磁盘

文件 = 文件属性 + 文件内容

文件内容 —— 数据块，文件属性 —— inode

Linux 文件在磁盘中的存储，是将 属性 与 内容 分开存储的

内存：掉电易失，磁盘：永久性存储介质

磁盘访问的基本单元：扇区 —— 每个扇区一般存储 512 byte / 4 kb 数据

磁盘由无数个扇区构成，定位扇区的步骤（CHS Cylinder-Head-Sector 寻址方式）：6个磁头（Head）定位，哪一个磁道 / 柱面（Cylinder），定位扇区（Sector）。

但现代大容量硬盘已改用 LBA（Logical Block Addressing）线性寻址方式：将磁盘在逻辑上 抽象成 线性结构 —— 无数个扇区组成，每个扇区都有自己的下标

LBA <=> CHS

这两种地址可以相互转换，但使用者直接使用 LBA 地址，磁盘内部自己转换为 CHS地址寻找。

逻辑上，磁盘就是一个 元素为 扇区 的一维数组，数组的下标 就是每一个 扇区的 LBA地址，操作系统就可以用 一个数字（下标） 来访问磁盘的扇区。

文件系统

块 概念

硬盘是典型的 块 设备，操作系统读取硬盘数据时，不会一个个扇区进行读取；为提高效率，一次性读取一个 块，一个 块 包含连续的多个扇区。

硬盘的每个分区 是被划分为多个 块；

一个 块 包含几个连续扇区，是由格式化的时候确定的，不可更改，常见一个块大小 4 KB，即 8个连续扇区（512 b）组成一个 块。

块 是文件读取的最小单位。

分区 概念

一个磁盘被分为多个分区（C、D、E），分区实质上说，是对硬盘的一种格式化

如何分区？

柱面 是分区的最小单位（我觉得 磁道 更形象），本质就是设置 每个分区的 起始柱面和结束柱面 号码。

每个分区的 boot sector 启动块 大小确定，1 KB，用以存储 磁盘分区信息和启动信息。

inode 概念

每个文件的 文件数据 都储存在 块 中，对应的 属性信息 储存在 inode 中（不包括文件名），一个 inode 有一个唯一标识符 —— inode 号（用以标识文件），一般 128 B 大小。

block group 块组

ext2 文件系统根据 分区的大小划分为多个 block group。

super block 超级块

存放文件系统本身的结构信息，描述整个分区的文件系统信息：

block 和 inode 的总量、未使用的数量、一个 block 和 inode 的大小，最近一次的挂载时间，最近一次写入数据的时间，最近一次检验磁盘的时间 等其他文件系统的相关信息。

所以 super block 的数据如果被破坏，整个文件系统结构就被破坏了；

但是，为了保证文件系统在磁盘的 部分扇区 出现物理问题时还能工作，一个 文件系统 的 super block 在 每个或者多个 block group 中进行备份，且数据保持一致。

GDT 块组描述符表

Group Descriptor Table 块组描述符表，表中包含多个 块组描述符，每个 描述 一个 块组 的属性信息：

这个块组从哪里开始是 inode table，从哪里开始是 data blocks，还有多少空闲的 inode、data blocks。

注意：整个文件系统只有一份“块组描述符表”（Group Descriptor Table）。
这张表通常放在 块组 0（有时是块组 0 和 1 的备份） 里，其余所有块组不再存放完整的描述符表副本。（ext4 为了冗余会把描述符表做备份，但也只是少数几个块组有，并非“每个块组都相同”。）

data blocks 数据块

存放文件内容的区域，以 块 的形式呈现，常见 一个 块（4 KB） 大小为 8 个 扇区（512 B）；

文件系统的 块 必须 ≥ 扇区大小，起到 预加载 的作用，提高读取效率。

对普通文件：数据存储在 数据块 中；

对目录：该目录下的所有文件名和目录名 存储在 所在目录的 数据块 中，除了文件名外，ls -l 命令看到的其他文件信息，保存在 该文件的 inode 中。

数据块中的 block 块 按照分区整体划分，不可跨分区。

inode table 节点表

当前分区 所有 inode 的集合，inode table 中的 inode 编号以分区为单位，整体划分，不可 跨分区。

每个 inode 的结构中，会包含 12 个直接数据块指针，和几个 一级、二级、三级间接块指针：这样保证了 大文件的存储

block bitmap 块位图

位图中的 bit 位 的位置 与 块号 的形成映射，bit 位 的内容，表示 该位置 对应的 块 是否被使用；

所以，删除一个文件时，无须清空其 data blocks 的内容，只需找到这个文件的 inode，inode 中有指向该文件的 块指针、大小 等信息，将其 数据块 对应的 块位图 中的位置 的 bit位 置空，就算是在 逻辑上 删掉了。

inode bitmap inode位图

和 块位图 类似，表示 inode table中 对应位置的 inode 是否被使用；

所以，删除一个文件时，对其 block bitmap 块位图 和 inode bitmap inode位图 做处理即可，提升效率。

小结

每个分区相互 独立、包括 inode 编号、数据块编号 等、

一个分区中可用的 inode 总数，是确定的，用完了就没办法了（有可能 inode 用完了，data block 块还有，因为 inode 是确定的，预分配好的；也有可能 data block 用完了，但是 inode 还有）

每个 块组 中能用多少个 inode ，块组最开始的 super block、GDT 中有相应信息。

单个文件 = 一个 inode + 若干data blocks

（先描述，再组织）

格式化 ： 每个分区在被使用前，都必须提前将部分文件系统的属性信息，提前设置进对应的分区中，以便后续使用

inode 表征了文件的所有属性，但是，文件名并不属于文件属性！

文件的增删查改

新建文件

通过新建文件的路径：确定在哪一个分区里 —— 然后查 GDT，inode 使用情况 —— 查 inode bitmap，分配空闲 inode

—— 填入文件属性 —— 准备写入 —— 确认写入的数据大小（例如 write 中有参数问你 写入数据大小）

—— 查block bitmap ，分配数据块 —— 并把数据块的编号，填入 inode 的属性之一：与数据块的 映射数组

—— 然后通过映射数组，把数据写入到对应的数据块中

删除文件

数据内容删除：inode 的 与 该文件所需的数据块 的 映射数组中 找到该文件的 所有数据块，将这些数据块编号 对应的 block bitmap 中 置零

inode文件属性删除 ： 然后 inode bitmap 也置零

删除 = 允许被覆盖

为什么不用清空data block 和 inode 内容的原因：过多的 IO 会大幅降低系统效率

数据恢复：数据块被覆盖之前，都可以想办法恢复

查找文件

根据文件路径确定 分区 —— 根据文件名 确定 inode编号，根据 inode编号 确定是哪个块组

—— 根据 inode 编号，查 inode bitmap 确定是否有效文件

—— 从 inode bitmap 索引到 在 inode table 中的该 inode

—— 在 该 inode 中，找到 与数据块的 映射数组（也就是块指针，直接的或者间接的），

—— 将 映射数组中的 数据块 的内容，载入内存（注意是整个数据块，数据不一定占满了整个数据块）（当然如果文件过大，应该遵循 惰性加载）

—— 因为文件有大小，inode中存储了占用的字节数，所以从该数据块开始，读取 文件大小的 字节

修改文件

先查找文件，找到后加载进内存，然后 IO

目录文件

linux 下，一切皆文件！

文件 = 内容 + 属性

目录也是文件，有自己独立的 inode，有自己的属性（上一个图中 蓝色就是目录文件）

那么

目录的数据块存什么？

存的是 该目录下，文件的 文件名和 对应文件 inode 编号的 映射关系

1、所以 同一个目录下，不能有同名文件，否则会冲突

2、目录中 如果没有 w 权限，无法创建文件：因为 这个文件的 inode编号 与 文件名的 映射关系，就写不进 目录文件中

3、目录下没有 r 权限，无法查看文件

4、目录下，没有 x 可执行权限，无法进入这个目录

可是 —— 目录文件的 inode 怎么获取？

得从上一级 已经打开的目录文件中 找， 一路找到 根目录，然后从目录一路返回

类似 递归， 需要把路径中所有的目录全部解析，出口是 / 根目录

Linux 路径解析 ： 实际上，任何文件的打开，都从 该文件路径的 根目录开始，依次打开每一个目录，依次访问

系统会对 常见的常打开的目录文件的 inode 进行 dentry缓存，这样提高效率

所以在，访问任何文件时，都需要有路径

软硬链接

软链接

首先，软链接是 一个独立的文件，具有独立的 inode

ln 命令：建立链接，从 后者，指向 前者

-s ： 建立 软链接

软链接 的文件的 内容：所指向文件的 路径

硬链接

硬链接 不是一个独立的文件，因为 没有独立的 inode

ln 命令：建立硬链接，从 后者，指向 前者

建立硬链接之后，该文件 inode 属性中的 引用计数，变为 2，表示有多少个文件名指向本文件

并且，硬链接的inode 与 源文件一样，这表示，就是同一个文件

硬链接干了什么？ ：本质就是 在特定目录的数据块中，新增 文件名和指向文件的 inode编号的 映射关系

这也表明 多个文件名可以映射 同一个 inode编号

对比分析

每个 inode 内部都有一个 引用计数的 计数器 （ 有多少个 文件名 指向本 inode）

引用计数-- 直到 0 ，文件才会被删掉

硬链接文件，会增加该文件的引用计数。

软连接不影响 该文件的 引用计数，软链接像是 windows 中的 ‘快捷方式'，数据块里保存了指向文件的 路径。

应用

软链接

可以让文件更简单的访问、可以链接一个 目录很深的可执行程序、

硬链接

以上图为例，linux 目录中，  . 当前目录 是 /home/suo/test_git/linux/0825  的硬链接、、 .. 上级目录 是  /home/suo/test_git/linux   的硬链接、

为什么 . 当前目录 的引用计数是 5 ？

因为 当前目录中，我有 5 个文件，每个文件中都有 2 个隐藏的硬链接 .  和 .. ，这个 .. 就是我当前目录 /home/suo/test_git/linux/0825  的硬链接。

为什么 .. 上级目录的引用计数是 23 ？

因为 在 上级目录  /home/suo/test_git/linux  中，有 23个文件，每个文件里都有个 .. 上级目录  的硬链接，包括这个目录  /home/suo/test_git/linux/0825  

所以 cd .. 的细节实现 ：

.. 是上级目录 /home/suo/test_git/linux 的硬链接 —— 所以从根目录一路解析，获取到了 目录文件 linux/  的 inode —— 所以 这个 inode 的路径也就获得了，切换到 上级目录的路径即可

所以硬链接 —— 可以维持 linux 下的 目录结构

但是 ：linux 中 不允许对目录建立硬链接，容易出现 环 的问题

但 . 和 .. 本身就是目录的硬链接，所以 这两个硬链接是隐藏文件，而且，系统在搜索文件时，默认不会搜索这两个 硬链接 的 目录文件。避免了环的问题