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八、文件系统

8.1 磁盘

8.1.1 磁盘的物理结构

8.1.2 磁盘的存储结构

8.1.3 磁盘的逻辑结构

8.2 inode

九、软硬链接

9.1 软链接

9.2 硬链接

9.3 当前路径(.)和上级路径(..) 

十、文件的三个时间

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八、文件系统

        上面的内容谈论的都是一个被打开文件，那没有被打开的文件呢？接下来就要谈论。磁盘上有大量没有被打开的文件，也需要操作系统进行静态管理，方便我们随时打开。未打开的文件就被文件系统进行管理

8.1 磁盘

        学习文件系统之前要简单了解一下磁盘，这样方便理解文件系统

8.1.1 磁盘的物理结构

        磁盘是一种永久性存储介质，在计算机中，磁盘是唯一的机械设备，与磁盘相对应的就是内存，内存是掉电易失存储介质。  在企业中，磁盘依旧是储存的主流 

        每个磁盘片有两面，两个盘面都可以用于储存数据，存储的数据都是二进制的，每一个盘面都有一个磁头，并且磁头与盘面是没有接触的，如上图的左图

8.1.2 磁盘的存储结构

如上图的中间图片和右边图片 

• 磁道（Tracker）：磁盘表面被分为许多同心圆，每个同心圆称为一个磁道，每个磁道都有自己的编号
• 柱面（Cylinder）：多个磁盘的同一个磁道重叠起来叫做磁柱
• 磁面（Head）：一个盘面，每个盘面都有自己的编号
• 扇区（Sector）：磁道的一个扇形区，每个扇区都有自己的编号

• 磁头数 == 盘面数，并且磁头是共进退
• 磁道等价于磁道，所以：磁头，柱面，扇区 == 磁头，磁道，扇区

        磁盘的基本读写单位是扇区，扇区大小一般是 512字节（512byte） 

        每个盘片被分为若干个同心圆，每一个同心圆就是一个磁道，而每个磁道被划分为若干个扇区，每个扇区的大小都是 512字节

如何定位一个扇区（如何找到指定的扇区）？

        首先找到属于这个扇区的磁道（柱面），再找到这个扇区的盘面，然后在磁道（柱面）上进行定位这个扇区

注：机械硬盘的寻址的工作方式：磁头不断摆动（定位磁道和盘面），盘片不断旋转（定位到特定的扇区）（ 磁道— 盘面 — 扇区） 

        通过 柱面Cylinder —— 磁头Head —— 扇区Sector 进行寻址，这种寻址方法为 CHS寻址 

8.1.3 磁盘的逻辑结构

        把磁盘类比磁带，可以把磁盘盘片想象成线性结构，当磁带被卷起来时，其就像磁盘一样是圆形的，但当我们把磁带拉直后，其就是线性的，磁盘也可以这样进行类比

把一个磁道“拉直”了，其就变成了一条直线，依此类推，可以把每一个盘面上的每一条磁道都“拉直”相连

        我们就可以从逻辑上把磁盘看成一个数组 sector_arr[n]，以一个扇区大小为数组一个元素的大小。所以对磁盘数据的修改，就可以抽象成对数组的增删查改

        认为磁盘是线性结构，所以要访问某一个扇区，就是直接定位数组的下标，这种寻址方式称为 LBA寻址（logic block address）

        操作系统内部使用的是 LAB寻址，LAB方式寻址和 CHS方式寻址可以相互转化

为什么 OS 要对磁盘逻辑抽象使用 LAB寻址，为什么不使用 CHS寻址？

1. 为了便于管理磁盘
2. 不想让 OS 的代码和硬件强耦合

        虽然磁盘的访问基本单位是 512字节，但是依旧很小、OS 内的文件文件系统定制的多个扇区的读取：1KB，2KB，4KB为基本单位，Linux 一般采用 4KB 作为基本单位，4KB 也就是8个扇区

        哪怕是只读取、只修改 1字节，也必须将 4KB 加载到内存，进行读取或修改

为什么采用 4KB 作为 IO 的基本单位？

        局部性原理，再加上内存也是被划分为 4KB 大小的空间为基本单位，对应磁盘也划分 4KB 为基本单位，可以提高 IO 效率 

8.2 inode

        磁盘空间很大，管理成本高，磁盘采用分治思想，比如管理我们的国家，一个国家分成许多个省份，省再分成许多个市，市又分成许多个区...，这就是分而治之的思想，这也是我们的电脑为什么有 C/D/F...盘了

        计算机为了更好的管理磁盘，会对磁盘进行分区。而对于每一个分区来说，分区的头部会包括一个启动块(Boot Block)，对于该分区的其余区域文件系统将其划分为一个个的块组(Block Group)

比如，磁盘有500GB，分到合适就不再进行分区了

注意： 启动块的大小是确定的，而块组的大小是由格式化的时候确定的，并且不可以更改，每个分区的大小由 OS 决定

        每个组块都有着相同的组成结构，每个组块都由超级块(Super Block)、块组描述符表(Group Descriptor Table)、块位图(Block Bitmap)、inode位图(inode Bitmap)、inode表(inode Table)以及数据表(Data Block)组成

• Block Group：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）：存放整个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）：块组描述表，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，每个文件的 inode等
• 数据区（Data Blocks）：存放文件内容

注意： 

• 超级块（Super Block）是每个分组都有一个，假设这个组的超级块出异常了，被操作系统检测到了，OS 就会把其他组的超级块拷贝到出异常的超级块，这个异常的分组就可以正常工作了，因为每一个分组都有一个相同的超级块
• 磁盘的格式化本质上就是重新写入文件系统，比如 Windows 下的磁盘分区 C/D/E...盘，假设对E盘格式化就是对该分区重新写入文件系统

        在前面说过，文件 = 内容 + 属性。在 Linux 下，文件的内容和属性是分开存储的，文件属性里面有一个重要的东西：inode，inode 是固定大小的，一般是 128字节，也有 256字节的。Linux 下的 inode 一般是 128字节，每一个文件都有一个 inode。

        inode 几乎包含了文件的所有的属性，文件名除外，文件名并不在 inode 中存储

        文件的内容在 数据区（Data Blocks）存储

        inode 为了区分彼此，所以每一个 inode 都有一个ID

查看文件的 inode 

//显示文件的inode
ls -i

        i节点表（inode Table）保存了分组内部所有可用的 inode（包括已经使用 + 未使用的） ，inode Table 在分组的时候已经固定了大小

        数据区（Data Blocks）保存的是分组内部所有文件是数据块，以 4KB 为单位储存 

        inode位图（inode Bitmap）中记录的是每个 bit 表示一个 inode 是否空闲可用，位图中的比特位的位置和当前文件对应的 inode 的位置是一一对应的

        块位图（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，位图中的比特位的位置和当前 data block对应的数据块位置也是一一对应的

        GDT（Group Descriptor Table）是块组描述表，对应分组的宏观属性

        查找一个文件是统一使用 inode 编号进行查找的

如何理解创建一个文件？

1. 通过 inode位图结构，找到一个空闲的 inode
2. 在 inode Table 当中找到对应的 inode，并将文件的属性信息填充进 inode 中
3. 将该文件的文件名和 inode 添加到目录文件的数据块中

如何理解对文件写入信息？

1. 通过文件的 inode 编号找到对应的 inode 所在的位置
2. 通过 inode 找到存储该文件内容的数据块，并将数据写入数据块
3. 若不存在数据块或申请的数据块已被写满，则通过 Block Bitmap 找到一个空闲的块，并在数据区当中找到对应的空闲块，再将数据写入数据块，最后还需要建立数据块和 inode 的对应关系
4. 注：一个文件的数据块是通过一个数组维护的，这个数组大小一般是15，前12个数据块用于存储文件的内容，剩余的三个元素分别是一级索引、二级索引和三级索引，后三个元素并不存储文件的内容。当该文件使用数据块的个数超过12个时，会使用这三个索引进行数据块扩充，不用担心数据块不够使用

如何理解目录？ 

1. 一个目录下，文件名是没有重复，并且一个文件肯定是在一个特定的目录下
2. 并且一个目录也算一个文件，也有自己的 inode（存的是目录的大小、权限、链接数、拥有者、所属组等）
3. 目录也有自己的内容，目录的数据块中存储的就是该目录下的 文件名 以及对应文件的 inode，所以到这里我们也就知道了文件名存在哪里

如何理解删除一个文件？

1. 在目录的 data block，用户提供的文件名，以文件名作为找到对应的 inode，在 inode Bitmap中把对应的比特位置中由1置0
2. 然后再把 Block Bitmap 中把文件对应的数据块把它由1置0
3. 最后在目录的data block中，删除inode和文件名的映射关系
4. 所以，删除文件并不是真的把文件彻底删除了，也就是说被删除的文件在特定的条件下可以被恢复

为什么拷贝文件的时候很慢，而删除文件的时候很快？ 

1. 因为拷贝文件需要先创建文件，然后再对该文件进行写入操作
2. 该过程需要先申请 inode 并填入文件的属性信息，之后还需要再申请数据块，最后才能进行文件内容的数据拷贝，
3. 而删除文件就是上面所说的
4. 因此拷贝文件是很慢的，而删除文件是很快

九、软硬链接

9.1 软链接

什么是软连接？

1. 软链接又叫做符号链接，软链接文件相对于原文件来说是一个独立的文件，该文件有自己的 inode 编号，但是该文件只包含了原文件的路径名，所以软链接文件的大小要比源文件小得多
2. 软链接就类似于Windows操作系统当中的快捷方式

创建一个文件的软连接：

 ln -s 文件名 软链接文件名

 比如：

        图中可以看出软链接文件的 inode 号与原文件的 inode 是不同的，并且软链接文件的大小比源文件的大小要小得多

        从图中看出，软链接文件只是其原文件的一个标记，当删除了原文件后，软链接文件不能独立存在，虽然仍保留文件名，但却不能执行原文件该有的功能了

        这个数字就是文件的硬链接数，给文件创建软连接后原文件的链接数没有发生变化 

9.2 硬链接

硬链接的概念：

        硬链接文件就是原文件的一个别名，一个文件有几个文件名，该文件的硬链接数就是几，并且 inode 编号与原文件一致

创建硬链接

ln 原文件名 硬链接文件名

 比如：

        从图中我们可以看到，硬链接文件的 inode 与原文件的 inode 是相同的，并且硬链接文件的大小与源文件的大小也是相同的，特别注意的是，当创建了一个硬链接文件后，该硬链接文件和原文件的硬链接数都变成了2 

        与软连接不同的是，当硬链接的原文件被删除后，硬链接文件仍能正常执行，只是文件的硬链接数减少了一个，因为此时该文件的文件名少了一个 

软硬链接的区别

1. 软链接是一个独立的文件，有独立的 inode，而硬链接没有独立的 inode
2. 软链接相当于快捷方式，硬链接本质没有创建文件，只是建立了一个文件名和已有的 inode 的映射关系，并写入当前目录

9.3 当前路径(.)和上级路径(..) 

创建一个普通文件，该普通文件的硬链接数是1，因为此时该文件只有一个文件名。那为什么我们创建一个目录后，该目录的硬链接数是2 ??

        因为每个目录创建后，该目录下默认会有两个隐含文件  . 和 ..，它们分别代表当前目录和上级目录，因此这里创建的目录有两个名字，一个是 dir 另一个就是该目录下的 .，并且也可以看到 dir 和该目录下的 . 的inode号是一样的 

十、文件的三个时间

在Linux当中，可以使用命令 stat 来查看对应文件的信息

stat 文件名

 这其中包含了文件的三个时间信息（AMC）：

• Access： 文件最后被访问的时间
• Modify： 文件内容最后的修改时间
• Change： 文件属性最后的修改时间

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文章到这里就结束了，下一篇即将更新