「前言」本文内容大致是文件系统和软硬连接。

八、文件系统

前面的内容谈论的都是一个被打开文件，那没有被打开的文件呢？接下来就要谈论。

磁盘上有大量没有被打开的文件，也需要操作系统进行静态管理，方便我们随时打开。未打开的文件就被文件系统进行管理。

8.1 磁盘

学习文件系统之前要简单了解一下磁盘，这样方便理解文件系统。

8.1.1 磁盘的物理结构

磁盘是一种永久性存储介质，在计算机中，磁盘是唯一的机械设备，与磁盘相对应的就是内存，内存是掉电易失存储介质。  在企业中，磁盘依旧是储存的主流 

每个磁盘片有两面，两个盘面都可以用于储存数据，存储的数据都是二进制的，每一个盘面都有一个磁头，并且磁头与盘面是没有接触的，如上图的左图

8.1.2 磁盘的存储结构

如上图的中间图片和右边图片 

  • 磁道（Tracker）：磁盘表面被分为许多同心圆，每个同心圆称为一个磁道，每个磁道都有自己的编号
  • 柱面（Cylinder）：多个磁盘的同一个磁道重叠起来叫做磁柱
  • 磁面（Head）：一个盘面，每个盘面都有自己的编号
  • 扇区（Sector）：磁道的一个扇形区，每个扇区都有自己的编号
  • 磁头数 == 盘面数，并且磁头是共进退
  • 磁道等价于柱面，所以：磁头，柱面，扇区 == 磁头，磁道，扇区

磁盘的基本读写单位是扇区，扇区大小一般是 512字节（512byte）

每个盘片被分为若干个同心圆，每一个同心圆就是一个磁道，而每个磁道被划分为若干个扇区，每个扇区的大小都是 512字节

如何定位一个扇区（如何找到指定的扇区）？

  • 首先找到属于这个扇区的磁道（柱面）
  • 再找到这个扇区的盘面，然后在磁道（柱面）上进行定位这个扇区

注：机械硬盘的寻址的工作方式：磁头不断摆动（定位磁道和盘面），盘片不断旋转（定位到特定的扇区）（ 磁道— 盘面 — 扇区） 

通过 柱面Cylinder —— 磁头Head —— 扇区Sector 进行寻址，这种寻址方法为 CHS寻址

8.1.3 磁盘的逻辑结构

把磁盘类比磁带，可以把磁盘盘片想象成线性结构，当磁带被卷起来时，其就像磁盘一样是圆形的，但当我们把磁带拉直后，其就是线性的，磁盘也可以这样进行类比

把一个磁道“拉直”了，其就变成了一条直线，依此类推，可以把每一个盘面上的每一条磁道都“拉直”相连

我们就可以从逻辑上把磁盘看成一个数组 sector_arr[n]，以一个扇区大小为数组一个元素的大小。所以对磁盘数据的修改，就可以抽象成对数组的增删查改

  •  认为磁盘是线性结构，所以要访问某一个扇区，就是直接定位数组的下标，这种寻址方式称为LBA寻址（logic block address）

  • 操作系统内部使用的是LAB寻址，LAB方式寻址和CHS方式寻址可以相互转化

为什么 OS 要对磁盘逻辑抽象使用 LAB寻址，为什么不使用 CHS寻址？

  1. 为了便于管理磁盘
  2. 不想让 OS 的代码和硬件强耦合
  • 虽然磁盘的访问基本单位是 512字节，但是依旧很小、OS 内的文件文件系统定制的多个扇区的读取：1KB，2KB，4KB为基本单位，Linux 一般采用 4KB 作为基本单位，4KB 也就是8个扇区
  • 哪怕是只读取、只修改 1字节，也必须将 4KB 加载到内存，进行读取或修改

为什么采用 4KB 作为 IO 的基本单位？

  • 局部性原理，再加上内存也是被划分为 4KB 大小的空间为基本单位，对应磁盘也划分4KB为基本单位，可以提高 IO 效率 

8.2 inode

磁盘空间很大，管理成本高，磁盘采用分治思想，比如管理我们的国家，一个国家分成许多个省份，省再分成许多个市，市又分成许多个区...，这就是分而治之的思想，这也是我们的电脑为什么有 C/D/F...盘了

计算机为了更好的管理磁盘，会对磁盘进行分区。而对于每一个分区来说，分区的头部会包括一个启动块(Boot Block)，对于该分区的其余区域文件系统将其划分为一个个的块组(Block Group)

比如，磁盘有500GB，分到合适就不再进行分区了

注意：启动块的大小是确定的，而块组的大小是由格式化的时候确定的，并且不可以更改，每个分区的大小由 OS 决定

每个组块都有着相同的组成结构，每个组块都由超级块(Super Block)、块组描述符表(Group Descriptor Table)、块位图(Block Bitmap)、inode位图(inode Bitmap)、inode表(inode Table)以及数据表(Data Block)组成

  • Block Group：文件系统会根据分区的大小划分为数个Block Group，而每个Block Group都有着相同的结构组成
  • 超级块（Super Block）：存放整个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
  • GDT（Group Descriptor Table）：块组描述表，描述块组属性信息
  • 块位图（Block Bitmap）：Block Bitmap 中记录着 Data Block 中哪个数据块已经被占用，哪个数据块没有被占用
  • inode位图（inode Bitmap）：每个 bit 表示一个 inode 是否空闲可用
  • i节点表（inode Table）：存放文件属性，如文件大小，所有者，最近修改时间，每个文件的 inode等
  • 数据区（Data Blocks）：存放文件内容

注意： 

  • 超级块（Super Block）是每个分组都有一个，假设这个组的超级块出异常了，被操作系统检测到了，OS 就会把其他组的超级块拷贝到出异常的超级块，这个异常的分组就可以正常工作了，因为每一个分组都有一个相同的超级块
  • 磁盘的格式化本质上就是重新写入文件系统，比如 Windows 下的磁盘分区 C/D/E...盘，假设对E盘格式化就是对该分区重新写入文件系统

在前面说过，文件 = 内容 + 属性

在 Linux 下，文件的内容和属性是分开存储的，文件属性里面有一个重要的东西：inode，inode是固定大小的，一般是 128字节，也有 256字节的。Linux 下的inode一般是 128字节，每一个文件都有一个inode。

  • inode几乎包含了文件的所有的属性，文件名除外，文件名并不在inode中存储

  • 文件的内容在数据区（Data Blocks）存储

  • inode为了区分彼此，所以每一个inode都有一个ID

查看文件的 inode 

//显示文件的inode
ls -i

  • i节点表（inode Table）保存了分组内部所有可用的 inode（包括已经使用 + 未使用的） ，inode Table在分组的时候已经固定了大小

  • 数据区（Data Blocks）保存的是分组内部所有文件是数据块，以 4KB为单位储存

  • inode位图（inode Bitmap）中记录的是每个 bit 表示一个 inode 是否空闲可用，位图中的比特位的位置和当前文件对应的inode的位置是一一对应的
  • 块位图（Block Bitmap）中记录着 Data Block 中哪个数据块已经被占用，哪个数据块没有被占用，位图中的比特位的位置和当前 data block对应的数据块位置也是一一对应的
  • GDT（Group Descriptor Table）是块组描述表，对应分组的宏观属性

查找一个文件是统一使用inode编号进行查找的

如何理解创建一个文件？

  1. 通过inode位图结构，找到一个空闲的inode
  2. 在inode Table当中找到对应的inode，并将文件的属性信息填充进 inode中
  3. 将该文件的文件名和inode添加到目录文件的数据块中

如何理解对文件写入信息？

  1. 通过文件的 inode 编号找到对应的inode所在的位置
  2. 通过inode找到存储该文件内容的数据块，并将数据写入数据块
  3. 若不存在数据块或申请的数据块已被写满，则通过 Block Bitmap 找到一个空闲的块，并在数据区当中找到对应的空闲块，再将数据写入数据块，最后还需要建立数据块和inode的对应关系

注：一个文件的数据块是通过一个数组维护的，这个数组大小一般是15，前12个数据块用于存储文件的内容，剩余的三个元素分别是一级索引、二级索引和三级索引，后三个元素并不存储文件的内容。当该文件使用数据块的个数超过12个时，会使用这三个索引进行数据块扩充，不用担心数据块不够使用

如何理解目录？ 

  1. 一个目录下，文件名是没有重复，并且一个文件肯定是在一个特定的目录下
  2. 并且一个目录也算一个文件，也有自己的inode（存的是目录的大小、权限、链接数、拥有者、所属组等）
  3. 目录也有自己的内容，目录的数据块中存储的就是该目录下的 文件名 以及对应文件的inode，所以到这里我们也就知道了文件名存在哪里

如何理解删除一个文件？

  1. 在目录的 data block，用户提供的文件名，以文件名作为找到对应的 inode，在inode Bitmap中把对应的比特位置中由1置0
  2. 然后再把Block Bitmap中把文件对应的数据块把它由1置0
  3. 最后在目录的data block中，删除inode和文件名的映射关系
  4. 所以，删除文件并不是真的把文件彻底删除了，也就是说被删除的文件在特定的条件下可以被恢复

为什么拷贝文件的时候很慢，而删除文件的时候很快？ 

  1. 因为拷贝文件需要先创建文件，然后再对该文件进行写入操作
  2. 该过程需要先申请inode并填入文件的属性信息，之后还需要再申请数据块，最后才能进行文件内容的数据拷贝
  3. 而删除文件就是上面所说的
  4. 因此拷贝文件是很慢的，而删除文件是很快

九、软硬链接

9.1 软链接

什么是软链接？

  1. 软链接又叫做符号链接，软链接文件相对于原文件来说是一个独立的文件，该文件有自己的inode编号，但是该文件只包含了原文件的路径名，所以软链接文件的大小要比源文件小得多
  2. 软链接就类似于Windows操作系统当中的快捷方式

创建一个文件的软连接：

 ln -s 文件名 软链接文件名

 比如：

图中可以看出软链接文件的 inode号与原文件的inode是不同的，并且软链接文件的大小比源文件的大小要小得多

从图中看出，软链接文件只是其原文件的一个标记，当删除了原文件后，软链接文件不能独立存在，虽然仍保留文件名，但却不能执行原文件该有的功能了

这个数字就是文件的硬链接数，给文件创建软连接后原文件的链接数没有发生变化

9.2 硬链接

硬链接的概念：

  • 硬链接文件就是原文件的一个别名，一个文件有几个文件名，该文件的硬链接数就是几，并且inode编号与原文件一致

创建硬链接

ln 原文件名 硬链接文件名

 比如：

从图中我们可以看到，硬链接文件的 inode 与原文件的inode是相同的，并且硬链接文件的大小与源文件的大小也是相同的

特别注意的是，当创建了一个硬链接文件后，该硬链接文件和原文件的硬链接数都变成了2

与软连接不同的是，当硬链接的原文件被删除后，硬链接文件仍能正常执行，只是文件的硬链接数减少了一个，因为此时该文件的文件名少了一个

软硬链接的区别

  1. 软链接是一个独立的文件，有独立的inode，而硬链接没有独立的 inode
  2. 软链接相当于快捷方式，硬链接本质没有创建文件，只是建立了一个文件名和已有的inode的映射关系，并写入当前目录

9.3 当前路径(.)和上级路径(..) 

创建一个普通文件，该普通文件的硬链接数是1，因为此时该文件只有一个文件名。那为什么我们创建一个目录后，该目录的硬链接数是2 ??

因为每个目录创建后，该目录下默认会有两个隐含文件 .和 ..，它们分别代表当前目录和上级目录，因此这里创建的目录有两个名字，一个是 dir 另一个就是该目录下的 .，并且也可以看到 dir 和该目录下的.的inode号是一样的 

十、文件的三个时间

在Linux当中，可以使用命令 stat 来查看对应文件的信息

stat 文件名

 这其中包含了文件的三个时间信息（AMC）：

  • Access：文件最后被访问的时间
  • Modify：文件内容最后的修改时间
  • Change：文件属性最后的修改时间

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「 作者 」 枫叶先生
「 更新 」 2023.1.25
「 声明 」 余之才疏学浅，故所撰文疏漏难免，
          或有谬误或不准确之处，敬请读者批评指正。