【Linux】磁盘与文件系统

目录

一、磁盘的物理结构

二、磁盘逻辑抽象

三、文件系统

1、Super Block

2、Group Descriptor Table

3、inode Table

4、Data Blocks

5、inode Bitmap

6、Block Bitmap

四、Linux下文件系统

1、inode与文件名

2、文件的增删查改

2.1、查看文件内容

2.2、删除文件

2.3、创建文件

2.4、补充内容

五、软硬链接

1、软链接

2、硬链接

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一、磁盘的物理结构

磁盘的物理结构如图所示：

 其中具体的物理存储结构如下：

 

 磁盘中存储的基本单元为扇区，一个扇区的大小是512字节或者4kb，这里我们暂且认定为512字节。一般磁盘，所有的扇区都是512字节。同半径的所有扇区构成了一圈磁道。

 我们要读取指定数据，就需要先根据磁头编号确定使用哪一个盘面，再确定读取哪一个磁道，最后根据扇区的编号定位扇区即可。其中通过磁头(head)、柱面(磁道)(cylinder)、扇区(sector) 来定位扇区的方法称为 CHS 定位法。

 一个普通文件包括属性 + 内容，本质上都是数据，占据一个或多个扇区，我们既然能够用 CHS 定位任意一个扇区，就能定位任意多个扇区，从而将文件从硬件角度读取或者写入。

二、磁盘逻辑抽象

 我们已经知道如果OS能够得知CHS地址，就能访问任意一个扇区。但是因为OS是软件，磁盘是硬件，为了防止硬件发生迭代变化而导致OS也要跟着变化，就要做好OS与硬件的解耦工作，因此OS内部使用的并不是CHS地址。

 为了减少进行IO操作的频率，OS与外设进行IO操作的基本单位大小是4KB(可以调整)。就算只需要修改一个字节的数据，也需要把这个数据所在的4KB大小的数据都加载进内存，修改好后再统一写回磁盘，因此我们把磁盘称为块设备。OS需要有一套新的地址来进行块级别的访问。

 把磁盘磁道看作一个连续的空间结构：

 扇区就相当于连续的数组，此时定位一个扇区就只需要一个数组下标了。由于OS是以4KB为单位进行IO的，所以一个OS级别的文件块要包括8个扇区。OS不关心扇区的概念，计算机常规的访问地址是通过 起始地址 + 偏移量 的方式进行的，因此OS访问数据块时，只需要知道数据块的起始地址 + 4KB 就可以了，把数据块看作一种类型。

 所以块的地址本质就是数组的一个下标N，以后就可以采用下标N的方式定位任意一个块了。这种寻址方式被称为 LBA ，即逻辑块地址。

 获得 LBA 地址后，通过简单的数学计算就可以转换成磁盘的 CHS 地址。假如已知 LBA = 6500 ，磁盘一个磁面的大小为 5000 ，一个磁道的大小为 1000 。则其对应的地址是第 2 个磁面，第 6 个磁道，第 500 个扇区。

从此之后，对于磁盘的管理就被抽象成了对一个大数组的管理。

三、文件系统

 由于磁盘很大，为了更加方便的管理，OS对磁盘块进行了分区。分区后再对每一个磁盘区域进行分组。具体结构如下：

 在OS对磁盘进行分区时，会在最开始的位置设置一个 Boot Block ，这段区域里面主要保存与OS相关的内容，比如分区表、镜像地址等等。一般而言这个分区存在于 0 号盘面的 0 号磁道的 1 号扇区。当用户开机时，OS会加载磁盘的驱动，读取磁盘的分区表，再从特定分区的开始位置读取到OS所在的地址，并加载OS，此时OS才算真正运行起来。

 在之后是OS对每一个分区进行分组形成的诸多 Block group 。 每一个 Block group 都有上图所示的 6 块区域。

1、Super Block

 Super Block 保存的是文件系统的所有属性信息，包括文件系统的类型、整个分组的情况。记录的信息主要有： bolck 和 inode 的总量，未使用的 block 和 inode 的数量，一个 block 和 inode 的大小，最近一次挂载的时间，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。
 后面每一个 Block group 中可能都有一个这样的超级块，并且每一个超级快存储的数据都完全相同，统一更新。这样做的目的是防止超级块区域坏掉，如果出现故障，整个分区不可再被使用，因此要做好备份。

2、Group Descriptor Table

 GDT 为组描述符，保存该组内的详细统计等属性信息。比如本组内从哪里到哪里是哪部分内容，本组被使用了多少等等。

3、inode Table

 一般而言，我们把一个文件内部所有属性的集合称为 inode 节点，一般大小为 128 字节。一个文件有一个inode。一个分组内会有大量的文件，也就有大量的inode节点，所以在组内需要专门有一个区域来保存这些inode节点，这个区域叫做 inode Table ，也叫 inode 表。

 在分组内部，每一个inode都有自己的inode编号，inode编号本身也属于对应文件的属性。 Linux查找一个文件，就是根据inode编号来查找的。

  一个inode对应一个文件，该文件的inode属性和该文件对应的数据块是有映射关系的。

4、Data Blocks

 文件的内容是变化的，用数据块来进行保存。所以要保存一个有效文件的内容，就需要 n 个数据块。如果有多个文件就需要多个数据块。这些数据块所在的区域就是 Data Blocks 。一个数据块的默认大小是 4KB 。

  Linux查找一个文件，首先找到该文件的inode。在inode结构体内部有一个 int blocks[NUM] 数组，数组内记录了存储该文件内容的数据块的地址。一个分组中，百分之95以上的内容都是 Data Blocks 。

 当操作系统要加载一个文件时，只加载该文件的 inode 节点。而 inode 节点中包含该文件内容数据块的映射关系，想要访问哪部分内容，就根据映射关系把哪一部分内容加载到内存中。

5、inode Bitmap

 inode Bitmap 是一个位图结构，每个bit表示一个 inode 是否空闲可用。

6、Block Bitmap

 Block Bitmap 是一个位图结构，记录着 Data Block 中哪个数据块已经被占用，哪个数据块没
有被占用。

四、Linux下文件系统

使用 ls 指定加上 -i 命令选项，就可以观察到文件的 inode ：

1、inode与文件名

 Linux系统只认inode编号，且文件的inode属性中不包含文件名，文件名只是给用户看的。

 任何一个文件都一定在目录内部，目录本身也是文件，也有自己的inode和对应的数据块，目录的数据块里面保存的是该目录下文件名和文件inode编号对应的映射关系。而且在目录内，文件名与inode编号互为key值。

 inode number 在一个分区内唯一有效，不能跨分区使用。根据 inode number 可以确定该文件在当前分区的哪一个分组。

2、文件的增删查改

2.1、查看文件内容

 当用户访问一个目标文件的内容时，一定是在特定目录下访问的，具体流程如下：

1. 先要在当前目录下找到目标文件的 inode number 。
2. 一个目录也是文件，也隶属于一个分区，在该分区中通过目标文件的 inode number 找到分组，在该组的 inode Table 区域找到目标文件的 inode 。
3. 通过目标文件的 inode 与对应 Data blocks 的映射关系，找到该文件的数据块，加载到OS，最后显示在显示器上。

2.2、删除文件

当用户删除一个目标文件时，具体流程如下：

1. 在当前目录下，根据文件名找到目标文件的 inode number 。
2. 根据 inode number 找到目标文件的 inode ，结合与对应 Data blocks 的映射关系，把 block bitmap 对应的比特位设置为 0 。
3. 根据 inode number 把 inode bitmap 对应的比特位设置为 0 。

所以我们想要删除文件，就只需要修改位图即可，并没有把数据块清空。  

2.3、创建文件

当用户创建一个目标文件时，一定是在一个目录下创建的。具体流程如下：

1. OS在目录所处的分组里扫描 inode bitmap ，找到空余的位置并设置为 1 ，获得 inode number 。
2. 把该文件创建出来后的默认属性填充到对应的 inode 中。
3. 在当前所处的目录文件的 Data blocks 里追加一条新的文件名与 inode number 的映射关系。

2.4、补充内容

 上面的内容包括分区、分组、填写系统属性等等，这些工作都是OS做的。分区完成之后，为了让分区能够正常使用，需要对分区做格式化操作，即OS向分区写入文件系统的管理属性信息，并做区域划分工作。如果区域划分之前已经做好了，那么格式化操作把位图结构清空，把属性字段设置为初始状态就可以了。

 文件系统给 inode 与 Data blocks 建立映射关系通过数组来完成，由于 Data blocks 很大，为了能够映射的过来，数组采用了直接索引、二级索引、三级索引的方式来完成映射，因为不是重点内容，仅作了解，不作讲解。

 文件系统中，有可能出现 inode 没用完，Data blocks 用完了。或者 inode 用完了，但是 Data blocks 还有剩余的情况。比如只建立一个文件，然后不断地往这一个文件中塞入数据，消耗 Data blocks。或者不断地建立空文件，消耗 inode 。这种问题目前是没有办法解决避免的。

五、软硬链接

1、软链接

建立软链接指令：

ln -s [目标文件] [软链接文件名称]

具体操作如下：

 使用 my-soft 链接了 myfile.txt 。 my-soft 是一个链接文件。

 观察到 my-soft 与 myfile.txt 的 inode number 不同，这说明软链接是一个独立的链接文件。有自己的 inode number，必有自己的inode属性和内容。软链接的内容是自己所指向的文件的路径。可以让用户快速的找到目标文件。

 软链接的具体用法是，如果一个目标文件的路径非常深，我们每次访问目标文件都要写一遍很长的路径，效率不高。此时就可以使用软链接在工作目录制作一个软链接文件，以方便访问目标文件。类似 Windows 系统中的快捷方式。

2、硬链接

建立硬链接指令：

ln [目标文件] [软链接文件名称]

 具体操作如下：

 使用 my-hard 链接了 myfile.txt 。 my-hard 是一个普通文件。

 观察到 my-hard 与 myfile.txt 的 inode number 相同，这说明硬链接与原文件是同一个文件，硬链接只是建立了新的文件名与老的inode number的映射关系，只修改了当前目录的内容。

  my-hard 与 myfile.txt 的硬链接数都变成了 2 。意思是此时有两种方法可以找到该文件，分别对应两个文件名。硬链接数，本质是一种引用计数。

 现在我们使用指令 unlink 来删除硬链接：

 此时文件的硬链接数又变成了 1 。

接下来我们再创建一个目录文件，观察硬链接数：

 可以看到目录文件的默认硬连接数是 2 。这是因为目录文件天生拥有两个硬链接，一个是它本身的名字，另一个是在该目录内部的 " . " 符号。如果目录文件的内部还有目录文件，那么该目录文件的硬链接数就变成了 3 ：本身的名字、该目录内部的 " . " 符号、该目录内部的目录内的 " .. " 符号：

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  现在查看一下根目录的硬链接数：

 硬链接数为 19 。根目录下的内容如下：

 一般来说，一个目录文件的硬链接数 -2 就是该目录下的目录个数。

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需要注意的是，用户无法自主给一个目录文件建立硬链接！

 显示不能给目录建立硬链接。这是因为如果可以给目录建立硬链接，容易造成环路路径问题。OS没有把这个权限放给用户。

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关于文件系统的相关内容就讲到这里，希望同学们多多支持，如果有不对的地方欢迎大佬指正，谢谢！