目录

一、认识硬件--磁盘--永久性存储介质

1.1磁盘的结构

1.2磁盘的存储构成

1.3磁盘的逻辑结构

二、文件系统

2.1文件系统的引入

2.2理解文件系统

2.3对文件增删查改的再理解

2.4如何理解“目录”

三、软硬链接

3.1软链接

3.2 硬链接

3.3ACM

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一、认识硬件--磁盘--永久性存储介质

1.1磁盘的结构

• 主轴（含马达），磁盘（可能有多个盘片，每个盘片有两个盘面），磁头，磁头臂等； 主轴负责磁盘转动，磁头负责读取数据，磁头臂负责将磁头位置的摆动，当不读取数据时负责将磁头停在磁头停泊区
• 每个盘面有一个磁头，磁头与盘面不接触

• 每个盘面主要由：磁道，扇面，扇区组成，一般的磁盘设计是磁头沿着磁道由外圈顺时针一直读取到内圈，将每个同心圆（磁道）切割成一个个小小块，称为扇区，扇区是磁盘最小的访问单元，同心圆的扇区一起组成扇面，而第一个扇面又显得重要些，它记录了整个磁盘的重要信息

• 把处于同一个主轴的磁道垂直扇面相连，称之为柱面

1.2磁盘的存储构成

• 磁盘被访问的基本单位是扇区-- 512字节/4kb

• 磁盘可以看成是由无数个扇区组成的存储介质

• 要访问一个数据，首先要定位该数据在哪一个扇区：找到盘面（定位用哪一个磁头）----找到磁道和柱面----找到扇区，这种磁盘的寻址方法叫做--cylinder header sector--CHS

• 通过磁头臂摆动定位磁头的位置来找到在哪一个磁道和柱面，通过盘面的转动来找到在哪一个扇区

1.3磁盘的逻辑结构

• 为什么要对磁盘进行分区？

• 磁盘的运动越少效率越高，运动越多效率越低，相关的数据一定要有意识的放在一起，所以为了区分存储内容的不同，以及快速定位寻址文件，就需要对磁盘进行分区

• 数据的安全性隔离：因为每个分区是独立分开的，所以当需要重现格式化或数据重新填充分区A时，分区B并不会受影响

• 系统的效率考虑：加快数据寻址的效率，当你只有一块分区时，找数据文件a你得重头找到尾部，但是当你分区了，操作系统会记录文件的绝对路径，你就可以直接从某个分区下去找，大大提升了速度和效率

• 将磁盘的不同盘面进行分区，再对每个盘面上的不同磁道进行分区，再对磁道上的不同扇区进行分区，那么磁盘就被抽象成了逻辑上的基于扇区的数组线性结构，每一个扇区都有对应的下标，我们可以通过扇区的编号（逻辑地址）通过除和取模运算来定位扇区的物理地址，同样也可以用扇区的物理地址来定位扇区的编号，实现了从LBA（扇区逻辑地址）到物理地址（CHS）的相互转化

• 不仅CPU有寄存器，其他设备也有寄存器，包括磁盘也有寄存器

1. 控制寄存器--控制IO的方向

2. 数据寄存器--数据缓冲寄存器，数据寄存器用于存放操作数

3. 地址寄存器--用来存放访问数据的LBA地址

4. 用来记录访问状态的结果

二、文件系统

 2.1文件系统的引入

• 一个被打开的文件，在内存中有对应的数据结构，以及定位访问方法
• 一个没有被打开的文件，在磁盘中存储，它如何被找到？
• 文件分为文件内容和文件属性，在磁盘中文件内容和文件属性是分开存储的
• 如何在磁盘中找到一个文件，如何获取该文件的信息，如何在磁盘中对该文件进行存储，都跟文件系统有关
• ls -l 读取存储在磁盘上的文件信息，然后显示出来 ，也可以用stat命令来查看更多信息

2.2理解文件系统

• 前面我们已经说到，可以将磁盘抽象成一个基于扇区的数组，操作系统如何对磁盘进行管理，就是先描述再组织！就要对磁盘进行分区管理！
• 假设一个磁盘有800G，我们就可以将这个磁盘抽象成一个数组，并对该数组进行分区，200G或150G等等为一个分区，管理一个磁盘，就可以划分为对每一个分区的管理，管理好一个分区，就可以管理好所有分区，进而就可以管理好整个磁盘
• 那么如何对一个分区进行管理呢？同样对该分区再进行分区，假设该分区200G，再分区为10G，那么管理好每一个10G的分区，就可以管理好该200G分区
• 我们将这个再分区的小分区叫作Block Group块组，ext2文件系统会根据分区的大小划分为数个Block Group。而每个Block Group都有着相同的结构组成
• 在第一个块组前有一个Boot Block，是文件系统中的一个特殊块，位于文件系统的起始位置。它包含了引导加载程序（Boot Loader）所需的信息，用于引导操作系统的启动过程
• 下面我们来看看每一个Block Group的具体包含：

1. 磁盘是典型的块设备，硬盘分区被划分为一个个的block--文件系统的块大小 。一个 block 的大小是由格式化的时候确定的，并且不可以更改。例如 mke2fs 的 -b 选项可以设定block 大小为 1024 、 2048 或 4096 字节，而上图中启动块（ Boot Block ）的大小是确定的
2. 存储文件内容的区域叫作--Date blocks，它是以block的形式呈现的，一般为4KB，一般而言一个block只有存储自己该份文件的内容
3. inode Table：存放每个文件的inode，inode具有唯一编号，一般而言一个文件只有一个inode，linux系统中，文件属性不包含文件名，而是通过文件inode编号来标识文件。每一个inode是一个struct inode数据结构对象，里面存放着文件的所有属性信息，里面包含inode number，文件权限，所属组，拥有者，文件ACM，文件类型，引用计数，以及一个int类型的blocks数组用来建立inode和Date blocks之间的联系
4. inode Bitmap：比特位的位置和inode的编号映射起来，比特位的内容用来标识该inode是否空闲可用
5. Block Bitmap：比特位的位置和块号映射起来，比特位的内容记录着Data Block中哪个数据块已经被占用，哪个数据块没有被占用
6. Group Descriptor Table：GDT，块组描述符，描述块组属性信息
7. 超级块（Super Block）：存放文件系统本身的结构信息。记录的是整个分区的基本使用情况，主要有：每个块组的bolck 和 inode的总量， 未使用的block和inode的数量，每个块组一个block和inode的大小，每个块组的其实inode编号，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，Super Block的信息被破坏，可以说整个文件系统结构就被破坏了，一般而言，超级块散落分布在一些块组里，不会每个块组里都存在
8. inode编号的设置是以分区为单位的，不能跨分区有效，每一个分区再被使用之前，都要提前将部分文件系统的信息加载到相应的分区里，方便我们后续使用这个分区或者该分区里的分组
9. 引入问题：如何知道这些Date blocks中哪些块被使用，哪些块没有被使用，以及如何找到一个文件所使用的块号？

• 当我们要对一个文件进行读取的时候，首先根据文件的路径找到对应的分区，再根据文件的inode编号找到他所在的块组，然后根据inode编号在inode Bitmap里的映射关系找到对应的比特位，根据比特位内容判断该inode编号是否有效
• 如果有效就找到该文件的struct inode，struct inode里有一个int block[NUM]（假设NUM=15），该数组里存的是该文件所使用的块号！前12个位置对应的是12个块号的一级索引，块号里面存的都是文件内容；13-14块号位置对应的是两个块号的二级索引，块号里面存的仍然是块号而不是文件内容，再根据块号里面的块号找到块号里面的内容；最后一个位置所对应的可以是块号的三级索引，这样我们就可以通过访问int block数组实现对一个文件内容的读取

2.3对文件增删查改的再理解

• 新建一个文件，系统要做什么？

1. 当系统新建一个文件的时候，要先判断该文件是否存在，不存在才创建。创建一个文件的时候，首先要该文件申请一个inode编号，再修改inode编号在inode Bitmap的映射位置的内容，表示该inode编号已被使用，然后再在内存中为该文件申请一个inode struct，创建一个文件，底层发生的事情其实就是在硬盘申请一个inode就可以了。
2. 当我们要对该文件进行写入的时候，回归inode struct可以发现，此时系统是没有为该文件分配磁盘空间的，需要对文件进行写入的时候，首先就要先在硬盘中申请块空间，并根据块号在Block Bitmap中的映射关系修改块位图信息，然后申请一块和该硬盘块关联的内存块，用户写入的数据就存在该内存块中，系统会定时回写到硬盘中对应的块。

• 删除一个文件，系统要做什么？

1. 当系统删除一个文件的时候，也是要先判断该文件是否存在，存在才可以删除。删除一个文件的时候，首先根据文件路径找到对应的分区以及inode编号，接着找到该文件的inode struct，根据inode struct中的block数组找到该文件使用的块号，将所有块号在Block Bitmap中映射位置的内容修改，表示块号未被使用后，最后修改该文件的inode编号在inode Bitmap的映射位置的内容，表示该inode编号未被使用了，这样就表示一个文件被删除了
2. 删除文件的时候，在磁盘中文件内容和文件属性于并没有被删掉，而是等待被覆盖，这就是为什么删除一个文件快，但是新建一个文件慢的原因 

• 查找一个文件，系统要做什么？

1.  当系统查找一个文件的时候，也是要先判断该文件是否存在，存在才可以被找到。查找一个文件的时候，首先根据文件路径找到对应的分区和inode编号，inode编号在inode Bitmap中的映射位置有效表示该文件存在且被找到，无效则表示该文件不存在且找不到
2. 找到有效的inode编号，进而就可以通过inode编号获得文件内容和文件属性

• 修改一个文件，系统要做什么？

1. 当系统修改一个文件的时候，也是要先判断该文件是否存在，存在才可以被修改。当要修改一个文件时，首先根据文件路径找到对应的分区和inode编号，进而通过inode编号找到inode struct，获取该文件的内容和属性就可以对文件进行修改！修改内容，如果要新增，当block不够时可以向系统再申请并将Block Bitmap的映射位置内容修改，如果要删除，直接将要删除的块号所映射的Block Bitmap位置内容修改

2.4如何理解“目录”

• 目录也是文件，也有自己的inode，也有自己的文件内容和文件属性，进而也就有自己的数据块
• 目录的数据块中放的是该目录下，文件的文件名和该文件所对应的inode的映射关系--这就是为什么我可们通过文件路径得到该文件的inode编号进而找到该文件
• 为什么一个目录下不允许有同名文件？当两个不同的文件拥有相同的文件名时，我们在根据文件路径（文件名）查找文件的时候，一个文件名会找到两个不同的inode，那么我们就无法区分哪一个inode使我们所要的那个文件的inode
• 为什么在目录下，没有W权限，我们无法创建文件？因为没有W权限，就无法向该目录的数据块写入内容，而目录的数据块存的是该目录下文件名和inode的映射关系，无法向数据块写入就无法建立某个文件和inode的映射关系，也就无法创建好一个文件
• 为什么在目录下，没有R权限，我们无法查看文件？因为没有R权限，就无法读取该目录的内容，进而就无法读取该目录的数据块，无法获得要查看的文件名对应的inode，因为要查看一个文件就必须拿到该文件的inode
• 为什么在目录下，没有X权限，我们就无法进入目录？因为没有X权限，无法对目录进行任何执行操作，也就无法访问到该目录的任何内容，无法进入目录

三、软硬链接

3.1软链接

• 软链接是一个独立的文件，具有独立的inode，该文件也有数据块，里面存的是指向该文件的路径
• 软链接就相当于Windows的快捷方式
• 软链接是通过名字引用另外一个文件
• ls -s 源文件名字 软链接文件名字

3.2 硬链接

• 硬链接不是一个独立的文件，没有独立的inode，在linux中可以让多个文件名对应于同一个 inode，硬链接是通过inode引用另外一个文件
• 所谓的建立硬链接，本质上就是在特定目录的数据块中新增文件名和指向该文件的inode编号的映射关系
• 每一个inode里面都有一个引用计数器，用来记录有多少个文件名称指向我（一个文件的硬链接数），我们在删除文件时干了两件事情：1.在目录中将对应的记录删除 2.将硬连接数-1，如果为0，则将对应的磁盘释放
• 硬链接通常用来进行路径的定位，进行目录间的切换
• 目录内的.和..都属于当前目录文件和上级目录文件的硬链接
• 不能对目录进行硬链接，可能会导致在查找一个文件时在目录结构中产生死循环
• ls 源文件名 硬链接文件名

3.3ACM

1. Access 最后访问时间
2. Modify 文件内容最后修改时间
3. Change 属性最后修改时间