Linux文件系统理解2

一、理解磁盘

当一个文件被打开时，他会加载到内存进行相应操作，而未被打开的文件则一直存放在磁盘（或者是固态硬盘，但是本篇文章是依据磁盘来讲的）上

1. 磁盘物理结构

可以看到，磁盘有许多盘片，一个盘片有上下两个盘面，每一个盘面都需要有一个磁头去读写数据

每个盘面可以分割成许多的同心圆，这个同心圆称为磁道，盘片都是上下堆叠的，因此一个磁道在上，下或者上和下都存在其他盘面的磁道，这些相对位置相同的磁道组成柱面

一个磁道又可以分割为许多扇区（一个弧面），扇区是磁盘读写的基本单位

磁盘在工作时，盘片高速旋转，磁头左右摆动，这样就可以找到盘面上的任意位置了

2. 磁盘如何找到一个指定的扇区

磁盘的基本单位是扇区，如果给扇区从0开始按顺序编号，那么就可以抽象成一个数组，扇区号就是下标，访问某个扇区给定下标后，磁盘根据下标（扇区号）去寻找存储区域

首先找到对应的磁头（Header），在找到对应的磁道（柱面，Cylinder），在找到对应的扇区（Sector），这三步也称作CHS 定址法。

如果知道盘面数量，磁道数量，扇区数量，就可以通过扇区号找到指定扇区

举例：

假设一个磁盘有8个盘面，一个盘面有10个磁道，一个磁道被分为8个扇区，即一个盘面80个扇区。要找到扇区号为346的扇区

磁头号 H = 346 / 80 = 4

磁道号 C = （346 % 80）/ 8 = 26 / 8 = 3

磁道内扇区号 S = （346 % 8）% 8 = 2

即找到4号磁头3号磁道2号扇区就为扇区号为346的扇区

二、操作系统管理磁盘

我们下文都以Linux操作系统下的ext2文件系统进行说明

1. 管理核心理念

一般来说，操作系统和磁盘交互的时候，最基本的单位是4KB，也称作数据块，假设一个磁盘的一个扇区大小为512字节，那么一个数据块就是8个扇区，

操作系统读取数据时，首先确定数据所在的块地址（逻辑块地址，LBA），根据块号计算出扇区号，交由磁盘，磁盘根据CHS定址法找到指定扇区，接着连续读取8个扇区交给操作系统，操作系统在根据数据的扇区号计算出块内地址，进行操作

对于操作系统而言，管理磁盘时可以将磁盘看成以数据快为基本元素的数组，但是一个磁盘可能很大，管理起来可能很困难，因此可以将磁盘划分成更小的分区，将管理一个分区的方法用于管理其他分区，就可以对磁盘进行整体管理。Windows操作系统中的c盘，d盘就是对磁盘（或者是固态硬盘）的分区。

分区后对一个分区可以继续进行分组，管理每一个小分组就可以管理好每个分区，

这种管理方式采用了分治的思想

2. 文件分组框架

Linux文件系统特点：文件内容和文件属性（也是数据）分开存储

Linux中文件的属性是一个大小固定的集合体，大小为128字节，一个文件对应一个struct inode

struct inode
{
 int size;
 mode_t mode;
 int creater;
 int time;
 //……
 int inode_number;
 int datablocks[N];//记录该文件的文件内容所占的数据块块号，ext2下N一般为15
 //……

} //inode 内部不包含文件名，我们通过inode number表示文件

分区分组示意图：

Data blocks：数据区，存放文件内容，其内部都是数据大小为4kb的数据块（与磁盘交互的单位），该数据块里只存储文件的内容，每个块都有自己的块号

Block bitmap： 块位图，记录着data Block中那个数据快已经被占用，那个数据快没有被占用。该位图中比特位的位置表示块号，比特位的内容表示该块是否被占用

Inode Table ： inode表，存放文件属性结构体的数据块集合（struct inode），如文件大小，所有者，最近修改时间等

Inode Bitmap ：（inode位图）记录inode table中那个已经被占用

GDT，Group Descriptor Table：快组描述符，描述块组属性信息

Super Block，超级块：存放文件系统本身的结构信息，记录的整个分区的信息，记录的主要信息有：block和inode的总量和未使用的block和inode的数量，一个block和inode的大小，最近一次挂载时间，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，超级块不是每个分组里都有，而是在某几个分组中存在，这样设计的主要意义是为了让文件系统更稳定。超级块在一个分区只保存一份的话，一旦受到破坏，那么该分区将被破坏，但是也不是每个分组中都保存一份，太浪费空间，综合考虑，只在部分分组中保存，其中一个意外损坏可以用其他的来拷贝恢复，提高稳定性

3. 文件管理流程

在使用文件系统时，在每个分区内部分组，然后写入文件系统的管理数据（上面的各种数据块），该过程就是格式化，即在磁盘中写入文件系统

我们在找到一个文件时，首先要得到该文件的inode number，该编号是以分区为单位分配的，不是以分组为单位分配，一个分区内的所有inode number都不能重复，是唯一的，inode number不能夸分区访问

Super Block 和 Group Descriptor Table中会存储分组的inode number范围，

得到一个inode number后去判断范围找到所在分组，减去该分组的起始inode 范围后得到在该组内的序号，在用该序号去查inode bitmap检查是否合法

Data Block同inode number相同，也是以分区为单位分配，一般情况下优先使用分组内的数据块，不跨组，若一个文件的大小大于该分组剩余的空间，则可以进行跨组，但是非常不建议这样，会影响效率和内存的连续性

inode中的datablocks表中，前12个直接寻址（存放的块号，类似于一级指针直接寻找），剩余3个中的前两个间接寻址（存放的块号，该块号对应的块内存放的不是数据，而是更多的块号，第二次找到的块号内存放的是数据，类似于2级指针），最后一个块号是2次的间接寻址（类似于3级指针）

这样可以找到文件的属性和数据，就可以进行文件的操作，具体操作流程如下：

新建文件

1. 从 Superblock 中获取最近一次分配的编号，确定下一个待分配的编号。
2. 根据此 inode number 找到其所属的分组。
3. 将该分组中的 inode Bitmap 中对应此 inode number 的 bit 位置为 1。
4. 在该分组的 inode table 中找到对应此 inode number 的条目，填入相应数据进行初始化。
5. （如需写入数据） 遍历该分组的 block bitmap 找到空闲的数据块，写入数据，并将其编号填入该 inode 的 datablocks 中，同时将 block bitmap 中对应 bit 位置为 1。

删除文件

1. 根据 inode number 找到其所属的分组。
2. 将该分组中的 inode Bitmap 中对应此 inode number 的 bit 位置为 0。
3. 将该分组中的 inode table 中对应此 inode number 的 inode 内的 datablocks 数组中记录的所有数据块编号取出。
4. 将这些数据块编号在该分组的 block bitmap 中对应的 bit 位全部置为 0。

查找文件

1. 根据给定的 inode number 找到其所属的分组。
2. 在该分组的 inode Bitmap 中查看对应此 inode number 的 bit 位，检查是否合法（为1）。
3. 在该分组的 inode table 中找到对应此 inode number 的 inode 条目，读取文件属性。
4. 查看该 inode 条目中对应的 datablocks 数组，根据其中记录的数据块编号找到对应的数据块，读取文件内容。

修改文件

1. 根据目标文件的 inode number 找到其所属的分组。

2. 在该分组的 inode Bitmap 中查看对应此 inode number 的 bit 位，检查是否合法（为1）。

3. 修改文件属性：

   ​ 在该分组的 inode table 中找到对应此 inode number 的 inode 条目。

   ​ 直接修改该 inode 条目中需要更新的部分数据（文件属性）。

4. 修改文件数据：

   ​ 将新数据直接覆盖写入到由该 inode 的 datablocks 数组指向的原有数据块中（即相同处理方式）。

4. 理解文件名与inode

目录本质上也是一个文件，他也有自己的属性和内容

目录的属性和内容

1. 他的属性与普通文件的属性一样，也有自己的权限，所属组，文件名，修改时间等

2. 他的内容存放的是文件名与inode编号的映射，在一个目录下创建的文件，其文件名由该目录保存

结论

1. 一个目录下不能建立同名文件

2. 目录的r权限，本质是允许我们查看文件内容，即文件名和inode 编号的映射关系，去掉之后无法查看有哪些文件 目录的w权限，本质是允许我们修改文件内容，我们新建文件时最有一定需要在当前所 处目录内容中写入文件名和inode编号的映射关系，没有w权限则不能创建

3. 对文件进行操作时我们使用文件名，操作系统使用inode number，文件名和inode编号由目录维护

4. 我们要根据路径找到一个文件，则必须找到该文件所在目录，该目录也是文件，则必须找到该目录所在目录，以此类推，最终找到系统开机时就确定位置的根目录，在往回找知道找到文件，该过程是逆向的路径解析，由操作系统完成，并且会对常用的路径进行缓存（记录文件名和inodenumber），这样可以快速访问到常用的文件。

实际上，缓存常用路径时，操作系统内核会提供一个struct dentry{……};该数据结构会记录文件的路径解析信息，一个文件一个dentry，可以高效的进行通过路径访问文件，找到其对应的inode number

三、分区挂载

在访问文件时，用inode去访问文件的前提是知道所在分区，在linux中存在默认分区和其他分区。我们也可以自己创建分区。

创建分区流程：

1. 创建或识别分区：

   ​ 在存储设备（如硬盘）上创建分区（或识别现有的默认分区、其他分区）。

2. 写入文件系统（格式化）：

   ​ 在目标分区上写入文件系统（进行格式化），创建 Superblock、块组、inode Bitmap、inode Table、Block Bitmap 等结构。

3. 挂载到目录：

   ​ 将包含文件系统的分区挂载到操作系统目录树中的某个指定目录下（该目录称为挂载点）。

4. 访问文件：

   ​ 进入该挂载点目录或其子目录。

   ​ 所有在该目录及其子目录下进行的文件操作（新建、删除、查找、修改），都将在该挂载点对应的分区（文件系统）中进行。

所以说目录也可以确定分区。文件操作时使用的路径（目录）隐式地确定了操作发生在哪个分区（文件系统）。路径解析过程中遇到的第一个挂载点，其指向的分区即为后续路径操作的目标分区。