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Linux---文件系统

news 2025/9/23 11:03:40

一、文件系统的注意事项

①文件=内容+属性

②被打开的文件再内存中

③没有被打开的文件在磁盘中

④如何找到磁盘中的文件：目录

⑤文件系统的工作：帮助我们找到磁盘上的文件

二、磁盘

1.基础

①机械磁盘是计算机中唯一的一个机械设备

②磁盘是一种外设，和键盘显示器没区别

③离CPU远，运行速度曼

④容量大，价格便宜

2.物理结构

3.存储结构

扇区：磁盘存储数据的基本单位，一片扇区能存储512字节

一个盘片

多个盘片

磁道是二维的，柱面是三维的，二者是一个东西

过程：先选择柱面，然后等扇区，最后选磁头下落

三、CHS和LBA

1.CHS

①CHS是Cylind Head Sector 柱面磁头扇区，也就是磁盘寻址的过程

②对文件的存储就是将文件存储在一个或者多个扇区里

2.逻辑抽象

逻辑结构：将磁盘以扇区为单位拉直，就是一个数组，根据数组下标就可以找到每一个扇区

这种结构叫做LBA，也就是数组下标

注意：LBA数组下标从1开始，CHS从0开始(0号柱面，0号磁头...)

3.CHS和LBA地址的转化

①CHS转成LBA

Ⅰ磁头数*每磁道扇区数=单个柱面的扇区总数

Ⅱ 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

②LBA转成CHS

Ⅰ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

Ⅱ磁头号H=(LBA%(磁头数*每磁道扇区数))

Ⅲ扇区号S=(LBA%每磁道扇区数)+1

四、引入文件系统

1.块

①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，即连续⼋个扇区组成⼀个 ”块”。”块”是⽂件存取的最⼩单位

2.分区

将磁盘的空间分成几份，管好一份其他就可以使用相同的手段

3.分组(Block Group1)

①文件=内容＋属性，内容和属性是分开存储的

②Linux中任何文件都要有自己的属性集合

③Data Blocks

存储内容，group中的大部分空间被其占据，以4kb为单位

④inode Table

属性集合，存储属性，底层是一个struct结构体，里边存储文件的属性

Ⅰ 文件属性的大小是一样的，在EXT2文件系统中是128字节

Ⅱ 文件名不会作为属性，保存在文件inode当中，原因是，文件名是字符串，大小会浮动

Ⅲ 每一个inode结构体，都会有一个inode编号inode_number，用来查找是输入哪一个文件的属性

Ⅳ 在Linux显示inode_number的指令是ls -li

⑤Block Bitmap：块位图，记录Data Blocks中哪个数据块已经被占用，哪个数据块没有被占用

⑥inode Bitmap：每个bit表示inode是否空闲可用

⑦下载东西时慢是因为要将数据存入Data Blocks和inode Table，同时将两个位图对应部分制1，而删除东西时，只需要将位图中的bit位置0，不清空数据，下次再下载其他东西时，DataBlocks和inode Table中被删除的位置数据可以被替代

⑧GDT

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inode Table，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。

struct ext2_group_desc
{
__le32 bg_block_bitmap; /* Blocks bitmap block */
__le32 bg_inode_bitmap; /* Inodes bitmap */
__le32 bg_inode_table; /* Inodes table block*/
__le16 bg_free_blocks_count; /* Free blocks count */
__le16 bg_free_inodes_count; /* Free inodes count */
__le16 bg_used_dirs_count; /* Directories count */
__le16 bg_pad;
__le32 bg_reserved[3];
};

⑨super Block

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。Super Block的信息被破坏，可以说整个⽂件系统结构就被破坏了

不是每一个组里边都有super Block，一个分区里边的每一个组里边的super Block完全相同

super Block一旦受影响，影响非常大，所以要存好几个

⑩inode和数据块可以跨组编号，不能跨分区编号，所以再同一个分区内部，inode编号和块号都是唯一的

4.目录

①文件名不会作为属性，保存在inode中，文件名保存在当前文件所属的数据内容当中

②磁盘上的文件系统只认inode，我们查找文件时没有使用过inode，而是用文件名，其实是路径+文件名，默认当前路径，因为文件名和inode有映射关系，所以文件名可以找到文件，文件名也是数据

③进程提供文件路径，找到任何Linux文件，都必须从根目录开始，进行路径解析，直到找到对应的路径，但是每次都从根目录找效率太低，所以OS会根据历史访问的路径在内存中自动生成一颗多叉树，，提高效率

④Linux中，在内核中维护树状路径结构的内核结构体叫做： struct dentry

truct dentry {atomic_t d_count;unsigned int d_flags; /* protected by d_lock */spinlock_t d_lock; /* per dentry lock */struct inode *d_inode; /* Where the name belongs to - NULL is* negative *//** The next three fields are touched by __d_lookup. Place them here* so they all fit in a cache line.*/struct hlist_node d_hash; /* lookup hash list */struct dentry *d_parent; /* parent directory */struct qstr d_name;struct list_head d_lru; /* LRU list *//** d_child and d_rcu can share memory*/union {struct list_head d_child; /* child of parent list */struct rcu_head d_rcu;} d_u;struct list_head d_subdirs; /* our children */struct list_head d_alias; /* inode alias list */unsigned long d_time; /* used by d_revalidate */struct dentry_operations *d_op;struct super_block *d_sb; /* The root of the dentry tree */void *d_fsdata; /* fs-specific data */#ifdef CONFIG_PROFILINGstruct dcookie_struct *d_cookie; /* cookie, if any */#endifint d_mounted;unsigned char d_iname[DNAME_INLINE_LEN_MIN]; /* small names */
};

⑤inode映射