一、关于磁盘

磁盘是一个外设(外设即冯诺依曼中承担输入输出角色的设备)，而且，磁盘还是计算机中唯一一个机械设备，因为磁盘是外设，同时又是机械设备，就意味着磁盘会非常的慢(相对而言)，所以OS一定会有提速的方式

磁盘物理结构：
①磁盘盘片 ②磁头 ③音圈马达 ④伺服系统(也就是一系列的硬件电路) …
当通电之后，随音圈马达的带动下，磁盘盘片（磁盘判断是一摞，有很多面）快速旋转，磁头就会左右摇摆去寻址
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无论是磁盘还是光盘，最终盘面上会存储数据，计算机只认识二进制，所以说磁盘上本质存储的就是二进制，内存可以用优点和没有来存储，那么磁盘这种，就只能通过极性的方式来读写，也就是说磁头来回进行读写，在盘面特定位置产生放电行为，改变特定位置的正负极性，从而向磁盘写入数据。

①磁盘

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磁盘是由一系列同心圆构成的，数据并不是在任意位置写入，而是写在这些划分好的同心圆上，而中间空着的区域是不进行数据存储的，当然可以把这些同心圆划分的很紧密，而一个同心圆就被称为一个磁道，我们很大可能不会用完一个磁道，所以又将磁道划分为一个个扇区，这一摞磁盘盘面，半径相同的磁道称作柱面，一整个磁盘也就是很多个柱面的集合。

②CHS寻址

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我们要确定数据写在哪一个扇区，那么就要先确定在哪一个磁盘盘面，也就是用磁头来寻找盘面，磁头(Head)，然后需要确定在哪一个磁道(Cylinder/Track)，然后确定在哪一个扇区(Sector),就知道了在哪一个扇区，通过磁头的寻址，把数据写进去就可以了，所以被称作CHS寻址方式(Cylinder Head Sector)

⑤磁盘结构的抽象

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可以把磁盘想成一个卷起来的磁带，这一圈一圈的就是磁道，我们可以把磁盘盘面想象成线性结构，那么就可以看做是一个数组，扇区的大小一般是512字节，所以就可以看成是有n个512字节的数组，那么访问一个扇区，只要知道数组下标，就可以找到。

操作系统访问磁盘用的就是LBA地址（Logic Block Adress逻辑块地址），然后驱动将LBA转化成CHS去找到，最终实现CHS寻址到扇区读写数据。

每个扇区的大小一般为512字节，那么每个磁道的半径都不太，他是怎么确保的呢？其实是用磁道的密度来实现的，通过对磁盘内和外的密度不同来达到不同长度相同大小的目的。

二、文件系统

所以我们把磁盘想象成了一个大数组，将数组存储到磁盘在操作系统层面就转化成了将数据存储到数组，对磁盘的管理，也就转化成了对大数组的管理，但是又因为磁盘对应的数组太大，我们又可以拆分成多个小数组，分区管理
对磁盘的管理，就转化成了对每个小分区的管理，又因为机器及其相似，所以我们只需要管理好一个小分区再Ctrl CV即可。

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Block group：块组
Boot Block：启动块
Super Block：包含了整个文件系统的属性信息，因为磁盘可能刮花，所以放在块组当中，如果不存在块组
                         里，正好将Super Block刮花，那么整个分区就全乱了，比如蓝屏修复，就要就是修复Boot
                         Block要么就是从块组中拷贝Super Block，以能正常运行文件系统
Group Descriptor Table 块组描述符表，存储的是块组的相关属性，比如有多少个块组，还有哪些块组
                          空着，然后该块组中有多少个inode，多少个block，还剩下多少inode，多少block等等
Block Bitmap：块的位图，比如有10000+个数据块，那么Block Bitmap就应具有10000+个比特位，比特位
                           和特定的Block是一一对应的，比如该比特位为1，就代表该Block正在被使用
inode Bitmap：inode的位图，功能和Block Bitmap类似
inode Table：inode表，一般而言inode是一个大小为128字节的空间，它里面保存的是对应文件的属性，这
                        个表中就是该块组内，所有文件的inode集合。(inode就是一块空间，存的文件属性)
Data blocks：文件=文件内容+属性，Linux在存储的时候，将内容和属性分开存储，Data blocks保存的都
                        是特定文件的内容，Data blocks就是多个4KB块大小的集合

我们只要把这些信息管理好，那就就能够让一个文件的信息可追溯，可管理，我们将块组分割成上面的内容，并且写入相关的管理数据，每一个块组都这样做，整个分区就被写入了文件系统信息，整个过程就叫做格式化，重装系统的时候，就会让用户分区，格式化，格式化就是在磁盘写入文件系统(进行划分)

虽然磁盘的基本单位是扇区(512字节），但是操作系统(文件系统模块)和磁盘进行IO的基本单位是4KB，就算就想读1字节的数据，一次IO也要取出4KB，所以也称磁盘为块设备

操作系统与磁盘的IO为什么不以512字节为基础单位呢？
①因为512太小，一般要做数据拷贝的时候，都会超过512字节，此时就会导致多次IO，浪费时间，降低效率
②如果磁盘和操作系统使用一样的大小，万一磁盘扇区的基础单位变小，那文件模块与磁盘的一次IO要不要该呢？(修改源码)，所以要对硬件和软件(OS)进行解耦，彼此用彼此的规定

一个文件一般只有一个inode结点(因为用128字节的inode就可以存下文件的属性，一个文件一般有多个blocks，因为blocks存的是文件的内容，只要文件内容大于4K，因为一个block块就是4K，那么就需要多个block来存储。)

那么如何确定哪个block属于哪一个文件呢？
是通过找到inode tables，用inode编号去找到该文件对应的inode属性集合，而在一个inode里，如下所示
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在inode中，保存了对应block的块号，通过响应的映射关系，就能依次找到文件内容，那么此时文件的属性和内容就都拿到了，然后一般是划分了某个区域有固定大小的inode和block，比如在Group Descriptor Table中可以找到，所以使用了哪个inode或者块，就可以更改inode bitmap和block bitmap的对于比特位

①inode与文件的关系

Linux下一切皆文件，目录也是文件，他也有自己的inode和Data Blocks，不过目录的Data Blocks里面存的就是目录下的文件名和对应inode编号的映射关系，文件名和inode编号互为Key值，文件系统既可以用inode编号作为key，也可以用文件名作为key去查找

找到inode编号是要依托于文件系统的，因为在目录的block当中，保存了某一个文件的映射，所以，因为我们找的时候是用文件名来找的vim test/test.cc，然后找到映射到的inode，给操作系统去文件系统当中找到我们对应的文件的inode以及blocks。

②创建文件，系统做的事

创建文件，系统根据文件系统，找到这个目录对应的分区，然后再找到对应的块组，然后确定保存这个文件的块，也就是blocks，然后将inode Bitmap和block Bitmap做已存在修改，将新建文件的属性写进inode，在inode中建立文件的内容也就是data blocks的映射，最后系统返回一个inode编号，然后在目录的block块中，存储该文件的文件名和inode编号的映射。

③删除文件，系统做的事

首先通过目录的blocks找到对应文件名的inode编号，然后系统通过文件系统找到对应分区，块组，然后通过inode编号去inode table中找到inode属性集合，然后去将inode属性集合里面对应的Blocks的Block Bitmap中进行不存在修改(不用去删数据什么的，下一次再使用这个块，直接覆盖即可)，然后inode Bitmap也做不存在修改，然后再从目录的data blocks中将文件名和inode编号映射关系删掉即可。

另外，因为inode和block的大小是固定的，所以有可能看到磁盘某个区域还有空间，但是创建文件失败，就是因为划分给别人的空间没用完

④删除的文件能够恢复吗？

恢复的原理就是再找到原来的那个文件的inode编号(可以在删除日志当中找到)，然后通过inode编号找到分区，块组，将inode Bitmap和Block Bitmap恢复，然后通过inode table找到inode属性，再找到data blocks，就可以恢复了。但是前提是该文件所属的这些块都没有被覆盖，所以当把重要的文件误删了之后，最好的做法就是不要动，交给专业的人来恢复文件