1 認識硬件——磁盤

1.1 物理構成

??磁盤是計算機中唯一的機械設備，同時也是一種外部存儲設備（外設）。早期的計算機通常配備的是機械硬盤（HDD），依靠磁頭和盤片的機械運動來進行數據的讀寫。但隨著用戶對計算機速度要求的不斷提高，如今大多數個人電腦已普遍采用SSD（固態硬盤）。

??相比機械硬盤，SSD沒有機械運動部件，具有讀寫速度快、體積小、低功耗、耐用性好、無噪音等優點，且仍有廣闊的技術發展空間。因此，在桌面電腦領域，SSD幾乎已經全面取代了機械硬盤。

??但在企業級存儲領域，機械硬盤仍被大量使用，主要因為其低成本、大容量的特點，非常適合海量數據的長期存儲，短期內仍難以被完全淘汰。

1.2 磁盤的工作原理及特點

??磁盤的核心工作原理是：二進制序列通過磁頭的充放電過程寫入盤片。任何硬件本質上只能識別二進制信號（高低電平），磁頭通過充電或放電，將電信號轉化為磁信號，改變盤片表面磁性區域的排列，進而完成數據的寫入。

主要特點：

1. 計算機內部信息流動通常以電子或光電信號形式高速傳輸，而磁盤依靠機械運動，速度相對較慢。
2. 磁盤工作時，盤片高速旋轉，磁頭沿盤面半徑方向微調位置，但始終懸浮于盤面之上，不直接接觸。
3. 磁盤制造必須在無塵密封環境中進行，灰塵若進入磁盤，會劃傷盤面，造成數據丟失。
4. 內存（RAM）屬于易失性存儲，掉電后數據丟失，而磁盤則是持久性存儲，即使斷電，數據仍可保存。

補充：磁盤是有壽命的，在企業級存儲中，磁盤接近報廢時不會隨意丟棄，因為盤內存有大量敏感數據。磁盤密封性強，不易物理銷毀，因此大公司通常會通過專業安全部門，采用嚴格流程銷毀磁盤，以防數據泄露風險。

1.3 存儲構成

1.3.1 磁盤的基本工作方式

1. 磁頭的左右擺動：磁頭臂在磁盤表面徑向移動，定位到特定的磁道（柱面）
2. 盤片的旋轉：當磁頭靜止在某個磁道上時，高速旋轉的盤片使目標扇區經過磁頭下方

1.3.2 存儲的最小單位：扇區

??磁盤被訪問的最基本單位是扇區，傳統大小為512字節，現代高級格式磁盤通常采用4KB扇區。基于這一特性，我們可以將磁盤視為由無數個扇區構成的線性存儲介質。

1.3.3 三維定位：如何訪問一個扇區

1. 磁頭選擇：確定使用哪個盤面（對于多碟片磁盤）
2. 磁道定位：在選定盤面上找到具體的磁道（柱面）
3. 扇區識別：在旋轉的磁道上等待目標扇區經過磁頭

1.4 邏輯抽象

1.4.1 磁帶的線性存儲特性

??從物理結構來看，磁帶是一種順序訪問的存儲介質，數據以線性方式排列在磁帶上。如果我們將磁帶邏輯上攤開，可以將其抽象為一個連續的線性存儲空間。這種抽象允許我們使用邏輯塊尋址（LBA, Logical Block Addressing）的方式來組織和管理磁帶上的數據。

1.4.2 邏輯扇區與LBA地址

• 每個邏輯扇區（通常為固定大小，如512字節或4KB）對應磁帶上的一個存儲單元
• 通過LBA地址（即邏輯扇區號，類似于數組下標）唯一標識每個扇區
• 整個磁帶可視為一個由LBA地址索引的大數組，支持隨機訪問的邏輯模型（盡管物理上仍需順序訪問）

問題1：如何通過下標找到我們要寫入的扇區？

假設有以下磁盤參數：

• 每個盤面有2w個扇區
• 每個盤面有50個磁道（50個圈）
• 每個磁道有400個扇區（每一圈分了400份）

以LBA地址28888為例：

• 28888 / 20000 = 1
• 28888 % 20000 = 8888
• 8888 / 400 = 22
• 8888 % 400 = 88
• 第一個磁盤（下標從0開始）的第22個磁道的第88個扇區。
• Cylinder Header Sector ==> CHS尋址方式
• C = 22 ；H = 1；S = 88

問題2：為什么扇區大小不均勻，但 LBA 地址是均勻的？
??因為磁盤的磁道是從中心向外輻射分布的，靠近中心的磁道周長小，外圈磁道周長大。在早期磁盤設計中，為了簡化控制邏輯，通常會采用固定扇區數設計，即每個磁道分配相同數量的扇區。但這樣導致內圈扇區物理尺寸小，外圈扇區物理尺寸大，扇區大小在物理空間上是不均勻的。

??通過調整數據編碼密度（比如讓內圈磁道的數據編碼更稠密，外圈更稀疏），理論上可以讓每個扇區實際存儲的數據量更均衡。現在的磁盤也普遍采用了這種區段分區（Zoned Recording）技術，讓外圈磁道能存儲更多數據，提升存儲效率。

??至于LBA（Logical Block Addressing）地址，它是邏輯地址，按“塊”遞增編號，與物理扇區大小無關，映射層可以屏蔽底層磁道結構差異，保證邏輯地址空間連續、均勻，方便操作系統統一管理磁盤數據。

??當然，如果對物理扇區大小進行調整，底層算法和控制邏輯也需要相應適配，現有磁盤固件已能很好支持這種變化。

1.4.3 回歸硬件

問題：我們究竟是如何和硬件交互的？
??雖然大多數人只接觸操作系統層面的文件操作（如 read / write），但在底層，其實我們與硬件的交互是通過“寄存器”完成的 —— 不止 CPU 有寄存器，所有外設也都有自己的寄存器集，磁盤也不例外。

當 CPU 向磁盤發起一次 I/O 請求時，交互過程大致如下：

1. 控制寄存器（Control Register）：CPU 通過它告訴磁盤“我要做什么”——是要讀數據，還是要寫數據。也可能指定其他控制位，如啟動位、復位位等。（告訴磁盤是打算讀還是打算寫）
2. 數據寄存器（Data Register）：用于傳輸數據。如果是寫操作，CPU 會將要寫入的數據寫入磁盤的數據寄存器；如果是讀操作，磁盤會將讀出的數據放入此寄存器，由 CPU 讀取。（（告訴磁盤要寫入哪些數據，讀那些數據）
3. 地址寄存器（Address Register）：用于告訴磁盤“要讀/寫哪一塊數據”，一般是使用邏輯塊地址（LBA）表示。磁盤控制器會把 LBA 轉換為實際的 CHS（柱面-磁頭-扇區）地址，定位到具體的物理位置。
4. 狀態/結果寄存器（Status Register）：用于反饋 I/O 操作是否成功，或當前磁盤狀態（如是否就緒、是否發生錯誤、空間是否不足等）。CPU 通過輪詢、或中斷機制讀取此寄存器判斷操作結果。

2 文件系統

??通過邏輯抽象，雖然我們可以把磁盤扇區的地址抽象成線性的 LBA 地址，但實際操作系統要處理很多關鍵問題，比如：

• 磁盤有多大？
• 已用了多少扇區？
• 哪些扇區還沒用？
• 哪些扇區存放的是元數據（如文件屬性）？
• 哪些扇區存的是實際內容？
• 新寫入的數據該寫到哪個扇區？

這些問題決定了操作系統必須設計一套機制，把磁盤空間合理地組織和管理起來！

2.1 磁盤分區

??首先，物理磁盤通常會被劃分成多個分區，每個分區就像一個邏輯磁盤，獨立管理。分區的劃分可以靈活配置（如圖所示）。

2.2 文件系統結構

??每個分區內部，通常會被組織成若干 Block Group，而每個 Block Group 里又由多個區域組成，比如：

Boot Block：文件系統中的特殊塊，位于起始位置，存放 Boot Loader 引導信息，作用是啟動操作系統。

Block Group：分區內部會被劃分為一個個 Block，Block 大小在格式化時確定，通常不可修改。

每個 Block Group 典型結構包括：Super Block、Group Descriptor、Block Bitmap、Inode Bitmap、Inode Table、Data Blocks

2.3 inode機制

• inode 存儲文件的全部屬性信息（比如權限、所有者、大小、修改時間），但不存儲文件名！
• 每個文件都有唯一的 inode 號，inode 號是文件的唯一標識。
• 文件的實際內容存放在 Data Block 區域，inode 里會記錄指向這些塊的地址。
• 可以通過 ls -li 命令查看文件的 inode 編號。

2.4 Data Block

Data Block：是文件系統中用于存放文件實際內容的區域。數據以塊（Block）為單位存儲，常見的 Block 大小是 4KB，通常 一個塊只存放自己的數據，不會混合多個文件的數據。

問題：一個文件對應多少個 Data Block？

• 每個文件在文件系統中只有一個 inode，inode 記錄了文件的屬性信息，同時也記錄了 該文件的內容存放在哪些數據塊里。
• 如果文件很大，可能需要占用很多個 Data Block，因此 inode 里需要有“指向數據塊”的信息。
• 具體來說，inode 結構體里有一個 block 數組，用于存儲數據塊的編號（Block Number）。

問題：如果文件非常大，那 block 數組是不是要非常大？
不是的，block 數組通常設計得很有限，里面分為兩種類型的指針：

• 一部分是直接索引（Direct Pointer），直接指向實際的數據塊。
• 還有一部分是間接索引（Indirect Pointer）：
  • 一級間接索引：指向一個“塊號列表”塊，該塊里存儲更多數據塊的塊號；
  • 二級間接索引、三級間接索引也是同理，逐層擴展。
• 通過這種直接+間接索引的設計，文件系統可以用很小的 inode 結構，支持非常大的文件，同時又不浪費空間。

??block 數組并不需要無限增大，而是通過“多級間接索引”機制來高效管理大文件的數據塊映射，兼顧了小文件的訪問效率和大文件的存儲能力！

2.5 Bitmap

??操作系統如何知道磁盤里哪些塊/哪些 inode 被用過、哪些還空閑？這就靠 位圖（Bitmap） 來管理！

• Block Bitmap 記錄著 Data Block 的使用情況：
  • 每一個 bit 對應一個 Data Block
  • bit=1 表示該塊已被占用
  • bit=0 表示該塊空閑，可用
• 通過 Block Bitmap，文件系統可以快速找到空閑的數據塊，分配給新文件或追加的文件內容

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• inode Bitmap 記錄著 inode 的使用情況：
  • 每一個 bit 對應一個 inode
  • bit=1 表示該 inode 已被占用（已有文件或目錄）
  • bit=0 表示該 inode 空閑，可用
• 文件系統創建新文件時，先查 inode Bitmap，找到一個空閑 inode，分配給新文件，建立文件屬性信息。

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問題1：為什么下載一個文件很久，刪除一個文件卻很快？
??因為 刪除文件時并不會真正“擦除”文件內容，操作系統只是在 Block Bitmap 和 inode Bitmap 里把對應 bit 標記為“空閑”，表示可以被新文件覆蓋即可，整個過程非常快。相反，下載/寫入文件需要實際分配 inode 和數據塊，還要寫入磁盤數據，過程自然更慢。

問題2：誤刪了文件，還能恢復嗎？
??其實誤刪后，文件內容本身還在磁盤上，只是對應的 Bitmap 標記為“可用”了。如果沒有新數據覆蓋，理論上是可以恢復的！

??恢復過程一般是先找到文件的 inode 編號，讀取 inode 里記錄的 block 位置，重新拼接數據。通常需要依靠專業工具或人員，因為一旦新文件寫入，會覆蓋舊數據，恢復難度就變大。

??Block Bitmap 和 inode Bitmap 是文件系統中非常關鍵的機制，通過簡單高效的 bit 標記，幫助操作系統快速管理和分配磁盤空間，也是文件刪除“秒刪”背后的原因！

2.6 GDT （Group Descriptor Table）和超級塊（Super Block）

??在文件系統中，除了我們常說的 inode 和 Data Block，其實還有一些 “元信息” 結構，來描述整個文件系統的組織和狀態，GDT 和超級塊就是最核心的兩部分：

• GDT（Group Descriptor Table，塊組描述符表）
  • 該組的數據塊使用情況
  • 該組的 inode 使用情況
  • 該組內各區域的位置（如 Bitmap、inode 表）
• 可以理解為 “塊組的小管家”，幫助系統快速定位某個組內資源。

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• Super Block（超級塊）
  • 總共有多少 block / inode
  • 當前未用的 block / inode 數量
  • block / inode 的大小
  • 最近掛載、修改、檢查的時間
  • 其他文件系統配置信息
• Super Block 是整個文件系統的“核心配置表”，如果它損壞，整個文件系統就無法正常工作。

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超級塊的備份機制

• 雖然 Super Block 是存在塊組內部的，但是它記錄的是整個分區的信息，理論上一個 Super Block 足夠。
• 但因為 Super Block 極為重要，一旦損壞文件系統就崩，所以文件系統一般會在分區內的多個組中存放 Super Block 的備份。
• 這樣即使主 Super Block 損壞，操作系統也可以用備份 Super Block 來恢復文件系統結構。

問題：操作系統怎么找到超級塊？它在那么多塊里怎么定位？
??靠“魔數”，超級塊內部有一個固定偏移位置，存放一個特殊值，叫做 魔數（Magic Number），這個魔數是文件系統格式定義的唯一標識。操作系統讀取磁盤塊時，只要在固定偏移處找到正確的魔數，就知道這個塊是超級塊，從而完成定位。

??GDT 負責管理塊組內的資源，超級塊負責記錄整個文件系統的元信息，魔數幫助操作系統準確定位超級塊，保證文件系統的可靠性和穩定性！

2.7 格式化

??在一個分區使用之前，必須先格式化 ——也就是提前將一部分文件系統的屬性信息（比如超級塊、GDT、Bitmap、inode 表等）寫入分區對應的位置，這樣才能保證后續系統在使用該分區時，知道如何管理磁盤空間，如何存取數據。

??另外，格式化也可以讓磁盤恢復到“未使用”狀態，Bitmap 置零，邏輯上所有空間重新可用，方便新的數據寫入。

3 對目錄的理解

3.1 新建 & 刪除文件，系統背后做了什么

新建文件

• 系統首先會根據路徑信息，定位到對應的分區，讀取該分區的超級塊。
• 超級塊里知道當前 block 總數、inode 總數等基礎信息。
• 系統再通過 GDT 確認該分區中哪些 block group 狀態最好（空間最多、inode 最空閑）。
• 然后通過 inode Bitmap 找到一個空閑 inode，分配給新文件，并填寫文件屬性信息。
• 如果文件需要寫入數據，還會根據內容大小，確定需要多少 數據塊，通過 Block Bitmap 查找空閑塊，把塊號寫入 inode 結構體的 block 數組里，最后把文件內容寫入這些數據塊中。

一句話總結：新建文件，其實就是分配 inode + 分配數據塊 + 填寫屬性 + 寫入數據。

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刪除文件

• 系統同樣先根據路徑定位分區，找到對應的 inode。
• 然后修改 inode Bitmap 和 Block Bitmap，把對應位置的 bit 置 0，表示 inode 和數據塊已釋放，可再次使用。
• 文件數據實際上還在磁盤上，直到被新的文件覆蓋。

一句話總結：刪除文件，只是修改 Bitmap 標志位，數據本身不會立刻被清空。

3.2 目錄文件

??在 Linux 文件系統中，目錄也是一種特殊的文件。它也有自己的 inode，也由 屬性 + 內容 兩部分組成。但它的內容部分不是普通數據，而是由“文件名 → inode編號” 的映射關系表組成，起到類似鍵值對的效果。

問題1：為什么一個目錄下不能有同名文件？
??因為在目錄中，文件名是 key，inode 是 value，key 必須唯一。如果有兩個文件名相同，系統將無法通過文件名準確查找 inode，因此這是被禁止的。

問題2：為什么沒有寫權限（w）無法創建文件？
??因為創建文件時，系統要把“文件名 → inode”寫入當前目錄的內容區域。如果目錄本身不可寫，就無法建立這條映射關系，自然就無法創建新文件。

問題3：為什么沒有讀權限（r）無法查看目錄內容？
??因為查看目錄其實是讀取目錄文件的內容，只有具備讀權限，系統才能讀出文件名 → inode 的映射，進而顯示目錄下有哪些文件。沒有讀權限，系統就“看不到”這個映射表，自然就“看不到”目錄下的文件。

問題4：為什么沒有執行權限（x）無法進入目錄？
??因為進入一個目錄本質上是對該目錄執行“路徑解析 + 目錄跳轉”的操作，系統需要“執行”該目錄條目，將其 inode 載入并更新工作目錄。沒有執行權限，系統無法完成這一步，就無法 cd 進入該目錄。

問題5：如何找到目錄本身的 inode？
??目錄文件本身也有 inode，但它不會出現在自己內部的映射里。要找到一個目錄的 inode，需要從它的父目錄讀取其文件名對應的 inode 號，再從父目錄的父目錄……一路遞歸直到根目錄 /，再反向解析回目標目錄路徑。這也是為什么：訪問一個文件必須指定路徑（即目錄樹），因為只有路徑才能層層查找到 inode，進而找到目標文件。

3.3 dentry緩存（擴展）

??在 Linux 文件系統中，訪問一個文件必須先從路徑解析出對應的 inode，而路徑是分層的，也就是：

/home/user/docs/file.txt → 要先找到 / → 然后找 home → 再找 user → 最后找到 file.txt

??而每一級目錄都需要讀取目錄文件，找到對應文件名的 inode，這個過程就涉及到不斷查找、不斷磁盤 IO，如果每次都從磁盤遞歸查找，效率會非常低！

??所以Linux提供了dentry緩存，將常用文件的inode信息緩存起來！

??dentry緩存，簡稱dcache，是Linux為了提高目錄項對象的處理效率而設計的。它是一個slab cache，保存在全局變量dentry_cache中，用于保存目錄項的緩存。dentry結構是一種含有指向父節點和子節點指針的雙向結構，多個這樣的雙向結構構成一個內存里面的樹狀結構，也就是文件系統的目錄結構在內存中的緩存了。

4 軟硬鏈接

4.1 軟鏈接

??軟連接（Symbolic Link），也稱為符號鏈接，本質上是一個獨立的文件，擁有自己的 inode 和數據塊。它的內容并不是實際的數據，而是一個指向目標文件路徑的字符串。可以類比為 Windows 系統中的快捷方式。

??由于軟鏈接只是路徑的引用，如果原始文件被刪除或移動，軟鏈接就會“失效” —— 我們常說的“斷鏈”（broken link），

4.1.1 應用場景舉例

??當一個可執行程序放在了某個路徑很深的目錄中（如 /usr/local/lib/xxx/target/bin/run.sh），每次手動執行很麻煩。我們可以在當前目錄下創建一個指向它的軟鏈接：

ln -s /usr/local/lib/xxx/target/bin/run.sh ./run

??這樣以后只要在當前目錄下執行 ./run 就可以了，可執行文件的位置再深也無所謂，有軟鏈接就能隨時調用，非常適合常用工具的快速訪問。

4.2 硬鏈接

??和軟鏈接不同，硬鏈接不是一個獨立的文件，因為它沒有獨立的 inode。所謂“創建硬鏈接”，本質上就是：

• 在某個目錄的數據塊中新增一個“文件名 → inode編號”的映射關系，也就是說，只是給現有 inode 多取了一個“別名”。
• 多個硬鏈接共享同一個 inode 和同一組數據塊，誰被打開其實都等價于訪問原始文件。

4.2.1 硬鏈接下的引用計數機制

??每個 inode 都有一個引用計數，表示有多少個目錄項指向它。

問題1：為什么一個目錄的引用計數是 2

• 因為一個目錄創建完成后會包含兩個默認的子項：
  • .→ 指向自己
  • ..→ 指向父目錄

問題2：當目錄下再新建一個文件，為什么引用計數變為 3

• 因為新建的文件會指向該目錄作為“父目錄”，即該目錄被 .. 多引用了一次，所以引用計數加 1。

補充：

• 某個目錄的引用計數 - 2 = 它包含的實際子目錄數量
• 刪除文件時，系統會先刪除該文件名與 inode 的映射，然后 inode 的引用計數減 1，只有當引用計數減為 0，才會真正釋放對應的 inode 和數據塊（即清空位圖）

問題3：為什么 Linux 不允許對目錄建立硬鏈接？
??操作系統禁止用戶對目錄創建硬鏈接，最主要的原因是：防止目錄結構出現“環”！

Linux 的路徑解析是遞歸向上回溯到根目錄，再逐層向下查找回來。如果在中間某一層手動創建了一個指向“上級目錄”的硬鏈接，可能會造成無限回溯，形成死循環，文件系統就崩了。

問題4：但是 . 和 .. 不就是對目錄的硬鏈接嗎？
??. 和 .. 本質上確實是目錄的硬鏈接！

• 但是這兩個特殊鏈接是由操作系統自動創建的，我們無法手動創建；
• 操作系統還強制規定路徑查找時不會對 . 和 .. 做“循環遍歷”，所以不會構成環；
• 它們的存在是為了支持相對路徑的便捷訪問，否則用戶只能用繁瑣的絕對路徑定位文件。

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！（不常用）