Linux中的文件系统和软硬连接

磁盘的访问方式

1. CHS（柱面，磁头，扇区） 法（磁盘硬件查找）：

1. 确定柱面（C）
   磁头臂移动到对应的柱面位置。例如，柱面号为 5，则磁头移动到第 5 个磁道组
2. 选择磁头（H）
   激活对应的磁头（即选择具体的盘面）。例如，磁头号为 0 表示第一个盘面
3. 定位扇区（S）
   等待磁盘旋转，直到目标扇区转到磁头下方。例如，扇区号为 3 表示读取当前磁道的第 3 个扇区

操作系统拿到 CHS 地址之后，会将其转换成 LBA 地址，一般而言，操作系统和硬盘交互时，基本单位为 4KB，也就是 8 个连续的扇区，作为一个块，后续操作系统只需要提供块号，然后磁盘自动向后数 8 个就可以访问到一整个块了，如：提供的块号为 2，通过 2*8 得到第一个这个块的第一个扇区为 16，然后自动向后数 8 个这个就是整个块了

1. LBA 法（操作系统抽象后）：LBA=(C×Hmax+H)×Smax+(S−1)

• Hmax：每个柱面的最大磁头数
• SmaxSmax：每个磁道的最大扇区数
• 扇区号 S 需减 1（因 LBA 从 0 开始，而 CHS 扇区从 1 开始）

对磁盘的管理就变成了对 LBA 地址的管理，然后通过将硬盘整个硬盘分成很多个分区进行更好的管理

文件系统是系统底层对文件进行管理的

常见文件系统：ext4 exfat fat32

VFS 虚拟文件系统是文件系统的抽象层，隐藏了底层文件系统的实现，用于对外提供接口用于文件管理，在操作系统中通常以一个内核软件层的形式存在，它位于操作系统内核和底层文件系统之间

磁盘文件系统

在硬盘中会存在多个分区，这些分区内部又被分成了多个组，每个分组内部都会有超级块、分区描述符、块位图、inode 表、inode 位图、数据块

在每个分区的内部分组，然后写入文件系统的管理数据的过程叫做格式化

bootblock

磁盘中用于引导操作系统加载和启动最小指令集或代码，同时也可能包含了磁盘分区表和磁盘状态信息

在 MBR 中，通常只有一个 Boot Block 位于整个磁盘的开始部分，而不是每个分区都有，而在 GPT 中，每个分区都有类似于 boot block 这样用于引导分区内容的分区引导记录（PBR），但 PBR 和传统的 boot block 有一定区别

超级块

超级块是存储对应整个分区的文件系统相关情况，它包含了文件系统的全局信息，记录的信息主要有：block 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。并不是所有块组都有超级块，由于超级块是全局性的，因此可以不用每个分区都设置超级块，通常为了确保数据的可靠性，会在文件系统的多个位置进行备份。Super Block的信息被破坏，可以说整个文件系统结构就被破坏了，整个分区就挂掉了

数据块

用于存放文件数据，文件的数据被打散分布在磁盘上，类似一个数组，数组里面可以直接存放数据，也可以存放指向下一个数组的指针，用来间接存储文件

GDT 块组描述符

描述的是一整个块组的具体属性，如块组起始位置、大小、包含的块数等，块组描述符还描述了块组内部的布局，包括inode表、数据块和空闲块的分布

块位图

用于记录数据块中哪些被占用，哪些没有

在申请空间时，文件系统先对位图进行检查，若有剩余空间，则将这些空间标记为已分配，一旦位图更新，文件系统将会实际将这些空间分配，最后文件系统把这些文件的头指针返回给请求者

inode 位图

记录 inode 中哪些被占用，哪些没有

分配 inode 位图的过程：

• 扫描inode位图，查找一个空闲的位（即值为0的位）
• 将找到的空闲位标记为已使用（即将该位设置为1）
• 将新文件的元数据信息写入对应的inode中
• 文件删除时先将元数据和 inode 位图的关联断开，然后将 inode 的相应位置标记为空闲

inode 表

用于存放文件的属性，如所有者，文件大小，修改时间等，inode 中不仅保存着文件的属性，还有一个 datablock 数组，数组中保存着文件占据了哪些块，数据块中也不仅仅只是数据，还有可能是指向实际数据位置的指针，或者指针的指针等，通过建立多级指针来间接映射来管理更大的空间，从而可以建立更大的文件。但是这种方式降低了磁盘的寻址效率

inode 内部并没有文件名，在内核层面，每个文件都有一个 inode number，通过这个来标识文件，可以通过 ls -i 命令来查看文件的 inode 号

inode 编号是以分区为单位的，而不是以分组为单位的，因为 inode 在分区内部不能重复，但是在另一个分区内可能会有与该分区重复的 inode，因此inode 不能跨分区访问

有多少文件就有多少个 inode，通常在 Linux 中 inode 大小为 128 字节或 256 字节

inode 表中有许多 inode 块，一个块大小通常为 4kb，一个块中有 4*1024/128=32 个 inode

查找文件 inode 的过程

当用户或程序请求访问一个文件时，文件系统会首先查找该文件所在的目录

目录本身也是一个文件，它包含了文件名和对应inode编号的映射关系（称为目录项）

文件系统会读取包含目标文件名的目录项，一旦找到与文件名匹配的目录项，文件系统就可以从中提取出inode编号

有了inode编号后，文件系统会使用这个编号和inode表的大小来计算inode在inode表中的位置

因此，当目录的 R 权限被取消后，由于无法读取到目录的文件属性和内容，也就无法获得对应的 inode，因此也就无法进行访问，当目录的 W 权限被取消后，由于无法向目录写入文件名和 inode 的映射关系，也就无法创建文件了

通过 inode 查找文件的过程

每一个分组都会有对应的 inode 范围，查找文件时，首先确定在哪个分区，然后通过 inode 的编号来确定文件是在哪个分组中的，再通过分组内的 inode 表找到具体的 inode，这样就找到了文件

目录

目录也是一个文件，也有自己的文件属性和文件内容，因此也会有 inode，目录的文件内容为文件名和 inode 编号的映射关系，目录本质上是一个存储文件名与文件元数据（如存储位置、大小、权限等）映射关系的数据库，inode 和文件名互为键值，彼此间能够找到对方，如果出现同名文件，就会导致两条相同的键（文件名）对应不同的值（inode 号）

可以通过目录来知道在哪个分区下的原因

当完成分区并且创建好文件系统后，此时由于并没有将其挂载到任何目录，因此操作系统无法访问，所以需要将其挂载到某一个目录中，此时访问该目录也就是在访问该分区了

进程的获得完整的文件路径是通过 CWD 获取的，CWD 存放在 task_struct 中

创建一个新文件的过程

1. 存储属性
   内核先找到一个空闲的i节点（这里是263466）。内核把文件信息记录到其中
2. 存储数据
   该文件需要存储在三个磁盘块，内核找到了三个空闲块：300,500，800。将内核缓冲区的第一块数据
   复制到300，下一块复制到500，以此类推
3. 记录分配情况
   文件内容按顺序300,500,800存放。内核在inode上的磁盘分布区记录了上述块列表
4. 添加文件名到目录

当通过文件名访问文件时，系统先通过目录找到对应的 inode 号，再通过 inode 读取文件数据，如果存在同名文件，就会出现不确定到达访问哪个文件的 inode 的情况

删除文件的过程

通过文件名找到对应的 inode，然后找到 inode 在 inode bitmap 中的位置，将这个位置标记为空，然后遍历 inode table 中的映射关系，在 块位图中依次标记为空，这样就将一个文件删除了

软、硬链接

软链接

相当于生成一个快捷方式，是一个独立的文件，因为有自己独立的 inode，文件里面包含着目标文件所对应的路径字符串，软链接被删除后不会影响目标文件，但是删除目标文件后软链接就会失效

硬链接

就是一个文件名和 inode 的映射关系，建立硬链接，就是在指定目录下，添加一个新的文件名和 inode number 的映射关系

硬链接没有自己独立的 inode，用的 inode 是目标文件的

硬链接就是两个文件共享同一个数据块，可以认为是同一个文件的不同副本，但这些副本共享同一个空间，只要还存在一个硬链接的文件，文件内容就不会丢失

由于硬链接的两个文件共享一个 inode，因此当修改任意一个文件的权限时，其他文件也会跟着被修改

硬连接数：

有多少文件名字符通过 inode 指向目标文件，硬连接数就是多少

硬链接的作用：

• 硬链接可以构建 Linux 的相对文件结构，从而能够使用.和..来进行路径定位
• 通过硬链接来备份文件

当前目录中即使没有文件，但也会有一个 . 和 .. ，其中 . 代表当前目录，使用的 inode 和当前目录相同，因此目录会有两个硬链接数，当在该目录中创建一个新的目录时，新创建的目录中 .. 会指向上一个目录的 inode，因此上一个目录的 inode 还会增加 1，变为 3

任何目录刚新建的时候引用计数一定是 2，因此一个目录内的目录数量引用计数-2

Linux 中不允许给目录建立硬链接，防止形成路径环绕

一般用硬链接来进行文件备份，节省空间

打开的文件和内核、内存有关，没有被打开的文件和硬盘、文件系统有关，当要修改文件时，首先会找到 inode，然后将 inode 和 task_struct 关联起来，然后获取文件的块号，从指定的分区分组中拿到数据块，将其加载到文件的内核缓冲区中，这样通过内核的方式将文件拷贝到用户缓冲区要修改文件时，将写入的数据写入语言的缓冲区，然后通过文件描述符将内容写入文件的内核缓冲区，最终将修改的内容写回 inode，如果内容少了，则释放空间，否则申请空间

文本写入和二进制写入：

• 文本写入：会把数据转换为文本字符串，并且按照特定的字符编码（像 UTF8、ASCII）来存储，语言通过将输入的数据转换成字符，存放在语言的缓冲区中，最后打印出来
• 二进制写入：直接存储数据的原始字节，不会进行编码转换