一.認識硬件–磁盤
1. 物理結構
1.2 存儲結構
?如何定位?個扇區呢？
可以先定位磁頭（header）——》確定磁頭要訪問哪?個柱?(磁道)（cylinder）——》 定位?個扇區(sector)。
柱?（cylinder），磁頭（head），扇區（sector），顯然可以定位數據了，這就是數據定位(尋址)?式之?，CHS尋址方式。
1.3 邏輯抽象
我們知道磁帶存儲數據的結構是一個很長很長的帶子，我們可以把磁帶“拉直”，形成一個線性結構。
那么磁盤本質上雖然是硬質的，但是邏輯上我們可以把磁盤想象成為卷在?起的磁帶，那么磁盤的邏輯存儲結構我們也可以類似于：
這樣每?個扇區，就有了?個線性地址(其實就是數組下標)，這種地址叫做LBA
?為什么扇區大小不均勻的但是LBA地址是均勻？？
——》因為磁道是從中間向外輻射的，所以里面的磁道有多少個扇區，外面的磁道就有多少個扇區，只不過里面磁道的扇區會小一點（扇區大小不均勻） 但其實可以通過調整密度來變得均勻（里面的01序列稠密一點，外面的稀疏一點）
二.文件系統
通過邏輯抽象，我們可以把對扇區的地址抽象成線性的LBA地址，整個磁盤都可以被抽象是成一個一維數組。
但是具體磁盤有多大呢？已經用了多少扇區？哪些扇區還沒被使用？哪些扇區存的是屬性？哪些扇區存的是內容？要往哪個扇區去寫入？？——>諸如以上問題，注定了我們的操作系統必須想辦法把磁盤空間組織起來！！
操作系統如何對磁盤空間進行管理?
? inode存放的是文件的屬性，Block存放的是文件的內容，在Linux文件系統中，文件的屬性和內容是分開存儲的！
2.1 inode
我們知道，文件 = 屬性 + 內容，屬性也是數據，要管理這些數據，就要以結構體的方式構建出來，這些管理屬性數據的結構體，就是inode！一個文件就有一個inode，inode就是屬性數據的集合。
? Linux系統里標記文件的唯一標識用的是inode，且文件的屬性中不包含文件的名稱！！
?如何在Linux查到每一個文件的inode編號
ls -li
2.2 Data Block
? Data Block：存文件內容的區域，以塊作為最小單位，塊的大小常見的是4KB大小，一般而言一個塊只有自己的數據!
? 一個文件只有一個inode，但如果是個大文件可能會有很多個塊。所以在inode結構體內部會有一個block數組，存儲的是數據塊的塊號，標識自己這個文件的內容占據了具體的哪一個數據塊。注意：inode的block數組存的只是塊號，而一個塊號對應著一個Data Block（4KB)。
2.3 BlockBitmap和 InodeBitmap
InodeBitmap：是一個位圖，每一個bit表示?個inode是否空閑可用。
BlockBitmap：同樣是個位圖，每一個bit記錄著DataBlock中哪個數據塊已經被占?，哪個數據塊沒有被占?
?問題1： 為什么我們下載一個文件需要很久，但是刪除的時候卻很快呢？？
?刪除一個文件的時候，并不會把塊（文件內容）清空，而僅僅只是把對應比特標志位給修改了，表明該塊是空閑可用的。
?問題2：如果我們想恢復一個被刪除的文件，要怎么辦呢？？
? 如果我們不小心誤刪的一個文件，如果這個文件很重要，最好的辦法就是什么都不做然后找專業的人去恢復（一般來說恢復其實就是得找到該文件的inode編號，比如通過Linux的日志信息找到被刪文件的inode，但是具體怎么恢復得依靠一些專業的東西！），因為雖然內容還在，但是他的位圖信息表明是可以被使用的，所以你如果亂操作可能會導致文件內容被覆蓋。
2.4 SuperBlock
存放?件系統本?的結構信息，描述整個分區的文件系統信息。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。SuperBlock的信息被破壞，可以說整個文件系統結構就被破壞了
?格式化：就是寫入空的文件系統！！
2.5 GDT（GroupDescriptorTable）
塊組描述符表，描述塊組屬性信息，整個分區分成多個塊組就對應有多少個塊組描述符。每個塊組描述符存儲?個塊組的描述信息，如在這個塊組中從哪?開始是inodeTable，從哪?開始是Data Blocks，空閑的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?份拷貝。
三.深刻理解文件系統下目錄文件
3.1 對文件操作，os怎么做？
?新建和刪除文件，在文件系統的角度下，os到底是怎么做的？
?1??新建文件：OS會在某個路徑下去創建，路徑幫助我們確定在哪一個分區——》讀取了超級塊后確定了一個block，然后通過查該block的GDT知道該分區的inode還有很多沒有被使用——》于是到inodebitmap位圖結構里找到了沒有用過的inode，然后分配給該文件——》分配好之后把自己的屬性往里面填，這樣就算新建成功了！
?如果還打算寫入的話，先確認一下要寫入內容的大小，確定一下需要幾個塊，然后到blockbitmap里面找到沒被使用的塊，把塊號填到inode結構體里面的block數組里，然后再把文件內容寫進這些塊里面。
?2??刪除文件：先找到分區，再找到inode，然后把對應inodebitmap和blockbitmap的位置置0。其實文件還在，只不過對應的塊可以被覆蓋。
?但是我們會發現一個問題，就是在文件系統的角度下，os無論對文件進行怎樣的操作，都要取到對應的inode號，進而才能對其操作，但是我們在對文件進行操作的時候，可從來沒有關心過indoe號啊？！我們對文件操作向os提供的是文件的地址，os是怎么根據文件的地址知道文件的inode的？？？
?回答這個問題必須先了解文件系統下的目錄。
3.2 目錄文件
首先要明白一個事實，那就是目錄也是文件，也有自己的inode ，也是有內容+屬性構成！
?但是我們知道，目錄文件跟普通文件不同的是，目錄文件沒有所謂的"文件內容"的，那目錄文件的文件內容存的是什么？
?有內容就要占據數據塊，目錄有自己的數據塊，其中數據塊存儲的就是，在當前目錄下的文件和其inode值的映射關系！！！！
我們可以借助這一結論回答很多問題，提升我們對文件的理解：
?疑問1：在同一目錄下，為什么不允許有同名文件？
?因為文件名和inode是key和value的關系，通過文件名找到inode，key值必須唯一。
?疑問2：為什么沒有w權限無法創建文件？？
?沒有w權限意味著我們就無法將文件名和inode的映射關系寫進去，因此無法創建文件。
?疑問3：為什么沒r無法查看文件？？
?沒有r權限著意味著我們也看不到文件名和inode的映射關系，找不到inode就找不到文件，也就找不到文件的內容。
?疑問4：為什么沒有x無法進入目錄？？
?x意味著沒有操作權限，要進入一個目錄必須cd目錄名，并且將當前目錄名更新到環境變量PWD中，所以無法進行該操作的話我們就無法進入。
3.3 路徑解析
?問題：打開當前工作?錄文件，查看當前?作?錄?件的內容?當前?作?錄不也是?件嗎？我們訪問當前?作?錄不也是只知道當前?作?錄的?件名嗎？要訪問它，不也得知道當前?作?錄的inode嗎？
?所以也要打開當前?作?錄的上級?錄，類似"遞歸"，需要把路徑中所有的?錄全部解析，出?是"/"根?錄。
??實際上，任何?件，都有路徑，訪問?標?件，?如:
/home/lvision/code/test/test/test.c
都要從根?錄開始，依次打開每?個?錄，根據?錄名，依次訪問每個?錄下指定的?錄，直到訪問到test.c。這個過程叫做Linux路徑解析。
四.深刻理解軟硬鏈接
4.1 硬鏈接
4.1.1 如何建立硬鏈接
ln a[源文件] b[硬鏈接名字]
4.1.2 如何理解硬鏈接
我們知道，真正找到磁盤上?件的并不是文件名，inode。其實在linux中，可以讓多個文件名映射同?個inode，而這些新建立的,對indoe建立的映射關系,的文件，就是硬鏈接。
硬鏈接不是一個獨立的文件，因為他沒有獨立的inode！！
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Hardlink和myfile.cc的鏈接狀態完全相同，他們被稱為指向?件的硬鏈接。內核記錄了這個連接數，inode 650257 的硬連接數為2。
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我們在刪除?件時干了兩件事情：1.在目錄中將對應的記錄刪除，2.將硬連接數-1，如果為0，則將對應的磁盤釋放。
硬鏈接應用場景：通常用來做路徑定位！！可以通過硬鏈接進行目錄切換！
4.1.3為什么Linux不允許對目錄建立硬鏈接
如果對目錄建立硬鏈接，就可能會出現這樣的情景，
?可是目錄內部不是有. 和 … 的硬鏈接，他們不是目錄的硬鏈接嗎？？
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. 和 … 是操作系統創建的，操作系統提前規定好了 .和…不會被做搜索，這是強制規定的！所以不會有環的問題！
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操作系統給我們. 和 … ，我們就可以用相對路徑去訪問文件了，可以在一些情境中不必用很長的絕對路徑去訪問文件。
4.2 軟鏈接
4.2.1 如何建立軟鏈接
ln -s a[源文件] b[硬鏈接名字]
4.2.2 如何理解軟鏈接
軟連接是一個獨立的文件，有獨立的inode，也有獨立的數據塊 ，他的內容里面保存的是指向的文件的路徑。（相當于windows的快捷方式）
應用場景：快捷方式
Grafana監控系統之監控Linux的Redis)
)
 PyTorch 實現)
