前言

我们知道文件的存储一般在磁盘上，操作系统需要管理这些文件就需要通过其文件系统进行管理，高效的管理机制有利于提高我们IO的速度，本节我们将对Linux系统的文件系统进行概述！

正文

本节理论较多，还请耐心阅读和理解！

文件与磁盘

文件被打开后会加载到内存，而没有被打开的文件存储在磁盘上！
对于磁盘文件的管理，主要为了解决快速定位，快速读取和写入

对于在磁盘上的文件，当我们对文件进行操作时，操作系统会通过文件的inode编号找到文件属性进行文件操作，对于文件的inode编号我们可以通过以下命令查看：
ls -il
文件的inode编号就如同进程的pid一样，inode编号与文件一一对应，通过文件的inode编号就可以访问文件属性进而读取文件内容！

我们可以将磁盘对文件的管理比喻为物品寄存点，每一个柜子有一个箱号，可以存放一个物品，存放成功后物主获得箱号牌；待物主来取时通过箱号牌取出物品并归还箱号牌；这就是文件的一次写入和删除操作！

向磁盘中写入一个文件，存放在磁盘中，获取一个inode编号，在删除这个文件时归还这个inode编号即可！

以上对文件的 “管理” 描述只是抽象概念，结合我们后面介绍的磁盘结构，才能更好的理解！

磁盘介绍与机械硬盘

在现代，磁盘分为两种，即机械硬盘和固态硬盘！
机械硬盘速度慢，但是便宜稳定；固态硬盘速度快，但是价格比较贵且数据损坏率大于机械硬盘！
为了更好的介绍文件系统，我们主要围绕机械硬盘进行讲解！

机械硬盘基础结构

机械硬盘是我们计算机中的一个外部设备，也是计算机中唯一的机械设备，根据冯诺依曼体系，机械硬盘的速度远远低于CPU。如果要有一个数据去衡量，CPU的运行是纳秒级别的话，机械硬盘则是毫秒级别！

而机械硬盘之所以这么慢，是由其内部结构决定的：

机械硬盘的主要结构：

盘片：有两面都可以存储数据，一般是多个盘片组合成一组
磁头：盘片的每一面都配有一个磁头读写数据
主轴：带动盘片转动进行寻址
音圈马达：控制磁头进退换道
磁头臂：磁头在磁头臂的一端，通过音圈马达的摆动，控制磁头切换磁道
伺服电路板：对数据的读写进行处理，控制机械硬盘的运行
其他 … …

注意：不同磁盘中磁盘的盘片数量不一样，但因为磁头是通过一个磁头臂驱动的，所以一个机械硬盘上的所有磁头是共进退的！机械设备的操作动作需要时间，相当于固态硬盘中电子间的光速传输来说，非常慢！

关于机械硬盘的详细结构介绍，可阅读：机械硬盘的内部结构

机械硬盘数据存储与管理

在计算机中，数据是以二进制存储的，常见的可以表示二进制的存储方式有：高电平与低电平，波峰和波谷，南极和北极等等；而机械硬盘盘片的存储的方式是磁极南极和北极！

读写数据时，距离盘面3纳米的磁头会利用电磁铁，改变磁盘上磁性材料的极性来记录和删除数据，两种极性分别对应 0 或 1 ，磁头移动到指定扇区位置，向扇区写入数据时磁极由N->S，在扇区删除数据时磁极由S->N (S为1 N为0)

磁头和盘片的近距离操作，使得机械硬盘在运行时我们不能随意移动，更不能发生碰撞，一旦因为外力使磁头接触到盘片损伤了盘片就会导致数据丢失！

关于机械硬盘的工作原理详细讲解：

对于一个盘片，有两个盘面，每个盘面上又分为很多个磁道，每个磁道又分为很多个扇区！

单个扇区大小为 512 字节(或者 4 kb)，这些扇区用来存储数据，同一半径中的所有扇区组成一个扇面；而半径相同的扇区组成磁道(柱面)！
注意：磁道上扇区的数量一般相同，因为磁道的面积会随着向外越来越打，对于面积较小的磁道，其扇区比特位会做的相对紧密一些，面积较大的扇区则会做的稀疏一些！

未来要找一个扇区：

先找磁头(head)：定位在哪一个盘片以及哪一个面，只需要确定哪一个磁头(磁头编号)就能找到哪一个面
再找柱面(cylinder)：定位在哪一个磁道，由半径决定，柱面也就是磁道
最后找扇区(sector)：定位读取位置在该磁道的哪一个扇区，根据扇区的编号定位一个扇区

我们称这种：先定位磁头，再定位柱面(磁道)，再定位扇区的方式，称为CHS定位法！

一个普通文件的属性和数据都是数据(0/1)，无非就是占用一个或多个扇区来进行自己的数据存储的；我们既然能够用CHS定位任意一个扇区，我们就能定位任意多个扇区，从而将文件从硬件角度进行读写！

通过上述，如果操作系统能够得知任意一个CHS地址，就能访问任意一个扇区；但操作系统并非直接使用CHS地址，因为操作系统是软件，磁盘是硬件，硬件是一个地址，如果操作系统直接使用这个地址，如果硬件参数发生了变化，操作系统的磁盘信息也要变化，操作系统要和硬件做好解耦工作，即便是扇区，512字节单IO的基本数据量也是很小的，硬件是按照512字节处理，但操作系统实际进行IO的基本单位是4KB进行处理！

所以，操作系统的一次IO，无论读取数据是多少，都是按照4KB进行读取，因此磁盘也称块设备！

我们将磁盘中一个盘面的所有磁道想象成磁带被全部拉出来的样子，那么就是一直连续的线性结构！

操作系统需要有一套通用的新地址来进行块级别的访问，如果将磁道比方成磁带，那么一个磁道就可以当成一个数组对待，数组天然有下标，此时定位一个扇区，只需要一个数组下标就可以定位一个扇区，假设数组下标为N，而其中我们的操作系统是以4KB为单位进行IO的，故一个操作系统级别的文件块要包括8个扇区，甚至在OS角度，OS不关心扇区！

计算机常规的访问方式是起始地址+偏移量的方式(语言/数据类型)；操作系统只需要知道数据所在的起始地址(第一个扇区的下标地址)+4kb(块的类型)就能找到一个数据，我们把数据块看做一种类型！

所以块的地址本质就是数组的一个下标N，以后我们表示一个块，我们可以采用先选下标N的方式定位任意一个块了，我们称这种线性地址为逻辑块地址LBA，这样我们定位磁盘扇区就转换为OS->N->LBA逻辑块地址->CHS；磁盘只认CHS地址，所以LBA地址和CHS地址要相互转换！

操作系统要管磁盘，就将磁盘看做一个大数组，对磁盘的管理，变成了对数组的管理，要对一个数组中的扇区进行管理，就需要先描述再组织，通过struct对象封装8个扇区，存储中数组中，在数组中每一个下标对应的就是一个数据块！

在操作系统中有描述一个块的的结构体struct block{}

硬盘比较大，为了合理的管理一般操作系统可以分区，对于每个分区操作系统又会分组，这个组就是块组!
对于分区，就相对复杂一些！
我们在电脑中一般会对电脑进行分区，分区的意义在于，磁盘的空间是非常大的，如果不分区，巨大的空间管理会消耗操作系统的资源，我们在现实生活中，各大学都会在学校设立不同的学院进行高效管理，最重要的是上层管理者更好的调用管理资源，这种思想称为分治思想！

在文件系统中，操作系统先将整个大文件系统分为不同的区，存入struct disk数组中进行管理
//分区属性
struct disk
{
	struct part[3]; //三个分区    struct part是管理分区的对象类型
	//其他属性...	
}
我们可以通过以下命令查看当前Linux系统的分区：
ll /dev/vda* -i 
也可以通过下面的命令查看分区的信息：
# 该命令相当于Windows的 “此电脑”
df -h
系统在分区后，需要对区块进行格式化，在格式化时写入管理信息，不同的文件系统在格式化时写入的数据是不同的，这里讨论的是EXT文件系统！

对于分区

为了使分区能被正常使用，需要对分区进行格式化
分区格式化：操作系统向分区写入文件系统的管理属性信息
磁盘分区后，分组、填写系统属性是操作系统做的事

当然，分区再细分就是块组！

由块组构成的线性空间亦可称为组线，代表一个分区，而一个struct part对象管理一个分区：
struct part
{
   struct part group[512];	//分为512个块组
   int lba_start;	//起始块组位置(分区中第一个块组的下标)
   int lba_end;		//结束块组位置(最后一个块组下标)
   //其他属性……
}
将现有资源再分配后，可以最大化利用资源，避免造成浪费及拖慢效率，下面我们详细介绍块组！

块组是由分区细分出的产物，块组与分区的关系如图所示：

关于这些分组信息的详细介绍：

我们知道 文件 = 内容+属性 ，而Linux系统将文件属性和内容分离存储！

用户只认文件名，Linux系统只认inode号，文件的inode属性中，并不存在文件名，文件名是给用户用的，所以目录也是文件，目录也有inode，而目录存储的是文件名与inode的映射关系！

inode可以确定分组，inode编号在一个分区内唯一有效，不能跨分区，但一个inode是可以在整个分区有效的，所以每一个分区的inode编号有一个范围(因为分组中的inode都有一个范围)，分组也是！

当然，对于一些大文件，Linux系统不一定会直接分配块进行存储，而是进行块索引多级存储！

文件操作的细节

创建文件

简单直接的说，就是实例化一个inode对象，就相当于创建了一个文件，但是有一些细节！

当我们增加一个文件时，操作系统需要：

首先操作系统在该目录所在分组中的inode Bitmap找到一个没有被使用的inode，在inode table中找到这个inode拿到文件属性和inode编号
将文件默认属性写入inode中，一开始文件是空的所以没有数据块
在对应目录的存储内容中追加一条文件名与inode的映射关系，然后文件就创建好了

未来对文件进行写入时，先去block Bitmap找到需要的数据块将这些块的bit位置为1，然后将这些数据块的位图信息填入文件inode的blocks数组中，再去data block中找到对应的数据块进行写入(刷新入)即可；同样的，当我们删除了某些数据，减小了数据块的占用时，将该文件不用的数据块在block Bitmap中置为0即可，表示可分配！

访问文件

当我们要访问一个文件时，操作系统需要：

首先我们会在特定目录下找到文件名(就相当于找到了inode编号)
一个目录也是一个文件，也一定隶属于一个分区，结合inode，在该分区中找到分组，在该分组的inode table中找到文件的inode属性
通过inode(的blocks数组)和data block的映射关系，找到该文件的数据块，并加载到内存中(被操作系统管理)，并进行访问和操作

删除文件

当我们要删除文件时，操作系统需要：

先通过当前目录下文件名找到对应的inode编号
根据inode table找到文件的inode属性，然后将inode属性中blocks数组所占数据块对应的block Bitmap的bit位置为0
将inode Bitmap中文件inode位置的比特位设置为0，然后文件属性就没了，文件也就不存在了，被删除了

所以删文件只需要修改位图即可，从这里可以看出，操作系统的删除只是改变标识，并没有销毁数据内容，如果要彻底销毁，则需要借助一点手段！

恢复文件

文件被误删不一定没救，有可能可以恢复！
在数据被误删后，此时一定不要再动电脑，立刻断电送修，还可能挽回数据！

前面说过，删除并不是真删除，访问不到就行了，所以只要在删除后，有些操作系统会记录日志，日志中会保存被删的inode编号！

所以，理论上可以：

根据日志找到被删文件的inode编号
根据inode编号找到对应的inode，将分组中的该inode的inode Bitmap表其位置置为1
找到其所占用的Data block，将其占用的data block在block Bitmap置为1

其中的内容没有被覆盖的，数据就可以找回来
所以，当我们误删文件后，不进行操作就可以防止被释放的数据块中的内容被覆盖！
当然，如果我们不想这么麻烦，也可以学习Windows创建一个回收站！

其他情况

如果inode只是单单的用数组建立和datablock的映射关系，即只是将inode对象实例化不同的文件系统datablock数组大小不同存在组中inode用完了但datablock没用完的情况，也存在inode没用完但是datablock用完了的情况！

也就是说，存在两种情况

如果我们一直只创建文件，但不写入内容，那么就会导致一个分组中indoe table被全部占满，此时就会导致datablock数据块没有占用，但分组已经无法再容纳新文件了
如果我们创建几个文件，但是文件内容非常大，用完了这个分组的所有datablock数据块，此时就会导致很多inode没有使用，但分组空间已满的情况