【Linux】学习-基础IO拓展篇

Linux基础IO拓展篇—详解文件系统

理解文件系统

在Linux基础IO篇中，我们站在用户的视角对文件进行了理解，主要是针对被打开的文件，那么有没有没有被打开的文件呢？当然有！今天我们换个视角，来站在系统的角度侧重于磁盘级别的文件是如何被存储以及管理的

要了解磁盘文件，我们先来了解一下磁盘

磁盘文件

内存是一种掉电且易失存储的介质

磁盘是一种永久性存储介质，类似的还有SSD，U盘，flash卡，光盘，磁带，都是永久性存储介质

磁盘是一个外设，并且是我们计算机内部中唯一的一个机械设备，因此，其速度非常缓慢，所以操作系统一定会有一些提速方式来提高用户体验感。

磁盘基本知识

参考以下博文：

[磁盘的结构](5 分钟图解磁盘的结构（盘片、磁道、扇区、柱面）_磁道和扇区_一剑何风情的博客-CSDN博客)

硬盘基本知识

了解完基本结构后，我们再来思考，数据存在磁盘的哪里呢？

磁盘的盘面由一些磁性物质组成，可以用这些磁性物质来记录二进制数据

由于磁盘的磁道被分为一个个扇区，每个扇区就是一个“磁盘块‘，并且各个扇区的数据量是相同的(一般是512字节），因此越里面的扇区，其中二进制数据就越密集，越往外则相反。

如何在磁盘中读写数据？

需要把”磁头“移动到想要读/写的扇区所在的磁道，磁盘会在音圈马达的带动下转起来，让目标扇区从磁头下划过，才能完成对扇区的读/写操作。

磁盘的物理寻址方式？—CHS寻址方式

我们可以用柱面号，盘面号，扇区号来定义任意一个”磁盘块“。这个块号就可以转换成地址的形式
根据此地址，我们就能读取一个”磁盘块“
先根据”“柱面号”移动磁臂，让磁头指向指定柱面
再根据“盘面号”激活指定盘面对应的磁头
最后根据“扇区号”，在磁盘旋转时，指定的扇区会从磁头下面划过，这样就成功找到地址并完成读/写

文件元

文件由文件内容和文件属性构成，其中文件属性正是描述此文件的一些基本信息，比如文件名，大小以及创建时间，文件的属性由被称为元信息，也叫文件元数据：

当我们使用命令ls -l 显示的信息正是文件的属性—文件元信息：每行包含七列，其中有：

模式
硬链接数
文件所有者
组
大小
最后修改时间
文件名

文件元还能通过命令stat来读取更详细的信息：

文件内容与文件属性在磁盘中是分开存储的，其中保存文件元信息的结构为inode，称之为文件的编号，这个编号在所有的文件中是唯一且每个文件都有：

使用命令：ls -i 就可以查看每个文件对应的inode编号：

在详细介绍inode之前，我们先来了解一下文件结构

文件系统

前面我们提到过，数据是存储在磁盘的盘面上的，而想要进行文件的读/写操作则通过CHS寻址法来找到对应的“磁盘块”。

那这种寻址法究竟是如何做到的呢，整个文件系统又是如何运作起来的呢？

我们不妨可以这样想象一下，磁盘是圆的，但我们可以将其向磁带一样抽象成线性结构，也就是将原本是圆形的磁盘拉成直带：

经过这样一个抽象的过程，我们可以将磁盘的管理，想象成对这个数组结构的管理，而CHS寻址方式，就是通过一系列操作，将数组下标转化成对应的柱面号，盘面号以及扇区号，这样一来，想要访问一个扇区，只需要知道数组下标即可

将数据存储到磁盘，也就是将数据存储到数组
找到磁盘特定的扇区位置，就变成了找到数组的特定位置
对磁盘的管理也变成了对数组的管理

在我们的电脑中，有分为C盘和D盘，这又是什么意思呢？难道指的是哪个盘号吗？当然不是！磁盘会根据用户使用情况，进行磁盘分区，因此磁盘也叫块设备，分区的单位为扇区，也就是说，若磁盘上一共分了100个扇区，那么会根据用户的情况，将这100个盘区进行划分管理，比如C盘占有80个扇区，而D区占有20个扇区，这就是磁盘分区，

这样一来，对磁盘的管理，又变成了对每个分区的管理，而每个分区都会初始化，也就是磁盘格式化，会对每个分区又进行细分管理，这就相当于磁盘是一个国家，而扇区相当于国家占有的面积的划分单位，国家又细分成省份，各个省份的占地面积都不同，也就是分到的扇区大小各异，而省份又会被分为各个市，也就是分区也是要被分出来管理的，但每个分区的管理框架都一样，只是填入的信息不同：

这是Linux ext2文件系统，上图为磁盘文件系统图（内核内存映像肯定有所不同），磁盘是典型的块设备，硬盘分区会被划分为一个个的block(框架)。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，

Block Group：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。

超级块（Super Block）：存放文件系统本身的结构信息。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。Super Block的信息被破坏，可以说整个文件系统结构就被破坏了

GDT，Group Descriptor Table：块组描述符，描述块组属性信息

块位图（Block Bitmap）：Block Bitmap中记录着Data Block中哪个数据块已经被占用，哪个数据块没有被占用

inode位图（inode Bitmap）：每个bit表示一个inode是否空闲可用。

i节点表(inode Table):存放文件属性如文件大小，所有者，最近修改时间等

数据区（Data blocks）：存放文件内容

Super Block

Super Block是需要被备份的，因为磁盘有可能会出现物理上的数据丢失，其里面记录的整个文件分区的属性集合就会随之丢失，因此在每一个分区中都会有Super Block的备份，并且因为记录的都是整个分区的属性集合，因此看起来会很冗余，但也大大加强了对文件系统属性信息的保护。

Data block

数据块是多个4KB(扇区*8)大小的集合，保存的都是特定文件的内容

为什么不以扇区大小为单位？

虽然磁盘的基本单位是扇区(512字节)，但是操作系统(文件系统)和磁盘进行IO的基本单位是4KB，因此磁盘又被称为块设备，如果以512字节为单位进行IO会导致多次的IO，进而导致效率的降低。还有一个原因就是如果操作系统和磁盘使用一样的大小，如果换了磁盘使得磁盘大小变化，那么操作系统的源代码也得跟着变化，所以这样做有利于软硬件之间的解耦合。
inodeTable

前面我们提到过，Linux下文件内容与文件属性在磁盘中是分开存储的，其中保存文件元信息的结构为inode，称之为文件的编号，这个编号在所有的文件中是唯一且每个文件都有。

inode本质究竟是什么？

inode是一个大小为128字节的空间，保存的是对应文件的属性，inodeTable其实就是所有文件的inode空间的集合，由于每个文件都对应自己的属性，且inodeTable块组内存在着所有文件的inode空间与文件一一对应，因此这些空间是需要被标识且具有唯一性，也就是每一个inode空间都要对应一个inode编号，这样才能将文件对应的文件属性与inode联系起来并将文件属性保存在inode内。

一般而言，一个文件一个inode，一个inode编号，文件内容就在datablock中申请空间并写进去

Blockbitmap

blockbitmap利用位图的思想用来判断datablock有没有被占用，假设有100个datablock，就有100个比特位，每个比特位和特定的block是一一对应的，若比特位被置为1则表示该block被占用

inodebitmap

同理blockmap，inodebitmap也是利用了位图的思想，不过是用来判读inode空间有没有被占用

Group descriptor table

块组描述符，用来描述块组大小，已用空间，inode个数，被占用inode个数，剩余inode个数，datablock个数等到信息

一个文件只有对应一个inode编号，那只能有一个datablock吗？

肯定不是的！因为inode是描述文件属性的，文件的属性当然只能是特定的，因此只对应一个inode空间，在inode空间会存放该文件对应在数据块中申请的内容空间的位置，以此来找到对应的文件内容：

struct inode
{
  //文件大小
  //文件inode编号
  //其他属性
  
  //存放文件内容的数据块的位置
  int blocks[SIZE];   
};

创建一个文件，系统做了什么？又是如何将文件内容与属性分开存放的？

主要有四个操作：

存储属性

内核先遍历inodebitmap，找到一个空闲的i节点（这里是263466）并将此比特位置为1。然后在inodeTable中，找到此inode对应的inode空间，内核把文件信息记录到其中。
存储数据

该文件需要存储在三个磁盘块，内核找到了三个空闲块：300,500，800。将内核缓冲区的第一块数据

复制到300，下一块复制到500，以此类推。
记录分配情况

文件内容按顺序300,500,800存放。内核在inode上的磁盘分布区记录了上述块列表。也就是将块编号填入了inode中
添加文件名到目录

新的文件名abc。linux如何在当前的目录中记录这个文件？内核将入口（263466，abc）添加到目录文

件。文件名和inode之间的对应关系将文件名和文件的内容及属性连接起来。

理解创建文件名的最后一步：添加文件名到目录：

目录本身也是文件，有自己的datablock，其datablock中存储的是目录存放的文件的文件名与inode间的映射关系，因此创建文件最后一步，就是要把文件名与inode的映射关系通过写到磁盘上目录对应的datablock中，因此同一目录下文件名不能重复也就是因为inode是唯一的。这也能解释为什么创建文件要有写权限，访问文件名需要有r权限，因为创建文件就是对目录文件的datablock进行写入的过程！访问文件名则需要到目录文件的datablock读的过程！

为什么删除文件比创建文件快？

因为删除文件只需要将inodebitmap中对应的inode编号和blockbitmap对应的数据块位置置为0->无效化。而inodeTable中对应的inode空间和datablock中的内容是不做处理的，因为不需要，他们是可以被覆盖写的，所以删除文件速度快，顺便说一下，如果误操作删除了文件，短时间内是可以恢复的，只要不进行创建文件等操作将被删除的inode号申请走了并进行了覆盖，在下一次被覆盖之前，都可以恢复。

以上就是文件系统的全部内容，如果有帮助的话，你的三连是我学习的最大动力！如果有不正确的内容，欢迎批评指正！！