Linux：Ext系列文件系统

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文章目录

前言
一、理解硬件磁盘
- 1.1 磁盘物理结构
- 1.2 磁盘的存储结构
- 1.3 磁盘的逻辑结构
二、文件系统
- 2.1 引⼊"分区”概念和“块"概念
- 2.2 inode(重要)
- 2.3 文件与inode
三、软硬链接
- 3.1 硬链接
- 3.2 软链接
- 3.3 acm
总结

前言

提示：以下是本篇文章正文内容，下面案例可供参考

一、理解硬件磁盘

1.1 磁盘物理结构

在这里插入图片描述

磁盘可以存储大量的二进制数据，并且断电后也能保持数据不丢失。磁盘通常由盘片、磁头、电机驱动系统和接口等组件构成。盘片是磁盘存储数据的基础，由硬质合金材料或玻璃材料等涂布磁性材料形成。磁头则是读取和写入数据的关键部件，悬浮在盘片上方几微米的距离，可以读取和写入数据。

1.2 磁盘的存储结构

在这里插入图片描述
扇区：是磁盘存储数据的基本单位，通常为512字节，块设备

⽂件 = 内容+属性都是数据，⽆⾮就是占据那⼏个扇区的问题！所以对文件的访问物理上就是找寻扇区的问题。

磁盘容量=磁头数 × 磁道(柱⾯)数 × 每道扇区数 × 每扇区字节数

CHS寻址：

是一种寻址模式，对早期的磁盘⾮常有效，知道⽤哪个磁头，读取哪个柱⾯上的第⼏扇区就可以读到数据了。但是CHS模式⽀持的硬盘容量有限，因为系统⽤8bit来存储磁头地址，⽤10bit来存储柱⾯地址，⽤6bit来存储扇区地址，⽽⼀个扇区共有512Byte，这样使⽤CHS寻址⼀块硬盘最⼤容量为256102463*512B=8064MB(1MB=1048576B)（若按1MB=1000000B来算就是8.4GB）

1.3 磁盘的逻辑结构

对于软件层面上，我们应该这么理解磁盘：将整个磁盘视为一个线性结构的数组，然后每个扇区可以看作为这个数组的下标，数组存储的就是文件数据
在这里插入图片描述

这样每⼀个扇区，就有了⼀个线性地址(其实就是数组下标)，这种硬盘寻址模式叫做LBA（Logical Block Addressing），LBA寻址方式将硬盘上的所有扇区依次从“0”开始进行编号，直到硬盘的最大扇区数减1，相比于CHS简化了数据访问过程。

在磁盘使⽤者看来，根本就不关⼼CHS地址，⽽是直接使⽤LBA地址，磁盘内部⾃⼰会用特定的方法转换。
所以：从现在开始，磁盘就是⼀个元素为扇区的⼀维数组，数组的下标就是每⼀个扇区的LBA地址。OS使⽤磁盘，就可以⽤⼀个数字访问磁盘扇区了。

二、文件系统

章节一我们主要讲解了磁盘的结构和访问里面数据的方式，有了上面对于磁盘的理解，接下来我们自然要来引入磁盘里面的数据，因为我们要对磁盘中的文件进行管理，自然要先描述其各种属性，组织起来再管理。

2.1 引⼊"分区”概念和“块"概念

其实磁盘是可以被分成多个分区（partition）的，以Windows观点来看，你可能会有⼀块磁盘并且将分区成C,D,E盘。
软件层面上其实就是定义一个结构体，其中记录每个区的结束和起始LAB,然后定义结构体类数组来存放每一个区

struct partition
{
    int start;
    int end;
}


struct partition   part[n];

其实硬盘是典型的“块”设备，操作系统读取硬盘数据的时候，其实是不会⼀个个扇区地读取，这样效率太低，⽽是⼀次性连续读取多个扇区，即⼀次性读取⼀个”块”（block）。
硬盘的每个分区是被划分为⼀个个的”块”。⼀个”块”的⼤⼩是由格式化的时候确定的，并且不可以更改，最常⻅的是4KB（八个扇区大小），即连续⼋个扇区组成⼀个 ”块”。”块”是⽂件存取的最⼩单位。

注意：

区相当于对整个磁盘做出划分，接着将区划分为块组（block group），块组中每个块都包含了存储文件属性和内容的具体管理方式！！！
磁盘就是⼀个三维数组，我们把它看待成为⼀个"⼀维数组"，数组下标就是LBA，每个元素都是扇区
每个扇区都有LBA，那么8个扇区⼀个块，每⼀个块的地址我们也能算出来。
知道LBA：块号=LBA/8
知道块号：LAB=块号*8+n.(n是块内第⼏个扇区)
当我们写入一个文件哪怕只有一个比特位，但是操作系统依然会为我们在硬件上申请四个字节的区域！

在这里插入图片描述

2.2 inode(重要)

文件 = 内容 + 属性，而文件内容数据存放在块的Data blocks中，inode存放文件属性（如文件创建日期，权限等），是一个结构体，一般为128字节，一般而言一个文件一个inode

以下图片就是一个被分组涵盖的内容分区，Boot Block涵盖开机关机信息不做赘述，

inode table:
保存分组内部所有可用的(已经使用+没有使用）的inode。
Data blocks:
保存分组内部所有可用的(已经使用+没有使用）的数据快。
Inode Bitmap:
Inode对应的位图结构。假设inode一共有n个，位图结构中的比特位的个数至少也为n个。
位图中比特位的位置与当前文件的对应的ID是一一对应的，比特位的1和0表示是否被占用。
block Bitmap:
数据块对应的位图结构。位图中比特位的位置和当前data block对应的数据块的位置是一一对应的。

文件属性存储在Inode中,Inode是固定大小，一个人文件，一个Inode。一个文件的所有属性几乎都存储在Inode中，但是文件名并不存储在Inode中。
文件的内容存储在data block数据块中，数据块随着应用类型的变化，大小也会发生变化。

在inode，有一个关于数组块的数组，data block block[15]。个数组元素的个数是固定的。但并表示这个文件可以写入的数据量是一定的。如图：每一个数据块都有自己的编号，这个数组中存放的就是该文件所使用的数据块的编号，通过这个数组就可以实现我们查找内容的行为。虽然只有15元素，但并不代表我们仅可以使用15个数据块。从下表为12的元素开始，所指向的数据块里边保存的是其他数据块的编号，下一级数据块中的内容可以使下下一级数据块的编号。如此，就可以增加我们可使用数据块的个数。
如果一个分组是10GB，但文件大小是20GB，但这影响吗，不影响，因为上面的映射关系是可以跨组访问的，但不建议这么做，因为一旦跨组访问了，意味所有的块不连续了，磁盘寻址效率也会大大降低。

如果要知道inode一共有多少个，没有使用的是多少个，如果通过计算获取结果，效率太低了，这时Group Descriptor Table出现了。

Group Descriptor Table：
包含对应分组的宏观属性信息，包括：一共有多少个数据块，使用了多少；一共有多少个Inode，使用了多少等等。

Super Block
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。

并且超级块通常在分组内多个组有一个超级块，在系统中是有一定比例的，假设我一个100G的分区有1000个分组，每20个分组就有一个super block，那么总共就有50个超级块。为什么需要这些超级块呢？本质上还是为了数据备份，如果某个块组或者inode丢失，那么就可以通过super block来进行恢复

inode是以分区为单位的，每个区都有自己的inode编号，它们编号可以相同

所以当我们删除一个块（文件内容）的时候，不需要删除块，只需要把对应inode bitmap和block bitmap的位置零即可。

2.3 文件与inode

目录也是文件=属性+内容，目录的内容中放的是文件名和inode的映射关系。inode唯一，文件名也就唯一；查找文件的顺序，先文件名再寻对应的inode编号。这就解释了为什么去掉了目录的r权限，就不能访问目录中的内容了。没有r权限就不能访问文件名和inode的映射关系，就找不到这个文件。w权限：新建文件，最后一定要向当前所处目录内容中写入，文件名和inode的映射关系。

文件的增删查改:

增加文件：

当在Linux系统中创建一个新文件时，系统会为该文件分配一个唯一的inode号码，并在inode中存储该文件的属性信息。
inode数量是有限的，因此当文件系统中的inode耗尽时，即使磁盘空间还有剩余，也无法再创建新文件。

删除文件：

删除文件时，系统实际上只是删除了文件名与inode号码之间的链接关系，并释放了inode号码和其所占用的磁盘空间。但文件的实际内容在磁盘上仍然存在，直到其占用的磁盘空间被其他文件覆盖。在文件内容上：删除=允许被覆盖！！！
如果删除了一个目录，并且该目录下有子目录或文件，那么该目录下的所有子目录和文件都将被一并删除（除非使用了-r选项来递归删除）。

查询文件：

查询文件时，系统首先通过文件名找到对应的inode号码，然后读取inode中的信息以获取文件的实际内容位置。（找到指定的文件->文件所在的目录->根据文件名：inode->目标文件的inode，当我们目标文件的路径非常的复杂的时候，OS会做路径的逆向解析，但不是每次都做，OS会对常用的路径做缓存）
使用如ls -i命令可以查看文件的inode号码。

修改文件：

修改文件时，系统会根据文件的inode号码找到对应的inode，并修改其中的文件属性信息（如修改时间戳、权限等）。
如果修改的是文件的内容，那么系统实际上是在磁盘上找到文件内容所在的块，并直接修改这些块的内容。但inode中的文件字节数等属性信息会相应地更新。

三、软硬链接

3.1 硬链接

我们看到，真正找到磁盘上⽂件的并不是⽂件名，⽽是inode。其实在linux中可以让多个⽂件名对应于同⼀个inode。

[root@localhost linux]# touch abc
 [root@localhost linux]# ln abc def
 [root@localhost linux]# ls -li abc def
263466 abc
263466 def

硬链接不是一个独立的文件，因为它没有独立的inode
所谓建立硬链接，其实就是在特定的目录下新增文件名和指向文件inode编号的映射关系！！！
abc和def的链接状态完全相同，他们被称为指向⽂件的硬链接。内核记录了这个连接数，inode263466的硬连接数为2。
我们在删除⽂件时⼲了两件事情：1.在⽬录中将对应的记录删除，2.将硬连接数-1，如果为0，则将对应的磁盘释放。
.和. .就是硬链接，硬链接可以做文件备份

3.2 软链接

硬链接是通过inode引⽤另外⼀个⽂件，软链接是通过名字引⽤另外⼀个⽂件，但实际上，新的⽂件和被引⽤的⽂件的inode不同，应⽤常⻅上可以想象成⼀个快捷⽅式。在shell中的做法

 [root@localhost linux]# ln -s abc.s abc
 [root@localhost linux]# ln -s abc.s abc[root@localhost linux]# ls -li
263563 -rw-r--r--. 2 root root 0 9⽉ 15 17:45 abc
261678 lrwxrwxrwx. 1 root root 3 9⽉ 15 17:53 abc.s -> abc
263563 -rw-r--r--. 2 root root 0 9⽉ 15 17:45 def   //权限后面的数字代表硬链接数目