linux文件——文件系统——文件系统深度理解、学习inode

前言：本篇内容讲解文件系统的细节问题。在本篇内容中，我们在学习文件系统的过程中，我们可以理解inode的原理，理解如何在文件系统的概念下新建文件，删除文件，查找文件，修改文件等等问题。下面开始我们的讲解吧！

ps：本节内容适合了解一些磁盘知识的友友们进行观看。

磁盘逻辑结构与分区分组概念

boot block

操作系统的对磁盘的管理方式——分而治之

组里面的内容

data blocks

inode table

寻址的细节

inode bitmap

block bitmap

group descriptor table

Super block

磁盘的初始化

文件操作细节

新建一个文件

删除一个文件

查找一个文件

修改一个文件

理解目录文件

如何找到目录文件的inode

磁盘逻辑结构与分区分组概念

本片的内容我们都以一个800G大小的磁盘为例，下面是这个磁盘的逻辑结构

这800G磁盘因为太大，所以操作系统就可以把他们分成一块一块的，就如同下图:

上面的一块一块的空间，就相当于我们使用的电脑上面的C盘D盘。这些分区对于操作系统来说，如何分？

其实就是一个结构体，如下：
struct partion
{
    int start;
    int end;
}
这是一个分区的结构体，指向一个分区的起始地址和末尾地址。

假如想要分5个区，那么就可以定义一个数组： struct partion part[5]。这个数组就代表着分成了五个区。

在本篇内容中，我们使用的例子（开头说过的那个磁盘）被我们分成了四个区——250G， 150G， 250G， 150G。

ps：我们的分区的概念其实和上面讲解的CHS寻址方法并不冲突——CHS寻址看的是盘面个数，每个盘面的磁道个数，每个磁道的扇区个数。

另外，每个分区也有更加详细的划分，如下图：

boot block

理论上boot block是在磁盘第0面的第0磁道上的第1号扇区上面。其他分区的第一个扇区也可能有。——而为什么会这样呢？是因为如果有一天，我们的boot block挂掉了，那么我们的操作系统，计算机整个地就起不来（图中已经写到， boot block中包含着操作系统启动的相关信息，以及开机相关的字段），本质上就是文件系统坏掉了，那么它就要拷贝几份在多个分区中。

操作系统的对磁盘的管理方式——分而治之

上面的每个分区会分成一个一个地小分区，然后每一个分区都是一个block group。那么，以前大分区是250GB，那么分成小分区后，每个小分区可能就是10GB。那么管理好一个小分区10GB，就能管好所有的小分区，管理好所有的小分区，就代表着能管理好一个大分区250GB，那么就能管理好所有的大分区。那么就变成了对整个磁盘地管理。

如此，我们就将对整个磁盘800GB的管理转化成了对10GB的管理。

这种思想就叫做“分而治之”。

组里面的内容

现在，我们看一下上面的block group里面具体有什么

data blocks

保存数据的区域，以块的形式呈现。最常见的就是4kb——文件系统的块大小——这也就是说，如果我们想要在磁盘中写1字节的数据，我们就要在某一个分区里面找一个组，然后在里面申请4kb大小的块空间。

这个规则如果不想明白可能会觉得非常浪费空间。但是真的会非常浪费空间吗？——答案是不会浪费很多空间，因为每一个文件都只会浪费一个块，为什么？这里可以想一下，如果一个文件几百mb，那么文件里面的数据将会占满许多的块空间，然后在最后一个块空间可能会浪费一点空间。如果是一个1字节的文件，那么也只会浪费一个块空间。

inode table

单个文件的所有的属性， 128字节，一般而言，一个文件一个inode， inode table里面有很多个inode， inode有唯一的编号。

一般而言，每一个块只有自己的数据。

我们知道，我们的文件，可能有很多的块，但是只有一个inode文件的属性包含在inode里（inode table就是一个inode数组，里面是一个个inode结构体，保存的内容就是inode编号以及文件的各个属性和文件的内容）。文件的内容保存在块里。而文件的内容也保存在inode里，所以inode和块一定有某种连接关系。

这里我们需要知道的是，在linux中，文件的属性中，不包含文件的名称！！！那么我们如何找到一个文件的属性呢？在linux系统里面表示文件用的是inode编号！！！

那么inode里面有什么内容呢？ inode的结构体定义如下:

#define NUM 15
struct inode
{
    //inode number;
    //文件类型
    //权限
    //引用计数
    //拥有者
    //所属组
    //ACM时间
    //int blocks[NUM]
}

下面是blocks[NUM];

假如上面的15个元素中，里面的前12个是直接索引，后面3个事间接索引。如果间接索引12或者13中存储的是200，那么这个序列号为200的块中存储的就不是数据，而是其他块的索引编号。这可以成为二级索引。

我们的第十四个元素，就可能不仅仅是二级索引，可能是三级索引，多级索引。

在上面这些块里面，我们如何知道那些快是被使用的，哪些块是没有被使用的呢？

所以我们就有了一个block bitmap。有多少个块，就有多少个比特位。有15000个块，就有15000 / 8个字节来开辟block bitmap。而15000 / 8等于1875字节。不到4kb，也就是一个块也不到。

比特位的位置和块号映射，比特位的内容，表示该块有没有被使用！！！比如该比特位为1，代表该块被使用，该比特位为0，代表该块没有被使用。 ——删除一个文件的时候，用不用把块（文件内容清空呢？）——答案是不用，等到删文件的时候，我们只需要找到文件对应的inode，然后找到对应的block，把里面的编号在位图的映射全部清空就可以了。

寻址的细节

我们需要知道的是，无论是inode，还是data block，到最后一定可以被操作系统解释成为一个个的扇区编号，因为inode table有对应的编号， data block也有对应的编号。那么根据特定的算法，就能得到最后的扇区编号。 ——这个过程是操作系统必须做的。 ——寻找的算法：

一个块4kb，一个扇区是512字节。而一个inode是128字节， inode在组里面是连续分布的，那么就说明一个扇区里面有4给连续的inode，那么一个块就是32个inode。那么我如果知道了加载到磁盘当中的inode编号，那么我们根据——》编号 / 32以及编号 % 32就能知道当前inode在系统的哪个山区当中。而对于data block，一个块是4kb也就是8给扇区，那么知道了块编号，就可以计算扇区编号。

inode bitmap

inode table 里面保存了文件的编号，有1w个文件就有1w个inode。但是，对于整个的inode table数组，我们怎么知道里面的哪个索引处被占用，哪个索引处没有被占用呢？——这个时候就要用到inode bitmap。 inode bitmap是用来将比特位的位置和inode编号映射起来，来判断对应的inode是否有效的！！！

block bitmap

在这张表中，其实block bitmap的占用空间并不大。因为假如我们有10w个块，一个块4kb，十万个块就是4G，也就是说，如果一个区200GB，分成20个组，那么一个组对应10G的内容里面最多只有25w个块。但是这是不可能的，因为还要给其他的内容分配空间。这里假如有20w个块，那么block bitmap就要有20w个比特位映射这20w个块。 20w / 8 = 22500，也就是22500b。22500 / 1024 ~ 22kb，也就是说， block bitmap最多也就占用22kb，五六个块的大小。 inode bitmap会比block bitmap占用的空间更加的小。因为inode的个数是更少的。所以block bitmap， inode bitmap占用的空间在整个磁盘中几乎可以忽略不记。

group descriptor table

描述的是整个分组的使用情况——比如我们block bitmap使用了多少、inode table使用了多少、data block使用了多少等等。以及整个分组空间，有多少空间被使用了，有多少空间没有被使用；以及我们在分配inode的时候或者分配block的时候，我们的inode或者data block的编号下一个要从哪里开始分配。

这里之所以没有使用bitmap来直接计算block和inode的使用情况是因为计算的过程效率不如直接使用统计效率高。所以这里直接使用了Group Descriptor Table。

Super block

文件系统的基本信息——也被称为超级块，描述的是整个分区的文件系统的情况。这里要知道，一个组里面凭什么第一块空间时super block，凭什么最后一个块空间是data block，凭什么倒数第二个块空间是inode table。 ——因为super block， super block 规定了整个分区的使用情况， 规定了分区里这些组的空间如何分配。 ——这就是文件系统，不同的文件系统，对于不同组的规划情况是不一样的。有的可能没有inode bitmap，有的可能多出来一个我们不知道的其他东西。

但是我们这里学习的文件系统叫做EXT2，对应的super block描述的里面就必须有上面表当中的五个区域。并且顺序是不能颠倒的，必须GDT（Group Descriptor Table）在前， Block bitmap在后等等。并且空间不能随意的划分，必须要规定好。更重要的是super里面描述的是整个分区的情况。

super block里面包含的是整个分区的使用情况，他一共有多少个组，每个组的带下，每个组的inode的数量，每个组的block数量，每个组的其实inode文件系统的类型与名称等等！！！

super block不会在每一个组里面都存在，为什么？——如果我们的整个分区里面的某一个组里面的super block出问题了，那么会出什么问题呢？假如对于一个分区的super block正好在block group某某某里面，而且这个分区里面的super block正好挂掉了，那么挂掉的可不仅仅只是这一个组，而是所有的组的边界都不清楚了，那么整个的200GB的分区就挂掉了。

我们的文件系统不仅仅要保证自己能工作，还要保证自己的健壮性。所以对于这个分区来说，如果每一个分区里面都有一个super block，那么就会导致效率过低，有点浪费。但是呢，我们如果super block只保证一份，就会存在我们上面所述的问题。

所以我们一般会在分区里面的所有block group中星星点点的分配一些super block。这样，更新的成本会低，而且一旦superblock挂掉，其他分组内的super就会对整个文件系统进行修正。

对于super block，在文件系统当中，有一个概念叫做魔数，魔术就是一个随机值，这个随机值在super block当中的位置是固定的。所以我们的操作系统在读取磁盘中的某个块的时候，只需要在特定一个块的待定位置读取这个数字，这个数字必须等于我们规定好的这个魔数。等于的话，才会认为这个是一个super block。

磁盘的初始化

对于这个图里面的信息，除了inode table 属于文件的， data blocks属于文件块的，这两个空间只需要预留好即可。前面的super block、group descriptor table、block bitmap、inode bitmap四个中的super block、group descriptor table是需要提前初始化信息的， block bitmap、inode bitmap是要清空的。

每一个分区在被使用前，都必须提前将部分文件系统的属性信息提前设置进对应的分区中，方便我们后续使用这个分区或者分组。 ——前面的四个信息，是对后面两个部分的属性的描述。而这种提前将文件系统的信息写到文件中的过程叫做格式化。

其实我们电脑内部只有一块物理磁盘（硬盘），而之所以会有C盘、D盘、F盘，其实这些盘就是硬盘的分区。而一旦格式化，就会将两个bitmap全部清零，并且向super block、group descriptor table初始化文件信息。

文件操作细节

新建一个文件

新建一个文件，那么我们知道这个文件一定是在某一个路径里面，这个路径，就可以帮助我们确定是在哪一个分区里面。然后就是确定我们在分区的哪里去创建我们的文件。 ——分区里面的inode假如是连续的，比如第一个group里面的inode是从0~1w，第二个的inode是1w~2w, 以此类推。那么我们创建文件的时候，加入第一个组有空余的空间，那么我们这个文件就可以保存在第一个组里。那么如何确定保存的位置？——只需要查看GDT，查看inode和块有多少空间占用率，再查看inode bitmap、inode table扫描位图结构。

找到一个最近的没有被使用过的编号。如果找到的是5，那么如果分到了第一个分组就是0 + 5，那么如果分到了第二个分组里面就是1w + 5。

未来就可以根据inode范围来确定哪个分组里，如果确定了5后就把inode bitmap里面5的位置置为1，再将文件信息放到inode编号5的结构体里，至此，这个文件算是创建成功了。

删除一个文件

一个文件，一定是处于某个目录的，根据这个目录，然后我们就可以确定这个文件是哪一个分区中。然后根据inode范围，确定哪个分组的，然后把我们这个inode编号减去起始inode编号。进而，我们就可以在inode bitmap里进行索引了， inode进行索引的时候，只要删文件，那我们就可以根据我们的inode编号，找到我们对应的inode文件属性，根据文件属性里面的block，找到对应的block bitmap里的比特位置，并将其置为0. 而其中的块则不去动它，然后在我们的inode位图里，把对应的1置为0，将属性干掉即可。

如果我们不小心删除了一个文件，那么这个文件如果是一个不重要的文件，那么就可以不管这个文件了。但是如果这个文件是一个很重要的文件，那么此时最好的处理方法是什么都不要做（这些block是可以覆盖的），可以去找专业的人士进行文件恢复。

查找一个文件

查找一个文件就是拿到这个文件的inode编号，然后根据编号确定inode bitmap里面的对应的比特位是否为1，那么就可以确定对应的inode属性是否有效，拿到inode属性后，就找到inode属性里面的block NUM，然后就能查找到文件了。

修改一个文件

我们修改一个文件，比如说创建一个文件，修改一个文件等等。就会拿到这个文件的inode，拿到这个文件的inode之后，就可以根据inode确定bitmap里面的比特位是否为1，是否有意义。然后拿到inode的文件信息，找到里面的block NUM，然后再找到对应的数据块，修改这些数据块，就完成了文件的修改。

理解目录文件

目录也是文件，也有自己的inode，目录也要有自己的属性，但是，目录有内容吗？我们知道，文件 = 文件内容 + 属性——》这里，目录有没有内容的本质，其实就是目录有没有数据块。

答案是目录也有数据块，但是这个数据块应该存什么呢？ ——存的是该目录下文件的文件名和对应文件的inode的映射关系！！！

为什么同一个目录下不能有同名文件——因为文件名和对应文件的inode映射关系被保存在数据块中！！！
目录下，没有w，我们无法创建文件，这是为什么——因为即便是创建下来，但是这个文件的文件名和inode的映射关系无法写到对应的数据块里。
目录下，没有读权限，我们无法查看文件，为什么？——因为我们在读取文件的时候，要读取文件的inode，然后根据inode读取块数据，而我们没有读权限，我们无法读取文件的inode，更加无法读取块数据。
目录下，没有执行权限，我们就无法进入这个目录，为什么？——因为我们使用inode，进入这个目录的时候，要对环境变量做一下更新，但是今天我们如果没有执行权限，我们就不让他进行更新了。

如何找到目录文件的inode

目录是文件，同样有inode，我们可以通过拿到目录的inode找到里面的数据块，进而找到目录里面的各个文件。那么我们如何找到目录的inode呢？ ——我们知道， 我们的目录一定是上一级目录里面的文件。 那么我们就一定能够通过上一级目录的inode，找到其中的数据块，进而找到这一级的目录的inode。 而我们一级一级的追溯，我们最终会追溯到根目录，而好在我们有根目录的inode，也就是说，我们要先递归的找到根目录，然后再一步步返回。

但是，一步步访问太慢了，所以linux操作系统会一般把我们最常访问的目录文件保存起来，以及他路径上的所有的inode以及路径信息缓存起来。这个缓存，就叫做dentry缓存。

----------------------------------------------------------以上，就是本节的全部内容，下面是本节笔记：