磁盘物理结构的认识

（图片来自于网络）一个磁盘由许多盘片构成，每个盘片上有着许多磁道，最终每个磁道被分为大小相等的扇区，虽然内外磁道的扇区大小不同，但一个扇区的大小为512字节，不论它的面积是否相等，大小始终为512字节，并且磁盘的基本单位为512字节，但不意味着操作系统访问磁盘的基本单位为512字节，一般情况下，操作系统访问磁盘的基本单位为4k字节。

为什么系统访问磁盘的基本单位是4k字节？1.提高IO效率，如果系统访问磁盘的基本单位和磁盘的基本单位一样，为512字节，那么原本IO一次就能访问的空间大小，现在却需要IO8次才能有相等的效果，要知道磁盘作为外设，找一个特定扇区需要不断的旋转盘片，调整磁头，这个过程是十分耗时的，所以IO次数越多，访问数据的效率越低，将4k作为访问磁盘的基本单位是为了提高IO的效率。

2.将系统与底层硬件解耦。无论磁盘的基本单位怎样变化，操作系统访问磁盘的基本单位始终是4k字节，操作系统的上层接口将4k字节作为数据传输的基本单位，统一了传输的最小数据量，所以这个4k字节就像是一个标准，如果操作系统访问磁盘的基本单位与磁盘的基本单位相同，那么操作系统与底层的硬件就具有了强相关性，当磁盘的基本单位变化，操作系统访问磁盘的基本单位也随之变化，标准IO的标准也需要跟着变化，很显然一个频繁变化的标准是不好的。操作系统将4k字节作为访问磁盘的基本单位，无论磁盘的基本单位如何变化，只需要有一层中间层，使操作系统访问磁盘的基本单位为4k字节即可，这样使得访问磁盘的标准固定，无论底层硬件的标准怎样改变，操作系统的IO标准都不需要变化，这样，操作系统与底层硬件就实现了解耦。

磁盘的分区

扇区是磁盘的最小单位，盘片由一块块扇区构成，磁盘由多个盘片构成，磁盘最终的物理结构是圆形的，但我们可以将磁盘抽象成一个很大的数组，在磁盘中读写数据，等价于对数组存取数据。

我们将扇区在磁盘上的地址称为CHS，C表示磁道地址，H表示盘片地址，S表示扇区地址。将磁盘抽象成数组后，扇区的地址被称为LBA（逻辑块地址），操作系统得到LBA地址，将LBA转换成CHS，然后在磁盘上寻找扇区存储数据。

一个数组可以分为多个区，这里以4个区为例，每个区又被分成多个块组，块组中用来存储数据。在Linux系统中，文件分为内容和属性，文件系统将内容和属性分开存储

块组是文件系统中最小的单位，结合上图，块组的结构为：

Data Blocks：数据块，存储文件内容，以4k字节为基本单位存储数据
inode Table：inode表，存储文件属性，以128字节为基本单位存储数据
Block Bitmap：块位图，以位图结构表示Data Blocks中数据块的使用情况
inode Bitmap：inode位图，以位图结构表示inode Table中inode块的使用情况
GDT（Group Descriptor Table）：块组的总大小是多少？块组中有多少数据块，inode块有多少被使用？还剩多少？总的来说GDT存储了这一个块组的所有信息
Super Block：该块组所处的分区的大小，分区中有几个块组，分区还能存储多少数据，每个块组的inode，数据块有多少，每个块组的使用情况。总的来说Super Block存储了一个分区的信息

Super Block存储的是分区的信息，却不保存在分区，而是保存在分区下的块组中的原因：如果Super Block保存在分区下，那么一个分区只有一个Super Block，如果程序异常导致Super Block出现数据丢失，那么一整个分区的信息都会丢失，也不是每个块组中都保存了Super Block，只有部分的块组保存了Super Block，当其中一个Super Block出现数据丢失，可以将其他块组的Super Block的数据拷贝到丢失数据的Super Block上，因为它们保存的数据都是相同的，这样的多个备份无疑增加了文件系统的稳定性。

至于GDT中存储的数据可以通过遍历Block Bitmap和inode Bitmap得到，为什么要有GDT这个结构？原因是遍历两个位图所消耗的时间大于遍历GDT所需要的时间，并且由于inode具有全局的属性，GDT中保存了一个块组中inode的起始编号，通过偏移量知道块组中的inode号是多少，综上GDT对于块组是必要的。

inode和文件数据之间的映射

Linux将文件的属性和内容分开存储，Data Blocks存储文件数据，inode Table存储文件属性。因为文件的属性大小相对固定，所以inode Table的基本单位inode块的大小为128字节，其存储一个文件的属性，每个基本单位都存储了一个文件的属性。而Data Blocks的基本单位block的大小为4k字节，一个文件的内容可能会使用不止一个block，因为文件的内容不固定，而一个文件的属性只会使用一个inode块。在inode块中还有一个blocks数组，数组长度为15，[0,11]元素为存储该文件内容的block编号，这样做，文件的inode Table和Data Blocks之间就建立了映射。但是[0,11]映射的block总共只能存储48kB，由于文件内容可能需要不止48kB空间存储，所以inode块中的blocks数组的[12,14]元素虽然也保存一个block的编号，但该block不存储文件内容，其存储的是block指针，该指针指向的block存储的才是文件的内容，所以blocks数组的[12, 14]元素映射到Data Blocks中的一些block块上，这些block块又映射到其他block块上，blocks数组的[12,14]元素作为一个二级索引，扩大了文件内容的存储空间，保证了文件内容的存储空间足够，如果二级索引创建的空间不够，还能创建三级索引，甚至四级，直到所有block大小足够保存文件的内容。

总之，知道了文件的inode号，就可以在inode Table中找到对应的inode块，inode块中有一个blocks数组，该数组的元素指向了数据块block，通过索引就能找到存储文件内容的block块。

文件名和inode之间的映射

Linux下，文件属性包括文件名吗？答案是不包括，Linux文件系统不用文件名来标识文件，而是用文件的inode号识别文件。既然文件名不属于文件属性，那么inode块中就不需要存储文件名，那么文件名存储在哪？

要讨论这个问题，需要先了解Linux中一个特殊的文件：目录。Linux下的目录是一个文件吗？在一个目录下创建一个目录文件和一个普通文件，用ll -i可以打印出该目录下的文件信息，以及文件的inode号，通过打印结果，我们发现目录也是有inode号的。所以Linux下，目录是一个文件。
之前聊文件权限时说到，进入一个目录需要该目录文件具有x权限，在一个目录下添加文件，需要w权限，查看目录下的文件内容需要r权限。对于进入目录需要的x权限，这是一个规定，没有什么好研究的，但对于目录文件的r和w权限就需要我们深究一下了。

之前说Linux将文件的内容和属性分开存储，一个目录文件的属性很好理解，就是关于该目录的创建时间，修改时间，创建人等等。但是一个目录文件的内容该存储什么呢？根据之前的铺垫：Linux不用文件名标识文件，但我们创建的文件却都有文件名，这些文件名被存储在了哪里？其实所谓的文件名被存储到了目录文件的内容中，具体地说，一个目录文件的内容存储了文件名和对应inode的映射关系。

当一个文件没有被打开时，它存储在磁盘中，打开一个文件时，操作系统只知道文件的文件名，因为Linux不用文件名标识文件，所以系统无法在磁盘中根据文件名找到对应文件。系统需要查找该文件的所在目录，并在目录文件的内容中（目录文件的内容存储的是文件名和inode之间的映射关系）根据文件名查找对应的inode号，根据inode号，找到块组中的inode Table，在Table中找到该inode对应的inode块，根据inode块中blocks数组的映射找到文件的内容，最终将他们加载到内存中。

上面说的是一个文件被打开的过程，通过我们对文件系统的理解，一个文件被创建的过程也能被很好的理解：系统在磁盘的扇区上找到块组，遍历块组中的inode Bitmap，找到一个为0的元素并将其置1表示该块被使用，根据该元素的下标算出inode编号，接着在inode Table中找到对应的inode块，如果文件要进行写入，就需要与block建立映射关系，并修改inode块中的blocks数组，将映射关系写入，最后在对应block块中写入数据。该过程中，最重要的是要在文件所处的目录文件的内容中添加映射关系，将该文件名和对应的inode号添加到目录文件的内容中。需要注意的是，Linux下不允许相同文件名的文件出现，因为文件名是一个类似key值的对象，需要具有唯一性才能准确的查找inode。

（用户不能直接看到目录文件的内容，操作系统将其隐藏了，也许是出于安全考虑，我们只需理解文件系统的原理即可）

删除一个文件的过程：这个“删除”其实不是真正意义上的删除，操作系统通过文件名找到对应的inode块，再通过inode块中的blocks数组找到该文件所使用的数据块编号，系统只需要将文件所使用的数据块位图和inode位图中的1置为0就可以了，最后只要删除该文件所处目录文件的内容中的该文件名与inode的映射关系，一个文件的删除操作就完成了。所以在生活中，下载一部电影需要的时间往往很长，但删除一部电影的时间却非常快，其中的原因正是因为系统没有真正删除数据，只是改变位图中的数据，以及删除目录内容中的映射关系。如果文件系统没有被频繁写入，即之前的文件数据虽然被删除了，但数据却在磁盘中，仍然可以通过特殊手段将其恢复（这里有点像局部变量的生命周期问题，可以结合函数的栈帧理解）。

所以回到最开始的问题，目录文件有w权限表示可以在该目录下创建文件，本质是因为创建文件需要修改所处目录文件的内容以添加映射关系，r权限表示可以读取所处目录下的所有文件信息，本质就是读取该目录文件的内容，将文件名和inode这对映射关系中的文件名打印。

文件知道自己的inode号吗？

读取一个文件的信息需要找到存储文件内容的数据块，系统通过文件名在文件所处目录的内容文件下查找映射该文件名的inode号，但是系统要怎么访问该文件所处目录的内容文件，换言之就是要怎么读取当前文件所处目录的数据，由于系统只知道目录名，不知道目录名的inode，所以需要到上级目录查找其inode，系统需要访问上级目录的内容文件，但不知道上级目录的inode，所以需要通过它的上级目录知道上级目录的inode…不断重复这个过程，系统会访问到根目录，根目录不属于任何目录，所以操作系统不能向上访问，最终到根目录停止，可以猜测，系统肯定可以直接或间接地读取根目录的内容文件，从而得知根目录下所有文件的inode，接着重复访问到根目录过程的逆过程，最终得到所需要访问文件的inode号访问文件。

文件的软硬链接

文件有两种链接方式，软链接和硬链接，链接文件是一种创建文件的方式，所以链接文件创建出的文件名不能重复，下面是链接文件的指令

ln -s 原文件名 软链接文件名
ln 原文件名 硬链接文件名

通过代码说明软硬链接的区别：

现在我处于11_13这个目录，里面有一个test.exe程序，该程序简单的打印一句话

进入mydir目录，在该目录下以软链接的方式创建一个文件test.soft.ext，使文件与11_13目录下的test.exe文件进行软链接，执行链接文件

该链接文件打印出与原文件相同的内容，再以硬链接的方式链接11_13目录下的test.exe文件，执行链接文件，打印的内容也和原文件相同。所以执行链接文件的效果与执行源文件的效果相同，那么软硬链接的区别在哪呢？


注意原文件test.exe的inode号1183655，和硬链接的文件inode相同，和软连接的文件inode不同。通过这个现象，可以得知：硬链接产生的文件与软链接的文件虽然文件名不同，但不同文件名映射的inode号却是相同的，也就是说有两个文件名映射到了同一个inode文件上，硬链接不创建独立的系统级文件，只是创建了一个映射方式。

而软链接就像Linux中的快捷方式，软链接创建了一个新的系统级文件，该文件名映射的inode文件与原文件不同，其内容存储了原文件的绝对路径，所以文件较小，运行软链接文件，实际上是运行其内容中存储的绝对路径指向的文件，也就是原文件。所以从原理的角度上说，如果分别以软链接和硬链接的方式链接同一个程序，执行硬链接程序的速度和执行原程序的是一样的，执行软链接程序会相对慢一些，因为软链接相当于一个索引，系统需要打开两次文件。

综上，软硬链接的区别就是：硬链接没创建系统级别的文件，只是在所处目录下添加了一个映射关系，而软连接创建了系统级别的文件，保存了原文件的绝对路径。

硬链接数

用ll指令打印文件的具体信息，在文件权限信息后面的数字就是文件的硬链接数，在一个目录下创建一个目录文件和一个普通文件，为什么目录文件的硬链接是2，普通文件的硬链接数是1？

普通文件的硬链接数是1：硬链接数像一个计数器，记录当前有几个文件名指向了该inode文件，很显然，普通文件只有自己的文件名指向了其inode文件，所以它的硬链接数为1。至于目录文件的硬链接数为什么是2，因为除了目录自己的名字指向了inode文件，还有一个该目录下的隐藏文件.指向了inode文件

进入mydir目录，ll -ai打印该目录下的隐藏文件的具体信息，发现一个空目录有两个隐藏文件.和…，.表示当前目录mydir，…表示上级目录11_13，它们是对应目录的其他名字

可以看到.文件对应的inode和mydir的inode相同，说明两个文件指向了同一个inode文件，虽然名字不同，但底层的文件却是相同的。所以在11_13目录下创建一个空目录mydir后，除了mydir的目录名指向了其inode，还有mydir目录下的文件.也指向了其inode，所以mydir的硬链接数为2。因此一个空目录的硬链接数为2

再进入上级目录，ll -i打印目录下的文件信息，可以看到11_13这个文件的inode为1183649，和mydir目录下的…所映射的inode相同，…表示mydir的上级目录11_13，两者的inode相同。经验证.映射当前目录文件，…映射上级目录文件，两者为一个目录下的隐藏文件。

总结：硬链接数表示指向同一文件的inode的文件名数量。