Linux 文件系统（下）

一.文件系统

1.文件在磁盘上的存储方式

a.盘面、磁道和扇区

b.分区和分组

2.有关Block group相关字段详解

a.inode编号

b.inode Table（节点表）

c.Data blocks（数据区）

d.小结

二.软硬链接

1.软链接

a.软链接的创建

b.为什么要有软链接？

2.硬链接

a.硬链接的创建

b.硬链接是什么？？

c.硬链接的应用场景

一.文件系统

在我们的电脑里，文件按照是否被进程打开可以分成两类：① 已加载到内存的文件；② 保存在磁盘中的文件。

我们知道，操作系统是计算机软硬件资源的管理者，而文件也是资源的一种，所以，操作系统需要对文件进行管理。上一篇博客中，博主主要讲解的是操作系统对第一类文件（加载到内存的文件）的管理；而本篇文章，博主会详解操作系统是如何管理保存在磁盘上的文件的！！

所以，什么是文件系统？--- 操作系统对没被打开的文件也要进行管理（增删查改），其管理的核心工作就是能够快速定位某一文件，这就需要我们有文件的路径，对这些没有被打开的文件进行管理的过程，称为文件系统。

而在学习操作系统对文件（磁盘文件）的管理之前，我们需要了解一个前置知识，即文件在磁盘上的存储方式！！

1.文件在磁盘上的存储方式

在了解文件在磁盘上的存储方式之前，我们可以了解一下磁盘的结构，虽然这涉及到磁盘的物理结构，较为枯燥，但这样可以帮助我们快速理解磁盘上数据存储的底层原理~~

a.盘面、磁道和扇区

盘面 --- 二进制数据都是直接存储在磁盘的盘面上，盘面会告诉转动，我们可以通过磁头读取盘面上的数据，磁盘上会有多个盘面，它们在我们人类的视角中是层状结构；但在计算机的逻辑中，所有的盘面都是线性的（连续的）。

磁道 --- 一个盘面上会有多个同心圆环，它们叫做磁道，是磁盘数据存储的次级单位（相较于盘面），磁头通过上下摆动来读取磁道中的数据，而且，在计算机的视角中，同一个盘面上的所有磁道都是线性的（连续的）。

扇区 --- 一个磁道上会存在多个扇区，扇区是磁盘数据存储的再次级单位（相较于磁道），由于盘面会告诉旋转，所以，即使磁头保持静止，也可以读取扇区中的连续数据，同理，在计算机的视角中，所有的扇区都是线性的（连续的）。

将磁盘的物理结构，抽象成计算机眼中的线性数组结构，这一过程，就是对磁盘理解的建模！！

b.分区和分组

有了分区和分组的概念，操作系统对磁盘上数据（文件）的管理，就变成了对某个 Block group 的管理，所以，我们接下来要学习的就是 Block group 中的各属性字段啦~~

2.有关Block group相关字段详解

格式化：每一个分区或分组在被使用之前，都必须先将这部分文件系统的属性信息写到对应分区或分组的Super block中，方便我们后续管理这个分区或分组！

a.inode编号

一般情况下，每个文件都要有独属自己的inode编号，inode编号在整个分区具有唯一性，Linux内核中，识别文件和文件名无关，只和inode编号有关。

ls -li （Linux系统中，查看文件的inode编号）

b.inode Table（节点表）

存放文件属性数据，如：文件大小、文件的所有者、文件最近修改时间等.

inode Table 内有多个inode结构体，而一个inode结构体如下：

struct inode{

大小、权限、拥有者、所属组、ACM时间、inode编号 ... 等属性数据

int blocks[N]; 存放文件内容数据的所有空间块的编号

};

c.Data blocks（数据区）

数据区就是一块较大的地址空间，该地址空间以一个个地址块为结构单元，每个地址块的大小一般都是4KB，并且每个地址块都有自己的编号，而已被使用了的编号会被保存在inode中的bitmap中和blocks[]数组里。

问：我们怎么知道inode表中有哪些结点已经被使用，哪些没被使用呢？

答：通过 inode Bitmap（位图），bit位的大小表示inode编号，bit位的内容（1/0）表示该inode编号是否存在。

同样的：

Block Bitmap(块位图)：bit位的大小表示地址块的编号，bit位的内容（1/0）表示该地址块是否被使用。

所以，文件的删除只需要修改inode Bitmap 与 Block Bitmap这两个位图即可！！

d.小结

通过文件的inode编号 ——> 通过innode bitmap判断该innode是否存在，若存在 ——> 遍历inode table，找到对应的inode结构体——>找到文件的所有属性数据和内容数据（blocks数组）

创建一个文件，计算机的底层都做了哪些事？

一个文件的创建，首先要根据文件的cwd（当前工作目录）确定该文件在哪个分区和分组，然后再查 inode Bitmap，以由低到高的顺序找一个没被使用的bit位，先将该bit位置成1，然后将其换算成inode编号，并通过inode编号在inode Table中创建该inode结点，同时将文件的属性数据写入该inode结点中。接着，在Block Bitmap中找一个或多个没被使用的bit位，并将bit位的值写入inode结点中的blocks[]数组中，然后便可以将我们要写的内容写入数据区中的块地址内。

FILE* pf = fopen("./log.txt","r"); 执行这句代码时，操作系统底层做了些什么？？

--- 是由进程打开了文件，通过进程的CWD（当前工作目录）找到log.txt的当前目录（确定文件在磁盘上的某个分区内），在当前目录的数据区内找到文件名和inode的映射关系，找到log.txt的inode编号，将inode内的log.txt文件属性数据加载到内存，在内存里面构建struct file结构体，并将log.txt文件的属性数据填充到struct file里面。同时，通过inode还可以找到log.txt的数据区，将数据区加载到内存构成文件缓冲区！最终将缓冲区里的数据拷贝到应用层，给用户读！

目录的本质也是一个文件，而文件=内容+属性，目录的属性我们知道，那么目录的“内容”是什么？？--- 内容就是，该目录下，各文件名和文件inode的映射关系！！

注意：如果我们想要知道文件对应的inode，就要从该文件所在的目录内容中去查找，而想要查看目录的内容，就得先找到目录的innode编号，这就又得去目录的父目录的内容中去找，层层向上，直到根目录！！！

所以我们可以得知：

①为什么同一个目录下不能存在同名文件（因为文件名需要与innode编号构成映射关系）.

②目录下，没有"写w"权限，我们就无法在该目录下创建文件（因为目录的内容，就是该目录下的子文件）.

③目录下，没有“读r”权限，我们就无法查看文件（理由同上）.

④目录下，没有“进入x”权限，我们就无法进入这个目录.