一.磁盘

1.磁盘物理结构

盘片

磁盘可以有多个磁片，每个磁片有两个盘面，每个盘面都对应一个磁头，都可以存储数据。

磁道 扇区

磁道是指在盘面上，由磁头读写的数据环形轨道。每个磁道都是由一圈圈的圆形区域组成，数据在这些区域内以磁性方式存储。

磁道由多个扇区组成，扇区是数据的最小存储单位。一个扇区大小一般为512字节。

每条磁道扇区个数相同，不同磁道的扇区大小也一样，但面积不一样，导致密度不同。

柱面

在多个盘片上，相同位置的磁道组成一个柱面。

例如，第一盘片的第一个磁道、第二盘片的第一个磁道，依此类推，构成一个“柱”。

2.磁盘存储结构

磁盘的基本单位不是字节，而是扇区。每个扇区的大小为512字节，扇区是数据的最小存储单位。

系统在写入数据时是按照从柱面到柱面的方式（从最外面的开始），当上一个柱面写满数据后才移动磁头到下一个柱面，而且是从柱面的第一个磁头的第一个扇区开始写入，从而使磁盘性能最优。

磁盘有多个磁片，一个磁片有两个盘面，每个盘面有多个磁道，每条磁道有多个扇区，每个扇区有512字节。

磁盘容量=磁头数（盘面数）*磁道数*每道的扇区数*512字节

如何找对应的扇区呢？

找到一个扇区大概流程如下：

1.首先找在哪一个面上。

2.再找在哪一个磁道(柱面)

3.再找在在哪一个扇区上.

这种叫做CHS 寻址方式

• C（Cylinder）：柱面号
• H（Head）：磁头号
• S（Sector）：扇区号

注意:柱面号和磁头号下标从0开始，而扇区号从1开始。

3.磁盘逻辑结构

多个扇区组成磁道，我们把磁道剪开，把扇区看成数组元素,磁道就是一维数组。

半径相同的磁道构成柱面，我们把柱面剪开，就可以看成二维数组。

多个柱面构成磁盘，再剪开，就相当于三维数组。

本质上无论是三维还是二维数组都可以看成一维数组，我们就可以把磁盘抽象为下标从0开始的一维数组。

在一维数组中找对应扇区的方式叫做LBA寻址

• LBA 使用一个线性地址序列，从 0 开始编号，直接表示数据块的位置。这种方式比传统的 CHS（Cylinder-Head-Sector）寻址更为直观和简单。

CHS转LBA

本质上就是将三维数组转化为一维数组，找对应下标。

一个柱面上的扇区数=磁头数*一条磁道的扇区数

LBA=柱面号C*一个柱面上扇区数+磁头数H*一条磁道的扇区数+扇区数S-1

eg.CHS 地址 (C = 5, H = 2, S = 10)

LBA转CHS

柱面号C=LBA//一个柱面上的扇区数

磁头号H=(LBA%一个柱面上的扇区数)//一条磁道的扇区数

扇区号S=LBA%一条磁道的扇区数+1

//取整

二.文件系统

在文件系统中是如何存储文件的呢？

1.磁盘有500G的内存，先把500G分区，内存大小可能不一样，但加起来是500G。

2.再把一个区进行分组，管理好一个组，就相当于管好了一个区，其他区也这样管理，就管理好了整个磁盘。

Block group

inode Table

inode Table是存储inode的数据结构，相当于一个数组，里面存储的元素是inode，inode大小一般为128或者256字节。

什么是inode?

inode里面是整个小组的文件属性，包含i结点编号，文件的权限 创建时间 大小，以及blocks[NUM]（用来找对应的文件内容）

struct inode {
    uint32_t i_mode;        // 文件类型和权限
    uint32_t i_uid;         // 文件拥有者的用户ID
    uint32_t i_gid;         // 文件拥有者的组ID
    uint32_t i_size;        // 文件大小（字节）
    uint32_t i_atime;       // 最后访问时间（Access time）
    uint32_t i_mtime;       // 最后修改时间（Modification time）
    uint32_t i_ctime;       // 最后状态更改时间（Change time）
    uint32_t i_links_count; // 硬链接计数
    uint32_t i_blocks;      // 文件占用的数据块数
    uint32_t i_flags;       // 文件标志（如只读等）
    uint32_t i_block[15];   // 指向数据块的指针（直接、间接、双间接、三级间接）
};

Data Blocks

在这里面存储的就是文件的内容，我们知道一个扇区的大小为512字节，但系统在进行io交互的时候一般以一个块的大小进行，一个块的大小一般为4KB，相当于8个扇区。

Data Blocks里面就有很多块来存储文件内容。

inode Bitmap

我们怎么知道inode Table里面哪里存了数据，哪里没存呢？

inode位图（inode Bitmap）：每个bit表示一个inode是否空闲可用.

0000 0000 0001 就表示inode Table第一个位置存有文件属性。

我们知道进行io操作时，是以块为单位的。所以当我要修改bit位时，最少把一块4kb的内容读入内存中再修改，最后重新写入磁盘当中。

Block Bitmap

和inode Bitmap同理，记录Data Block的存储情况。

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。

当我们新建一个文件时，系统进行的操作？

1.先在inode Bitmap中找bit位为0，并置为1.

2.在inode Table中找对应的数据块，并填入文件的属性。

3.如果文件大小小于4kb，只需要申请一块数据块，在Block Bitmap 找0置1.

4.在Data Block中找对应数据库并写入文件内容。

5.最后把文件在Data Block的位置（块号），填入inode中的blocks[NUM]中，建立映射关系。

Group Descriptor Table

GDT，Group Descriptor Table：块组描述符，它作用是对整个组进行管理。

记录还有多少个inode,还有多少个数据块。

每个组描述符存储以下关键信息：

• 块组编号：标识当前块组的索引。
• 起始数据块：该块组中数据块的起始位置。
• 起始 inode：该块组中 inode 的起始位置。这是 inode 表的开始地址，文件系统使用这个信息来访问和管理该块组中的 inode。
• 块和 inode 的计数：记录该块组中总的数据块数和 inode 数。
• 空闲数据块计数：当前块组中可用的数据块数。
• 空闲 inode 计数：当前块组中可用的 inode 数。
• 已分配数据块位图：指向一个位图，表示哪些数据块已被分配。
• 已分配 inode 位图：指向一个位图，表示哪些 inode 已被分配。

Super Block

它作用是对整个区进行管理。

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：整个区的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。

超级块提供整个区的文件系统信息，而组描述符表则为每个块组提供局部的管理信息。

超级块（Super Block）不是每个group里面都有，有多个分别在不同的组里面。不同组里面的超级块是一样的。

确保一个超级块有问题，可以用其它超级块来修复。增强数据安全性。

1.inode block是如何分配的呢？

在一个区中inode block都是唯一的，但每个组中都有inode Bitmap Block Bitmap，group0怎么知道group1有没有把inode=1分配出去呢？

其实在Group Descriptor Table中会记录起始 inode和起始 block。

inode的值是根据在位图中的位置和起始inode的值确定的。

比如说在inode Bitmap中第1个bit位的0置为1，起始inode=10000.分配的inode的值为10001

block分配同理。

2.inode block是如何映射的

我们知道inode映射block是靠一个数组int blocks[15]。里面存储的就是block的块号，但里面只有15个块号，最多找到60KB大小的文件内容。很显然这不对，那到底怎么找到全部的block呢？

unsigned long i_block[15];    // 数据块指针（12个直接、1个单级、1个双级、1个三级间接）
直接指针：直接指向文件数据块的地址，通常有几个（例如，12个直接指针）。
间接指针：
单级间接指针：指向一个数据块，该数据块包含其他数据块的指针。
双级间接指针：指向一个数据块，该数据块指向另一个间接块，间接块中又包含数据块的指针。
三级间接指针：类似于双级间接指针，进一步扩展了指针的深度。

其实blocks前12个元素是直接存对应block的块号，

第13个是单级间接指针，指向一个数据块，该数据块包含其他数据块的块号，一个数据块4KB，一个块号1int，就可以存1024个块号。

第14个是双级间接指针，指向一个数据块，该数据块指向另一个间接块，间接块中又包含数据块的块号。双级间接指针 指向的数据块可以存1024*1024个块号。

...三级间接指针 指向的数据块可以存1024*1024*1024个块号。

使用指针可以实现动态扩展，可以让inode结构大小一致，简化了文件系统的管理，查看文件属性时更高效。

3.系统是如何找到目标文件的inode

我们知道任何文件都是有路径的。

要找到目标文件就要先找到它的上级目录。为什么？

因为目录本质也是文件，也有属性和内容，自然也有inode 和对应的block，而目录的数据块中就有文件/目录 的文件名和对应的inode 

eg./home/user/dir1/document.txt

1.根目录的 inode 是固定的，系统会先读取根目录的 inode  ./

2.找到 / 的inode映射到对应的block里面有子目录名和对应inode  ./hmoe

3.再读取home目录的inode 

4.找到 home 的inode映射到对应的block里面有子目录名和对应inode  ./hmoe/user

5.继续重复读取目录inode，在block找目标目录的inode 直到找到目标文件

每次访问一个文件都要从/开始找吗？

是的，但是当访问某个目录时，操作系统会缓存该目录下的文件和子目录的信息。这样，如果后续访问相同的目录，就可以直接从缓存中获取信息，而无需再次访问磁盘。

三.软硬链接

1.创建软硬链接

1.硬链接

ln test.c test_link.c  //创建硬链接

[wws@hcss-ecs-178e link]$ > test.c
[wws@hcss-ecs-178e link]$ ll
total 0
-rw-rw-r-- 1 wws wws 0 Oct 20 13:30 test.c
[wws@hcss-ecs-178e link]$ ln test.c test_link.c
[wws@hcss-ecs-178e link]$ ll
total 0
-rw-rw-r-- 2 wws wws 0 Oct 20 13:30 test.c
-rw-rw-r-- 2 wws wws 0 Oct 20 13:30 test_link.c
[wws@hcss-ecs-178e link]$ ll -i
total 0
789286 -rw-rw-r-- 2 wws wws 0 Oct 20 13:30 test.c
789286 -rw-rw-r-- 2 wws wws 0 Oct 20 13:30 test_link.c

ll -i 显示每个文件的 inode 号码。

看上面代码，我们可以看出两个细节。

1.用目标文件test.c创建的硬链接文件test_link.c的inode一样。

2.-rw-rw-r-- 1 wws wws 0 Oct 20 13:30 test.c

中间的数字1变为了2。代表什么意思？

789286 -rw-rw-r-- 2 wws wws 0 Oct 20 13:30 test.c
789286 -rw-rw-r-- 2 wws wws 0 Oct 20 13:30 test_link.c

1.硬链接文件inode和目标文件相同，说明它们实际上是同一个文件。只不过inode映射了两个文件名

2.789286 -rw-rw-r-- 2 wws wws 0 Oct 20 13:30 test.c中间的数字2表示有多少个硬链接指向该文件，本身算一个，再加上test_link.c硬链接，再加1。当把test.c test_link.c删除任意一个，链接数2->1。

[wws@hcss-ecs-178e link]$ ll
total 0
-rw-rw-r-- 2 wws wws 0 Oct 20 13:30 test.c
-rw-rw-r-- 2 wws wws 0 Oct 20 13:30 test_link.c
[wws@hcss-ecs-178e link]$ rm test_link.c
[wws@hcss-ecs-178e link]$ ll
total 0
-rw-rw-r-- 1 wws wws 0 Oct 20 13:30 test.c

采用引用计数的方式，只有当链接数0时，文件才会被删除。

2.软链接

ln -s test.c test_sl.c //-s 创建软链接

1.软链接文件inode和目标文件不同，说明软链接文件是一个独立的文件。

2.软链接文件和硬链接文件内容不同的是，硬链接与目标文件内容完全相同，因为它们指向同一个数据块，而软链接则是指向目标文件路径的引用。不管是软连接还是硬链接他们输出的结果和目标文件都是一样的。

硬链接就像拷贝，目标文件被删对硬链接文件没有影响。而软链接就像引用，目标文件被删这个引用就变得无效，无法访问。

2.软硬链接有什么作用

1.硬链接作用

1.对文件备份。我们找到硬链接文件的inode是独立的，而指向的block数据块和目标文件是同一个，只有当引用计数 链接数==0时，inode 以及对应的block才会被删除。

2.创建. ..硬链接目录快速定位不同目录

[wws@hcss-ecs-178e ~]$ mkdir empty
[wws@hcss-ecs-178e ~]$ ll
total 16
drwxrwxr-x 2 wws wws 4096 Oct 20 14:17 empty
drwxrwxr-x 2 wws wws 4096 Oct 20 13:51 link
-rw-rw-r-- 1 wws wws   63 Oct 12 14:30 makefile
drwxrwxr-x 2 wws wws 4096 Oct 17 19:14 myshell

新建的空目录的链接数为什么是2？

[wws@hcss-ecs-178e ~]$ ll -i
total 16
789140 drwxrwxr-x 2 wws wws 4096 Oct 20 14:17 empty
789130 drwxrwxr-x 2 wws wws 4096 Oct 20 13:51 link
656101 -rw-rw-r-- 1 wws wws   63 Oct 12 14:30 makefile
789314 drwxrwxr-x 2 wws wws 4096 Oct 17 19:14 myshell
[wws@hcss-ecs-178e ~]$ cd empty
[wws@hcss-ecs-178e empty]$ ll -al -i
total 8
789140 drwxrwxr-x  2 wws wws 4096 Oct 20 14:17 .
655895 drwxr-xr-x 12 wws wws 4096 Oct 20 14:17 ..

其实在空目录中还有两个隐藏目录. .. empty目录下的. 目录就是empty的硬链接目录。

如果再在empty目录下再创建一个目录，那么新建目录的..目录也是empty的硬链接目录。

wws@hcss-ecs-178e empty]$ mkdir empty1
[wws@hcss-ecs-178e empty]$ cd ..
[wws@hcss-ecs-178e ~]$ ll -i
total 16
789140 drwxrwxr-x 3 wws wws 4096 Oct 20 14:23 empty

2.软链接作用

1.方便访问文件

如果有一个在深层目录的文件，可以对它创建软链接来简化路径，快速定位

ln -s /path/to/very/deep/directory/test.c test-soft.link

2.指向目录

软连接可以指向目录，这在管理文件和目录时非常有用。例如，可以创建指向常用目录的软连接，使其更容易访问：

ln -s /home/user/documents/ my_docs

注意：
1.硬链接只能在同一个文件系统中创建。因为硬链接依赖于文件系统的inode结构。每个文件在文件系统中都有一个唯一的inode，硬链接直接引用该inode。
因此，如果尝试在不同的文件系统之间创建硬链接，系统会返回错误，因为不同的文件系统有各自独立的inode管理。

2.硬链接不指向目录：通常不能创建指向目录的硬链接（为了避免循环引用）。

eg. ./dir1/dir2/dir3/hard->dir2 hard是dir2的软连接，这样dir2和hard就会形成一个环。

目录中的隐藏文件. ..除外，. ..是文件系统为每个目录自动管理的特殊链接，确保目录的完整性和正确性。

四.动静态库

1.静态库

1.创建静态库

1.首先准备.c文件里面是编写的源代码

2.使用编译器将源代码编译成目标文件.o

gcc -c file1.c   # 生成 file1.o
gcc -c file2.c   # 生成 file2.o

3.创建静态库

ar rcs libmylibrary.a file1.o file2.o

r插入文件 c创建库 s生成索引 

lib库的前缀  .a后缀

2.链接静态库

头文件：例如 my_library.h，其中声明了库中的函数和数据结构。

静态库：例如 libmylibrary.a，这是编译后的静态库文件。

源文件：例如 main.c，你要编译和链接的主程序。

编译器和链接器会默认在特定的路径下查找头文件和库文件。

默认头文件查找路径：

/usr/include：主要的系统头文件目录，包含标准库和系统相关的头文件。/usr/local/include：用于存放本地安装的软件包的头文件，适合自定义库。

默认库文件查找路径

/usr/lib：主要的库文件目录，包含标准库文件（如 libc.a 和 libm.a）。​​​​​​​/usr/local/lib：用于存放本地安装的软件包的库文件，适合自定义库。

1.我们可以把头文件 静态库放在系统的默认查找路径下，要用-l选项指明静态库名称

gcc main.c -lmylibrary -o my_program

-l

功能：指定要链接的库的名称。

用法：链接时只需提供库名，而不需要前缀 lib 和后缀 .a 或 .so。

2.不放在默认路径下，我们可以给系统指定路径下找

假设你有一个名为 my_library.a 的静态库，位于 /opt/mylibs，

以及一个头文件 my_library.h，位于 /opt/myheaders，可以这样编译和链接：

gcc -I/opt/myheaders -L/opt/mylibs main.c -lmylibrary -o my_program

-I 选项

功能：指定包含头文件的目录。

​​​​​​​用法：通常用于编译阶段，帮助编译器找到源文件中使用的头文件。

-L 选项

功能：指定链接器搜索库文件的目录。

​​​​​​​用法：在链接阶段使用，告诉链接器在指定目录中查找库文件。

2.动态库

1.创建动态库

1.首先准备.c文件里面是编写的源代码

2.使用编译器将源代码编译成目标文件.o

gcc -c -fPIC mathlib.c -o mathlib.o

-fPIC选项，这表示生成位置无关的代码，

这类代码的特点是能够在内存中的任何地址加载并执行，非常适合用于创建动态链接库，因为动态库可以在多个程序中共享，并且在运行时可以被装载到任何地址。

3.创建动态库

gcc -shared -o libmathlib.so mathlib.o

-shared选项创建动态链接库

2.链接动态库

链接动态库和链接静态库一样，可以把头文件和库放在系统的默认路径下或者 -I -L 给编译器指明特定路径,再用-l指明库名。

3.运行时找到动态库

动态库和静态库不同的是，静态库在编译完时 在库中用到的代码已经加载到程序当中，不再需要库了，即使删除静态库也不影响以后运行。但动态库在运行时才会被加载，所以程序在运行时仍需要找到动态库。

怎么才能让系统在运行时找到动态库？

1.使用 LD_LIBRARY_PATH 环境变量:

LD_LIBRARY_PATH 环境变量用于指定动态库的搜索路径。可以在终端中临时设置，

export LD_LIBRARY_PATH=/path/to/your/library:$LD_LIBRARY_PATH

或者在配置文件中(/.bashrc)写入 永久设置。

echo "export LD_LIBRARY_PATH=/path/to/your/library:$LD_LIBRARY_PATH" >> ~/.bashrc
source ~/.bashrc //立即生效

2.拷贝到系统的默认路径下 并更新 ldconfig

将动态库放在系统标准路径下，可以将其复制到 /usr/local/lib 或 /usr/lib 目录，然后运行 ldconfig。

sudo cp /path/to/your/library/libmylibrary.so /usr/local/lib/
sudo ldconfig

3.可以在系统的默认路径下创建软链接 并更新 ldconfig

sudo ln -s /path/to/your/library/libmylibrary.so /usr/local/lib/libmylibrary.so
sudo ldconfig

注意：如果同时存在静态库和动态库文件，gcc g++会优先加载动态库。也可以在编译时加上-static选项指定静态库。

gcc main.c -L. -lmystatic -static -o my_program_static