目录

1.磁盘文件

2.磁盘概念

2.1基本结构

2.2数据存储 

3磁盘信息

3.1块组信息 

4.文件操作 

4.1文件创建 

4.2文件访问

4.3对文件增删查改

4.4大文件存储 

 总结：

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1.磁盘文件

在计算机中，没有被打开的文件都是静静的躺在外存（磁盘）中，当需要对文件进行操作时，会通过 inode对文件进行访问 

通过以下指令查看当前目录中文件的详细信息及 inode 值

ll -i

 如同 pid 与进程的唯一对应性一样，inode 与文件也是唯一对应的（未被硬链接的情况下），可以通过 inode 访问文件在磁盘中的详细信息

2.磁盘概念

 现在市面上的磁盘主要分为 机械硬盘 和 固态硬盘，前者读取速度慢，但便宜、稳定；后者读取速度快，但价格高昂且数据易损，两者各有其应用场景，本文主要介绍的是 机械硬盘

2.1基本结构

 

机械硬盘 的结构主要包括以下几种：

• 盘片：一片两面，每一面都可以存储数据，有一摞盘片
• 磁头：一面配备一个磁头，专门用于读取盘面中的数据
• 主轴：用于控制整块盘的转动
• 音圈马达：控制磁头的进退
• 磁头臂：链接磁头与音圈马达
• 伺服电路板：控制读取数据的流向及各种结构的运行

 

2.2数据存储 

 数据是以 0 和 1 的方式进行存储的，常见的存储介质有：强信号与弱信号、高电平与低电平、波峰与波谷、南极与北极 等，而盘面上比较适合的是 南极与北极

机械硬盘 不能在其运行时随意移动，因为角度的偏转也有可能导致发生摩擦，造成数据丢失，更不能用力拍打 机械硬盘

 

在盘面设计上，一个盘面被切割若干个扇区，单个扇区大小为 512 字节（或者 4 kb），这些扇区用来存储数据，同一半径中的所有扇区组成扇面；而半径相同的扇区组成磁道（柱面）

我们可以先根据磁头(head)确定盘面，再根据半径定位磁道（柱面 cylinder），最后根据块号确定扇区(sector)

这种寻址方法称为 CHS 定位法，是机械设备查找具体扇区时的方法

 

虽然 CHS 定位法很妙，但它太依赖于具体硬件信息了，假设其中的硬件参数有所不同，那么 OS 就得使用另一套 CHS 定位法，于是为了做到 解耦，OS 使用的并非 CHS 定位法进行文件定位，而是采用 LBA 逻辑地址块进行寻址

将磁道拉长，会得到一串线性空间（数组），其中的每个单位（扇区）为 512 字节（或者 4 kb）

 

现在 OS 想访问具体的扇区时，只需通过 起始扇区的地址 + 偏移量 就可以获取 LBA 地址，然后通过特定手段转为 CHS 地址，交给外设进行访问即可 LBA和CHS转换

 

因此对于外设中文件的管理，经过 先描述，再组织 后，变成了对数组的管理，这个数据就是 task_struct 中的 struct block

最后我们就能理解为什么 IO 的基本单位是 4 kb 了，因为直接读取一个数据块（4 kb），这样可以提高 IO 效率（内存对齐）即使造成内存浪费也只会有最后一个内存浪费

3磁盘信息

系统在分区后，需要对区块进行格式化 

 

不同的文件系统在格式化时写入的数据是不同的，这里讨论的是 EXT 文件系统

• 磁盘分区后，分组、填写系统属性是 OS 做的事

• 为了使分区能被正常使用，需要对分区进行格式化

• 分区格式化：OS 向分区写入文件系统的管理属性信息

• 在具体分区内，还可以细分为 块组

 由 块组 构成的线性空间亦可称为 组线 （代表一个 分区）

struct part
{
    struct part group[100];	//分为100个块组
    int lba_start;	//起始与结束位置
    int lba_end;
    //……
}

 

将现有资源再分配后，可以 最大化利用资源，避免造成浪费及拖慢效率

块组（Block Group）是本文的重点内容

3.1块组信息 

 块组 是由 分区 细分出的产物，它与分区的关系如图所示：

 

其中， Boot Block 是 启动块，大小固定为 1 kb，在每一条 组线 前都有此 块组，它用来 存储分区信息和系统启动，属于被保护的内容，不允许用户私自修改

至于其他 块组，它们有着统一的格式，具体内容如图所示：

 

其中一个文件对应一个 inode，而 inode 中存储了该文件的所有属性，包括所使用的数组块信息，因为文件很多，所以需要 先描述，再组织，即通过 inode Table 对 inode 进行管理 

 

注意：

• inode 属性中并不包含文件名，文件名只是给用户用的
• 目录文件也有 inode，目录中的数据块保存的是该目录下的 文件名 和 inode 编号对应的映射关系，而且在此目录内，文件名和 inode 互为 key 值
• inode 确定分组，inode 值只在一个分区内有效，不能跨分区

 

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4.文件操作 

4.1文件创建 

创建一个文件的步骤如下：

1. 申请一个空闲的 inode，将文件信息记录至 inode 属性中
2. 寻找空闲的数据块（Data block），将数据块信息填入 inode 中的磁盘分布区
3. 添加文件名至当前目录文件的 Data block 中，同时将文件名和 inode 之中的属性链接起来

 注意： 每使用一个 inode 和一个 Data block，需要把它们对应位图中的信息改为已占用

4.2文件访问

 

文件创建后，如何根据 inode 访问文件呢？

• 找到文件的 inode 编号，在目录分组中查找
• 通过 inode 和 Data block 的映射关系，找到文件的数据块，并加载至内存中

这也就解释了为什么在 file 对象中会存在 inode 信息，因为它与 fd 一样重要

4.3对文件增删查改

 

文件创建后，如何删除？删除并不是真删除，而是将 inode Bitmap 和 Block Bitmap 中位图信息进行修改即可（只要访问不到，就是删除）

根据文件名找到 inode 编号

再根据 inode 属性中的映射关系，设置 Block Bitmap 对应的比特位，设置为 0 （删内容）

最后根据 inode 编号设置 inode Bitmap 中对应的比特位为 0 （删属性）

将位图信息置为 0 后，创建新文件时，系统可以直接使用

至于文件的查找与修改，通过 inode 修改其内部属性即可

注意： inode 和 Data blcok 可能存在失衡的情况

一直创建空文件，导致 inode 满载，而 Data block 空余很多
不断往同一个文件中写入数据，导致 Data block 被占用，后续创建文件时，inode 无法再分配到 Data block

4.4大文件存储 

 

单个数据块大小有限(4 kb)，如何做到一个数据块存储大量数据？

答案是 套娃，Data block 中存储其他 Data block 信息，此时称为多级索引，可以做到一个数据块中存储大量数据

 

 总结：

文件部分复盘结束，这章确实很难理解，我第一遍稀里糊涂，第二遍马马虎虎，还是要多复盘，多整理。