磁盘

电脑中存在非常多的文件，被打开的文件只是少量的。
没有被打开的文件，在磁盘中放着，那么文件是如何存取？

看看物理磁盘

计算机只认识二进制：什么是0，1？
0，1在物理上会有不同的表现(比如有无、高低电频等)

磁盘里面的结构：

磁盘的存储结构

磁盘是一个机械设备，是外设。交互效率很慢。
小时候玩过的磁铁，比如S表示0、N表示1。通过磁头改变磁盘的磁性

每个扇区都是512字节，靠圆心近的，512字节密集，远的稀疏。

如何找到一个扇区？(CHS定址法)
1.先找到哪个磁头(Header)。
2.找到指定的磁道(Cylinder)。
3.找到指定的扇区(Sector)。

磁盘中的盘片为什么要旋转？
定位扇区。
磁头要左右摆动？
定位磁道。

磁盘文件 == 文件 = 内容 + 属性 = 都是二进制数据
文件存储在磁盘 -> 文件在磁盘中占据几个扇区

对磁盘的储存进行逻辑抽象

如果OS直接使用CHS定址法，耦合度太高。磁盘结构一改，OS也得跟着更改。
以磁带为引例：

假设磁盘有800G的内存，2个盘片组成。前200GB就是一面。

这个工作是磁盘内部做的，以500号下标为例子计算一下CHS
500/100 = 0；第一个盘面
500%1000 = 500；
500/100 = 5；第6个磁道
500%100 = 0；第一个扇区
文件 = 很多个sector的数组下标
保存一个文件，比如要用到100个扇区，只要记录100个sector都交给磁盘！
内存和外设进行IO交互时，512字节小不小？
一般而言，OS未来和磁盘交互的时候，基本单位：4 KB(可以更改，改了OS得大改)。一次性读8*sector，连续的8个扇区。
把4KB称为一个块

这样管理LAB block[N]数组就可以了。
对于800G的磁盘来说，但只要把200GB(一个盘面)管理好，就能把800GB管理好
把800GB进行分区，跟电脑上分盘是一个道理(我这里没分)

一块区如何管理好？
分组：只要管理好一个组，那么就能管理好每一个组。

文件 = 内容 + 属性(也是数据) 0KB是内容为0 属性不为0

文件在磁盘储存，本质是：文件的内容 + 文件的属性数据
Linux文件系统特点：文件内容和文件属性 分开储存。
先搭起文件系统的框架，再谈细节：

通过ll -il就能看见inode号

那我们怎么知道inode占据哪些Data blocks里面的块？
inode结构体里面有datablocks[N]，保存着该文件用了哪几个块。

GDT (Group Descriptor Table)：块组描述符，描述块组属性信息(块有多大、有多少inode Table被使用了)。
比如块组还剩下1GB的空间，要写入2GB的文件，写不下。
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。
Super Block描述的是整个分区，一个组里面可以有多个Super Block，也可以没有，一个区每个组中的Super Block内容都是一样的。(多个防止某个Super Block被损坏，若损坏可以通过其他组的Super Block进行修复)
格式化：在磁盘中重新写入文件系统！
综上所述：我们寻找文件的时候，必须先得到文件的inode号

inode号

inode编号是以分区为单位分配的，一个分区的inode号是不能重复的。两个分区是可以重复，所以不能跨分区访问。
开始的时候，Super Block与GDT会记住inode的范围[start_inode，end_inode]
以寻找inode==50为例子：

关于inode属性中的datablocks[N]谈论下：
我们目前讲述的都是ext2文件系统，常用的是ext3、ext4。ext3、ext4比ext2多了日志安全等功能。
不同的文件系统，文件属性的大小不一定相同。下面都是以128KB为例：

如果文件大小为20GB，大于分区的10GB的可以吗？

答案是可以的，因为Data blcoks的编号是以分区为单位的，可以指向其他分组。但非常不建议，一旦跨组的，就代表磁针和磁盘要进行其他寻址(本来指向0组，现在要指向其他组)。
现在只要找到了inode编号，就能找到文件。但如何找到inode编号？我们平时访问时都用的文件名

文件名 -> inode

以目录入手：Linux一切皆文件，所以目录也是文件，那么目录也有他自己的inode
目录 = 文件属性 + 文件内容
目录的属性与普通文件的属性做对比：属性的类型一样，值不一样。

目录内容放的是：文件名和inode编号的映射关系

综上所述：1.一个目录下不能建立同名文件(因为映射关系)
2.查找文件的顺序，文件名 -> inode 编号 (目录里面保存着文件名，所以inode属性里面不用保存文件名)
3.进入目录需要x权限。
目录的r权限：本质是是否允许我们读取目录的内容，拿到文件名与Inode的文件关系！

目录的w权限：新建文件的本质，最后一定是想要向当前所在处的目录内容中写入文件与inode的映射关系

一个文件新建的过程：
首先向特定的分区当中申请一个inode，Super Block会记录该分配哪个inode，分配一个就++，根据inode确定在哪个分组里。然后在inode Bitmap找位图，从低向高找，看哪个为0，给我们分配的新的偏移量+新分配的inode编号就是新的inode，根据新的inode号在inode Table里把属性一写。在Blcok Bitmap里面申请位图，把Data blocks里面申请的块往inode Table里面一写，建立映射关系，返回inode编号，再与文件名建立起映射关系，就新建一个文件了。

删除一个文件：
根据文件名，找到inode编号，遍历datablocks数组，根据数组内容把Block Bitmap中的数据依次清成0。然后找到把inode在位图的位置由1->0就删掉了，inode Table和Data blocks里的数据不用动。
这就是为什么我们在电脑里，下载内容要很长时间，删除很快。
在Linux中文件被误删了，是可以恢复的，找到相应的位图由0->1就可以恢复。不过前提是文件不能被覆盖。
windows的回收站本质是一个目录，rm -> mv

Linux内核在被使用的时候，一定存在大量的解析完毕的路径，要对访问到的路径做管理->先描述，在组织

源码：

以上都是确定分区才有效

判断文件在哪个分区

云服务器一般都只有一个盘vda，vda对应的vda1一个分区

一般要访问一个分区，要把一个分区进行挂载，要将磁盘分区和文件目录进行关联，进入磁盘分区其实是进入指定的目录
下面就是挂载到/dev/vad1中的根目录，所以在根目录写的内容全在/dev/vda1的内容里