inode 怎么獲取？

得從上一級 已經打開的目錄文件中 找， 一路找到 根目錄，然后從目錄一路返回

類似 遞歸， 需要把路徑中所有的目錄全部解析，出口是 / 根目錄

Linux 路徑解析 ： 實際上，任何文件的打開，都從 該文件路徑的 根目錄開始，依次打開每一個目錄，依次訪問

系統會對 常見的常打開的目錄文件的 inode 進行 dentry緩存，這樣提高效率

所以在，訪問任何文件時，都需要有路徑

軟硬鏈接

軟鏈接

首先，軟鏈接是 一個獨立的文件，具有獨立的 inode

ln 命令：建立鏈接，從 后者，指向 前者

-s ： 建立 軟鏈接

軟鏈接 的文件的 內容：所指向文件的 路徑

硬鏈接

硬鏈接 不是一個獨立的文件，因為 沒有獨立的 inode

ln 命令：建立硬鏈接，從 后者，指向 前者

建立硬鏈接之后，該文件 inode 屬性中的 引用計數，變為 2，表示有多少個文件名指向本文件

并且，硬鏈接的inode 與 源文件一樣，這表示，就是同一個文件

硬鏈接干了什么？ ：本質就是 在特定目錄的數據塊中，新增 文件名和指向文件的 inode編號的 映射關系

這也表明 多個文件名可以映射 同一個 inode編號

對比分析

每個 inode 內部都有一個 引用計數的 計數器 （ 有多少個 文件名 指向本 inode）

引用計數-- 直到 0 ，文件才會被刪掉

硬鏈接文件，會增加該文件的引用計數。

軟連接不影響 該文件的 引用計數，軟鏈接像是 windows 中的 ‘快捷方式'，數據塊里保存了指向文件的 路徑。

應用

軟鏈接

可以讓文件更簡單的訪問、可以鏈接一個 目錄很深的可執行程序、

硬鏈接

以上圖為例，linux 目錄中，??. 當前目錄 是 /home/suo/test_git/linux/0825? 的硬鏈接、、 .. 上級目錄 是? /home/suo/test_git/linux? ?的硬鏈接、

為什么 . 當前目錄 的引用計數是 5 ？

因為 當前目錄中，我有 5 個文件，每個文件中都有 2 個隱藏的硬鏈接 .? 和 .. ，這個 .. 就是我當前目錄?/home/suo/test_git/linux/0825? 的硬鏈接。

為什么 .. 上級目錄的引用計數是 23 ？

因為 在 上級目錄? /home/suo/test_git/linux? 中，有 23個文件，每個文件里都有個 .. 上級目錄? 的硬鏈接，包括這個目錄? /home/suo/test_git/linux/0825??

所以 cd .. 的細節實現 ：

.. 是上級目錄?/home/suo/test_git/linux 的硬鏈接 —— 所以從根目錄一路解析，獲取到了 目錄文件 linux/? 的 inode —— 所以 這個 inode 的路徑也就獲得了，切換到 上級目錄的路徑即可

所以硬鏈接 —— 可以維持 linux 下的 目錄結構

但是 ：linux 中 不允許對目錄建立硬鏈接，容易出現 環 的問題

但 . 和 .. 本身就是目錄的硬鏈接，所以 這兩個硬鏈接是隱藏文件，而且，系統在搜索文件時，默認不會搜索這兩個 硬鏈接 的 目錄文件。避免了環的問題