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理解硬件

看看硬件

磁盘物理结构

磁盘的存储结构

i节点表(InodeTable)，Data Block

块位图（BlockBitmap）

inode位图（InodeBitmap）

超级块（SuperBlock）

GDT（GroupDescriptorTable）

inode和datablock映射(弱化)

理解硬件

看看硬件

机械磁盘是计算机中唯⼀的⼀个机械设备。
磁盘---外设。
慢。
容量⼤，价格便宜。

磁盘内部：

服务器：

无需鼠标，键盘，只需要插网卡即可，也就是说主要是通过网络和外界沟通。

机柜：

机房：

磁盘是机械设备，用南北极表示0,1(二进制)。

磁盘物理结构

磁盘的存储结构

讲解：

1.扇区：是磁盘存储数据的基本单位，512字节，块设备。

基本单位意味着，如果OS想修改某个扇区上的数据（哪怕是一个比特位），就必须将这个扇区全部加载到内存中，然后再去修改，最终写回扇区。

2. 3片6面，每面都有一个磁头（它们和传动臂共进退）。

3.那怎么去寻找某一个扇区？

首先先定位磁头，定位到这个扇区在哪个盘面上（也就是找在哪个磁头下），再确定磁头要访问哪一个柱面（也就是磁道）（是传动臂带着磁头定位的），最后确定是在哪块扇区（盘片旋转定位的）。所以说磁头摆动和盘片旋转取决着寻找效率，这就是CHS地址定位。

当然，盘片快速旋转有可能错过！一次读取成功的是企业磁盘（成本更高），多次读取出来是桌面磁盘。

对文件的存储其实就是磁盘中存入一个或多个扇区中。

CHS地址定位

⽂件=内容+属性都是数据，⽆⾮就是占据那⼏个扇区的问题！

扇区是从磁盘读出和写⼊信息的最⼩单位，通常⼤⼩为 512 字节。
磁头（head）数：每个盘⽚⼀般有上下两⾯，分别对应1个磁头，共2个磁头。
磁道（track）数：磁道是从盘⽚外圈往内圈编号0磁道，1磁道...，靠近主轴的同⼼圆⽤于停靠磁头，不存储数据。
柱⾯（cylinder）数：磁道构成柱⾯，数量上等同于磁道个数。
扇区（sector）数：每个磁道都被切分成很多扇形区域，每道的扇区数量相同。
圆盘（platter）数：就是盘⽚的数量。
磁盘容量=磁头数× 磁道(柱⾯)数× 每道扇区数× 每扇区字节数

柱⾯（cylinder），磁头（head），扇区（sector），显然可以定位数据了，这就是数据定位(寻址)⽅式之⼀，CHS寻址⽅式。

理解磁盘逻辑

我们知道磁带可以播放音乐，显然里面的"线条"就存储着数据。

磁带上⾯可以存储数据，我们可以把磁带“拉直”，形成线性结构。

那么磁盘本质上虽然是硬质的，但是逻辑上我们可以把磁盘想象成为卷在⼀起的磁带，那么磁盘的逻辑存储结构我们也可以类似于：

这样每⼀个扇区，就有了⼀个线性地址(其实就是数组下标)，这种地址叫做LBA。

柱⾯是⼀个逻辑上的概念，其实就是每⼀⾯上，相同半径的磁道逻辑上构成柱⾯。所以，磁盘物理上分了很多⾯，但是在我们看来，逻辑上，磁盘整体是由“柱⾯”卷起来的。

所以，磁盘的真实情况是：

某⼀盘⾯的某⼀个磁道展开：

即：⼀维数组。

整个磁盘所有盘⾯的同⼀个磁道，即柱⾯展开：

整盘：

整个磁盘不就是多张⼆维的扇区数组表(三维数组？)

所以，寻址⼀个扇区：先找到哪⼀个柱⾯(Cylinder),在确定柱⾯内哪⼀个磁道(其实就是磁头位置， Head)，在确定扇区（Sector），所以就有了CHS。

我们之前学过C/C++的数组，在我们看来，其实全部都是⼀维数组：

OS只需要使⽤LBA就可以了！！ LBA地址转成CHS地址，CHS如何转换成为LBA地址。谁做啊？？磁盘⾃⼰来做！固件(硬件电路，伺服系统)

CHS&&LBA地址

CHS转成LBA：

磁头数*每磁道扇区数=单个柱⾯的扇区总数
LBA=柱⾯号C*单个柱⾯的扇区总数+磁头号H*每磁道扇区数+扇区号S-1
即：LBA=柱⾯号C*(磁头数*每磁道扇区数)+磁头号H*每磁道扇区数+扇区号S-1
扇区号通常是从1开始的，⽽在LBA中，地址是从0开始的
柱⾯和磁道都是从0开始编号的
总柱⾯，磁道个数，扇区总数等信息，在磁盘内部会⾃动维护，上层开机的时候，会获取到这些参数。

LBA转成CHS：

柱⾯号C=LBA//(磁头数*每磁道扇区数)【就是单个柱⾯的扇区总数】
磁头号H=(LBA%(磁头数*每磁道扇区数))//每磁道扇区数
扇区号S=(LBA%每磁道扇区数)+1
"//": 表⽰除取整

所以：从此往后，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。

引⼊⽂件系统

引⼊"块"概念

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（存数据也是4KB为单位存的），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：

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)

引⼊"分区"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它分区成C,D,E盘。那个C,D,E就是分区。分区从实质上说就是对硬盘的⼀种格式化。但是Linux的设备都是以⽂件形式存在，那是怎么分区的呢？

柱⾯是分区的最⼩单位，我们可以利⽤参考柱⾯号码的⽅式来进⾏分区，其本质就是设置每个区的起始柱⾯和结束柱⾯号码。

引⼊"inode"概念

之前我们说过⽂件 = 数据 + 属性，我们使⽤ls -l 的时候看到的除了看到⽂件名，还能看到⽂件元数据（属性）。

ls-l读取存储在磁盘上的⽂件信息，然后显⽰出来。

其实这个信息除了通过这种⽅式来读取，还有⼀个stat命令能够看到更多信息。

到这我们要思考⼀个问题，⽂件数据都储存在”块”中，那么很显然，我们还必须找到⼀个地⽅储存⽂件的元信息（属性信息），⽐如⽂件的创建者、⽂件的创建⽇期、⽂件的⼤⼩等等。这种储存⽂件元信息的区域就叫做inode，中⽂译名为”索引节点”。

两个问题：

1.我们已经知道硬盘是典型的“块”设备，操作系统读取硬盘数据的时候，读取的基本单位是”块”。“块”⼜是硬盘的每个分区下的结构，难道“块”是随意的在分区上排布的吗？那要怎么找到“块”呢？

2.还有就是上⾯提到的存储⽂件属性的inode，⼜是如何放置的呢？

⽂件系统就是为了组织管理这些的！！

inode在内存中形成，将来会将这个结构体对象直接写入磁盘中（以二进制形式写入）。

一个数据块（4KB）可保存32个inode（1个inode128个字节），文件系统和内存交互时，会将32个inode全部导入内存或磁盘。

ext2 ⽂件系统

宏观认识

我们想要在硬盘上储⽂件，必须先把硬盘格式化为某种格式的⽂件系统，才能存储⽂件。⽂件系统的⽬的就是组织和管理硬盘中的⽂件。

在 Linux 系统中，最常⻅的是ext2系列的⽂件系统。其早期版本为ext2，后来⼜发展出ext3和ext4。 ext3 和ext4虽然对ext2进⾏了增强，但是其核⼼设计并没有发⽣变化，我们仍是以较⽼的ext2作为演⽰对象。

注意：文件系统的载体是分区，而不同分区可能使用多套文件系统。

ext2⽂件系统将整个分区划分成若⼲个同样⼤⼩的块组(BlockGroup)，如下图所⽰。只要能管理⼀个分区就能管理所有分区，也就能管理所有磁盘⽂件。

上图中启动块（BootBlock/Sector）的⼤⼩是确定的，为1KB，由PC标准规定，⽤来存储磁盘分区信息和启动信息，任何⽂件系统都不能修改启动块。启动块之后才是ext2⽂件系统的开始。

ext2⽂件系统会根据分区的⼤⼩划分为数个BlockGroup。⽽每个BlockGroup都有着相同的结构组成。

下面我们来仔细讲解一下。

块组内部构成

i节点表(InodeTable)，Data Block

存放⽂件属性如⽂件⼤⼩，所有者，最近修改时间等
当前分组所有Inode属性的集合
inode编号以分区为单位，整体划分，不可跨分区

数据区：存放⽂件内容，也就是⼀个⼀个的Block。根据不同的⽂件类型有以下⼏种情况：

对于普通⽂件，⽂件的数据存储在数据块中。
对于⽬录，该⽬录下的所有⽂件名和⽬录名存储在所在⽬录的数据块中，除了⽂件名外，ls-l命令看到的其它信息保存在该⽂件的inode中。
Block号按照分区划分，不可跨分区

文件的属性存放在inode Table中，文件内容存放在Data Blocks中，也就是说，linux下，文件属性和内容是分开存储的。

inode和数据块，是跨组编号的，但不跨分区，所以，在同一个分区内部，inode编号，和块号都是唯一的。

块位图（BlockBitmap）

BlockBitmap中记录着DataBlock中哪个数据块已经被占⽤，哪个数据块没有被占⽤

当拷贝几个G的文件时，需要很久，但是删除1s就删除完了，为什么？？？

拷贝时，需要真实地往Data Blocks中写入，而删除时，只需要将对应块位图的比特位清0即可！

inode位图（InodeBitmap）

每个bit表⽰⼀个inode是否空闲可⽤。

超级块（SuperBlock）

存放⽂件系统本⾝的结构信息，描述整个分区的⽂件系统信息。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。SuperBlock的信息被破坏，可以说整个⽂件系统结构就被破坏了。

超级块在每个块组的开头都有⼀份拷⻉（第⼀个块组必须有，后⾯的块组可以没有）。为了保证⽂件系统在磁盘部分扇区出现物理问题的情况下还能正常⼯作，就必须保证⽂件系统的superblock信息在这种情况下也能正常访问。所以⼀个⽂件系统的superblock会在多个blockgroup中进⾏备份，这些superblock区域的数据保持⼀致。

超级块表示一个分区的整体情况！并不是所有组都有super Block，只有个别组有，其实它作用还有备份作用。

GDT（GroupDescriptorTable）

块组描述符表，描述块组属性信息，整个分区分成多个块组就对应有多少个块组描述符。每个块组描述符存储⼀个块组的描述信息，如在这个块组中从哪⾥开始是inodeTable，从哪⾥开始是Data Blocks，空闲的inode和数据块还有多少个等等。块组描述符在每个块组的开头都有⼀份拷⻉。

它表示这一组宏观整体表述情况。

问题：在一个分区内部，OS是怎么管理分区的？

先描述，在组织。

OS需要把分区的super Block（它是分区整体描述信息）拷贝到内存中，然后用链表将一个个super Block管理起来，而当我们需要删除某个文件时，一定是将Block Bitmap和inode Bitmap加载到内存中去，然后清空对应文件的比特位，再刷新到磁盘中。

inode和datablock映射(弱化)

inode内部属性存在一个索引表，是⽤来进⾏inode和block映射的。
这样⽂件=内容+属性，就都能找到了。

因为inode大小是固定的，所以需要层层索引，以确保inode大小不足。

请解释：知道inode号的情况下，在指定分区，请解释：对⽂件进⾏增、删、查、改是在做什么？

分区之后的格式化操作，就是对分区进⾏分组，在每个分组中写⼊SB、GDT、Block Bitmap、InodeBitmap等管理信息，这些管理信息统称:⽂件系统

只要知道⽂件的inode号，就能在指定分区中确定是哪⼀个分组，进⽽在哪⼀个分组确定是哪⼀个inode

拿到inode⽂件属性和内容就全部都有了

⽬录与⽂件名

问题：

我们访问⽂件，都是⽤的⽂件名，没⽤过inode号啊？⽬录是⽂件吗？如何理解？

⽬录也是⽂件，但是磁盘上没有⽬录的概念，只有⽂件属性+⽂件内容的概念，⽬录的属性不⽤多说，内容保存的是：⽂件名和Inode号的映射关系。

访问⽂件，必须打开当前⽬录，根据⽂件名，获得对应的inode号，然后进⾏⽂件访问。

访问⽂件必须要知道当前⼯作⽬录，本质是必须能打开当前⼯作⽬录⽂件，查看⽬录⽂件的内容。

都要从根⽬录开始，依次打开每⼀个⽬录，根据⽬录名，依次访问每个⽬录下指定的⽬录，直到访问到你需要访问的文件。这个过程叫做Linux路径解析。

问题1：Linux磁盘中，存在真正的⽬录吗？

答案：不存在，只有⽂件。只保存⽂件属性+⽂件内容

问题2：访问任何⽂件，都要从/⽬录开始进⾏路径解析？

答案：原则上是，但是这样太慢，所以Linux会缓存历史路径结构

问题3：Linux⽬录的概念，怎么产⽣的？

答案：打开的⽂件是⽬录的话，由OS⾃⼰在内存中进⾏路径维护

Linux中，在内核中维护树状路径结构的内核结构体叫做：struct dentry

注意：

每个⽂件其实都要有对应的dentry结构，包括普通⽂件。这样所有被打开的⽂件，就可以在内存中形成整个树形结构
整个树形节点也同时会⾪属于LRU(LeastRecentlyUsed，最近最少使⽤)结构中，进⾏节点淘汰
整个树形节点也同时会⾪属于Hash，⽅便快速查找
更重要的是，这个树形结构，整体构成了Linux的路径缓存结构，打开访问任何⽂件，都在先在这棵树下根据路径进⾏查找，找到就返回属性inode和内容，没找到就从磁盘加载路径，添加dentry 结构，缓存新路径

软硬连接

硬链接

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。

它是同一文件的多个入口，它并不是独立的文件（因为它没有独立的inode），它是一个新的文件名和目标文件inode number的映射关系，它决定了它和拷贝文件不一样，它们甚至会同步更新，而且它们不像拷贝文件那样消耗内存，所有硬链接共享相同的磁盘数据块，适合需要多个路径访问同一文件但不想占用额外空间的场景。