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前言：
一、磁盘结构
1.磁盘的存储结构
2.LBA逻辑地址
2.CHS寻址方式
二、块
三、OS如何对磁盘管理？
1.分区
2.ext2文件系统
3.inode文件属性数据集合
4.inode Table 和 Data blocks
5.inode Bitmap 和 block Bitmap
6.删除文件
7.GDT(Group Descriptor Table)
8.SuperBlock超级块
四、格式化分区
五、关于inode
六、inode和block映射关系
七、目录文件
1.重新理解目录权限
2.路径解析
八、文件和进程的关系
1.struct dentry结构体(目录项)
九、如何知道所处分区？
1.创建分区
2.删除分区
十、命令总结
总结：
前言：
我们在上一篇已经学过了文件的很多内容，这一篇重要讲讲文件在硬件上的存储方式，已经如何寻找他们，让我们开始吧！
一、磁盘结构
生活中，大家应该都见过机器磁盘，它的容量很大。
很多个磁盘在一起可以组成一个服务器，很多个服务器在一起可以构成一个机柜，很多个机柜在一个机房中。
1.磁盘的存储结构
磁盘有很多片，每个片都有两个面，叫做盘面。 我们把磁头想象成笔，因为有很多面所以就有很多磁头，但是磁头是共进退的。
磁道：一个盘面上面有很多磁道，它相当于同心圆。
扇区：一个磁道由多个扇区组成，每个扇区512字节(现在可能会更大)。
柱面：每个盘面的同心半径的磁道构成一个柱面。
2.LBA逻辑地址
我们可以将磁盘的一面想象成一个卷起来的磁带，我们可以将这个磁带拉成一个一维数组。这样定位每个扇区，就有了一个线性地址(也就是数组下标)，就不需要用CHSCHS（柱面-磁头-扇区）地址定位法，这种地址叫做LBA(Logical Block Addressing)。
2.CHS寻址方式
因为磁头是共进退的，所以在寻找时，本质先会寻找一个柱面：
柱面就是每个面上相同半径构成的面，所以磁盘分了很多个面，在我们看来，逻辑上磁盘整体是由许多个“柱面”构成的：
所以，寻址⼀个扇区：先找到哪⼀个柱⾯(Cylinder) ,在确定柱⾯内哪⼀个磁道(其实就是磁头位置， Head)，在确定扇区（Sector），所以就有了CHS。 所以我们逻辑上是LBA寻址，但本质是CHS寻址，LBA地址转成CHS地址，CHS如何转换成为LBA地址？
CHS 转 LBA
1. 单个柱面的扇区总数 = 磁头数 × 每磁道扇区数
2. LBA 计算公式：
◦ LBA = 柱面号 C × 单个柱面的扇区总数 + 磁头号 H × 每磁道扇区数 + 扇区号 S - 1
◦ 即：LBA = C × (磁头数 × 每磁道扇区数) + H × 每磁道扇区数 + S - 1
注意：
• 扇区号 S 通常从 1 开始，而 LBA 地址从 0 开始。
• 柱面号 C 和磁头号 H 从 0 开始编号。
• 磁盘内部会自动维护总柱面数、磁道数和扇区总数等信息，上层系统在开机时会获取这些参数。
LBA 转 CHS
1. 柱面号 C = LBA // (磁头数 × 每磁道扇区数)（即 LBA 除以单个柱面的扇区总数，取整）
2. 磁头号 H = (LBA % (磁头数 × 每磁道扇区数)) // 每磁道扇区数
（即 LBA 对单个柱面的扇区总数取余，再除以每磁道扇区数，取整）
3. 扇区号 S = (LBA % 每磁道扇区数) + 1
（即 LBA 对每磁道扇区数取余，再加 1）
符号说明：
• // 表示除法取整。
• % 表示取余运算。
OS只需要使⽤LBA就可以了！CHS如何转换成为LBA地址。谁做啊？？磁盘 ⾃⼰来做！
二、块
OS和磁盘进行IO的时候，以扇区(512Byte)为基本单位，对于OS而言，单次IO的的数据量有点少。OS在文件系统和磁盘交互时，以1KB、2KB、4KB、8KB数据量进行IO的，⼀次性连续读取多个扇区，即⼀次性读取⼀个”块”（block）。一般以4KB为单位，也就是8个扇区。
所以我们对LBA定位是这样的：
LAB=块号*8 + n. (n是块内第⼏个扇区)
所以我们可以将磁盘看做以块为单位的一维数组。
三、OS如何对磁盘管理？
OS对一个500G的磁盘进行管理，是如何管理的？
1.分区
我们会对磁盘拆分为很多区域，其实就是分区。
我们可以使用lsblk命令，以树状结构列出所有块设备（硬盘、分区、逻辑卷等）及其挂载点。
如果你是云盘，则磁盘可能叫做vda，且只有一个分区。但是作者这里是物理盘，所以如下：
分区是互相独立的，可以给分区划分为不同的文件系统，这样一个分区挂掉了也不会影响其他分区。
2.ext2文件系统
我们以 Linux 系统中广泛使用的ext2文件系统举例。分完区以后还是太大了，我们又把分区分成组进行管理：
Boot Block 通常只存在于 第一个分区 中，用于引导操作系统。其他分区一般不需要 Boot Block，除非你配置了多引导系统。
而一个组中，又包含以下内容：
文件 = 内容 + 属性
3.inode文件属性数据集合
属性也是数据，以结构体的方式构建出来(inode)。一个文件一个inode，inode是文件属性数据的集合。
当我们新定义一个文件时，OS会新建一个inode，把里面的内容填充以后，写入到磁盘中指定的 inode table 中。
OS与磁盘IO交互时基本单位是4KB，而一个inode是128字节，所以一个块中有32个inode。
每一个inode都有自己的编号。
文件名不在inode中！
4.inode Table 和 Data blocks
文件的内容在Data blocks中：
所以Linux下，文件属性和文件内容分开存储。
此时我们知道了一个组内的 inode Table 和 Data blocks，之后我们需要知道组中其他数据块的含义。
5.inode Bitmap 和 block Bitmap
inode Bitmap也就是位图。inode位图（inode Bitmap）：每个bit表示一个inode是否空闲可用。
加入 inode Table 中有5000个inode，那么inode Bitmap中就有5000个1。
当我们新建文件的时候，会先查inode Bitmap之后如果是0，则将对应的位置1，之后在inode table中创建文件属性。
我们先暂停一下，我们之前说OS和磁盘交互大小是4KB。磁盘最小访问单元是扇区。但是现在我们要将inode bitmap其中一个位置一，假设inode bitmap中有10000个比特位，向上取整为2KB。inode bitmap存储上也是以块为单位，当我们要修改其中1位时，会将对应的4KB加载到内存，修改完以后再以4KB为单位输出到磁盘。
而 Block Bitmap 和 inode Bitmap 含义几乎一样，它是表明 data blocks 中块的使用情况。
所以我们知道inode编号就可以找到文件了。
6.删除文件
删除文件只需要在 inode bitmap 和 block bitmap 对应的位置置0即可，恢复可以将其置1。在Linux中删除本质就是设置 inode ，block 无效。
7.GDT(Group Descriptor Table)
此时已经解决了创建文件和删除文件的问题，我们其实还要知道这个组的使用率，通过GDT(Group Descriptor Table)来完成。
GDT（GroupDescriptorTable）：块组描述符表，描述块组属性信息，整个分区分成多个块组就对应有多少个块组描述符。每个块组描述符存储⼀个块组的描述信息，如在这个块组中从哪⾥开始是inodeTable，从哪⾥开始是Data Blocks，空闲的inode和数据块还有多少个等等。块组描述符在每个块组的开头都有⼀份拷⻉。
8.SuperBlock超级块
超级块（SuperBlock）：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。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。SuperBlock的信息被破坏，可以说整个⽂件系统结构就被破坏了。
超级块在每个块组的开头都有⼀份拷⻉（第⼀个块组必须有，后⾯的块组可以没有）。为了保证⽂ 件系统在磁盘部分扇区出现物理问题的情况下还能正常⼯作，就必须保证⽂件系统的superblock信息在这种情况下也能正常访问。所以⼀个⽂件系统的superblock会在多个blockgroup中进⾏备份，这些superblock区域的数据保持⼀致。
SuperBlock本质表示的就是文件系统！
文件系统以分区为单位，不同分区可以使用不同文件系统。
四、格式化分区
所以整个磁盘中会先把各种区域划分好，就算我们没有向里面填充数据也会写一些东西，也就相当于快递站的架子都会整理好等待快递摆放上去，这就叫做格式化。
格式化 的本质是创建文件系统。
inode以分区为单位，每个分区都有一套inode。也就是说，第一个分区中有inode100，第二个分区中也可以存在inode 100。
五、关于inode
一个文件系统中，inode和block的个数都是固定的。inode在分配的时候，只需要确定起始inode即可。对于一个分区，块号也是统一编号的。
上图假设是第二组，位图为3分配inode，inode就会加上改组起始记录的start_inode值分配。 也就是10003。所以这样就得到了全局的inode，即使是局部也可以通过计算得到。
又是如何分配块号呢？和分配inode一样。当当前组的块存不下该文件时，inode结构体会映射块，会进行跨组管理。所以假设此时有inode : 10004，block : 100006要怎么找？会先找对应的组，通过start_inode，之后拿inode - start_inode就可以得到当前inode bitmap，之后就可以对其操作。
因为这是磁盘上的操作，难道真的会逐个去遍历磁盘吗？并不是，而是OS会进行文件管理，把superBlock和GDT先描述，再组织，将其封装为结构体，之后管理起来。所以对于刚才我们所说的inode查找等操作都是内存级操作。
六、inode和block映射关系
inode 和 block 到底是怎么映射的？我们需要来分析inode结构体的结构：
其中前12个是直接映射的，也就是直接保存数据。 后面的块索引表指针又是存其他块号。
我们平时访问文件时一般是属性居多，一般只查一个具体的文件。所以一个文件大小是有上限的，但是这里二级索引已经到GB级别，三级索引已经到TB级别，几乎可以存放下任何文件。
七、目录文件
我们到底是怎么拿到inode的？我们平时都是使用文件名访问文件的。我们之前说过，文件名并不在inode中存储！
目录是一个文件吗？其实目录也是文件！如何理解目录文件？目录文件也有自己的inode和datablock！
目录 = inode + datablock = 属性 + 内容
所以目录也有对应的数据块！目录文件的数据块中存放的是文件名和inode的映射关系。所以文件名处于所处目录中的数据块中。
我们为什么不直接根据文件名查找文件，而是通过inode找文件？如果按照文件名查找文件，需要对比字符串；而inode就直接比较数据即可，提高了效率。
1.重新理解目录权限
重新理解目录权限：rwx。
当没有读权限，就不能查找当前目录中的文件，读取不到目录中的block映射关系。
当没有写权限，就无法在目录中新建文件，因为无法写入block。
当没有执行权限，就无法进入目录。
2.路径解析
所以我们要找到文件名需要先打开当前目录，而当前目录也是文件，所以我们会进行逆向的路径解析。
我们会从根目录开始找，根目录的inode是固定写死的，直接写在superblock中。
所以任何一个文件都有路径，而每个进程有CWD。
当我们已经访问一个/home/gan/112_cur/new_warehouse/lesson18/test.txt文件后，之后又在同级目录下访问另一个文件，还是会从左向右进行路径解析，就是不断访问磁盘文件系统。这就会降低效率，所以Linux系统会对路径结构进行缓存。
磁盘上不会保存路径，Linux系统需要对路径结构进行缓存。这个数据结构也就是多叉树，当我们首次访问完一个目录后，会构成多叉树的缓存目录。
第一次访问磁盘，第二次访问缓存结构。
八、文件和进程的关系
1.struct dentry结构体(目录项)
Linux中，在内核中维护树状路径结构的内核结构体叫做：struct dentry。
所以当我们使用 find /home -name test.txt 时会去磁盘上找，第一次很慢，它会找目录对应的block，之后就会快。
这些文件又和文件描述符和进程是什么关系？
我们先来观察一下struct dentry源码：
它和进程之间的关系如下：
每个⽂件其实都要有对应的dentry结构，包括普通⽂件。这样所有被打开的⽂件，就可以在内存中形成整个树形结构。
九、如何知道所处分区？
我们此时已经可以在一个分区中找到任何一个inode和block了，但是我们怎么知道我们所处的分区呢？
如果Linux系统中有多个分区的话，一定要有一个分区包含根目录，同时又会从根目录中又有若干个普通目录(10个分区就有10个普通目录)，默认只有分区，该分区无法直接使用，分区必须经过挂载到目录上，分区才可以被通过路径的方式进行访问！
这里你可能有疑问？还是要从根目录下创建分区，那么根目录处于那个分区呢？在Linux系统中，挂载到根目录（/）下的分区通常是根文件系统分区，用于存储操作系统核心文件、系统程序和用户数据等。
注意：Linux和Windows在文件系统和分区管理上有显著的不同。
(Linux是将所有分区都属于 / 下的；而Windows并不是，文件系统的起点是 驱动器号（如
C:\、D:\等）。
1.创建分区
我们做一个实验，给系统分一个区，在此之前我们先来看几个命令：
lsblk -f 命令：系统会列出所有块设备，并显示每个设备的文件系统相关信息，具体输出信息通常包括以下内容：
NAME：设备名称，例如 sda、sda1、nvme0n1 等。
FSTYPE：文件系统类型，如 ext4、xfs、ntfs、vfat 等。
LABEL：文件系统的标签，用户可以为文件系统设置一个自定义的名称。
UUID：文件系统的通用唯一识别码，用于唯一标识一个文件系统。
MOUNTPOINT：文件系统的挂载点，即文件系统在文件系统树中的挂载位置。df -h 命令：查看磁盘情况
我们直接来看磁盘情况：
我们可以做一个文件系统。创建一个大型文件，看操作：
我们此时已经创建了一块空间，之后要向其写入文件系统：
而mkfs.ext4 disk.iso也就叫做格式化。
此时我们就有了一个虚拟的磁盘了，但是目前用不了，我们需要对其挂载到一个具体的目录下才能使用。
/dev/loop0：
在Linux系统中代表第⼀个循环设备（loopdevice）。循环设备，也被称为
回环设备或者loopback设备，是⼀种伪设备（pseudo-device），它允许将⽂件作为块设备
（blockdevice）来使⽤。这种机制使得可以将⽂件（⽐如ISO镜像⽂件）挂载（mount）为
⽂件系统，就像它们是物理硬盘分区或者外部存储设备⼀样。
2.删除分区
我们当然也可以卸掉分区。在卸载的时候，不能处于要卸载分区的路径，因为其正在工作。所以我们在另一个分区卸载，使用unmount卸载分区。
因为分区需要挂载才能使用，所以任何分区都有基本路径。所以我们任何文件都有路径，路径前缀就知道是哪个分区了。
十、命令总结
lsblk -f 命令：系统会列出所有块设备，并显示每个设备的文件系统相关信息。
df -h 命令：查看磁盘情况。
unmount 命令：卸载分区。
总结：
可能不少小伙伴都是一知半解，因为这部分知识确实很难，但是我们目前不需要了解的那么详细，但是至少要脑海中要有对这方面的框架，这对以后的知识会更好的理解。接下来我们还有重磅内容，对，这部分知识很多，我们不要急躁。
各位看在我这么用心的做文章，动动发财的小手点个赞吧！
