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文件系统的理解

我们使用ls -l的时候看到的除了看到文件名，还看到了文件元数据。

每行包含7列：
模式
硬链接数
文件拥有者
文件所属组
大小
最后修改时间
文件名

ls -l读取存储在磁盘上的文件信息，然后显示出来

inode是以分区为单位的，如：第一个分区从0~n，第二分区从0~m

一个分区要使用的 inode 数量在格式化的时候确定好的。

格式化：写入文件系统的信息。

可能会出现的现象 inode 用完了，数据块还有/ inode 还有，数据块用完了。

块>扇区：预加载。

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上面的执行结果有几个信息需要解释清楚inode

为了能解释清楚inode我们先简单了解一下文件系统

有了磁盘要做的事情：

1.分区 2.格式化（写入文件系统信息）

Linux ext2文件系统，上图为磁盘文件系统图（内核内存映像肯定有所不同），磁盘是典型的块设备，硬盘分区被划分为一个个的block。一个block的大小是由格式化的时候确定的，并且不可以更改。例如mke2fs的-b选项可以设定block大小为1024、2048或4096字节。而上图中启动块（Boot Block）的大小是确定的，Block Group：ext2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）：存放文件系统本身的结构信息。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。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：块组描述符，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 : 存放文件属性 如 文件大小，所有者，最近修改时间等

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数据区：存放文件内容

查看 inode 编号：

ls -li

stat命令能够看到更多信息

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问题

1.新建一个文件，系统要做什么？

在系统的某条路径里新建，

这条路径能确定在哪个分区的哪个分组里

在分区层面上分配inode，可以根据inode的范围来确定分组。

将inode bitmap对应的编号由0置1，

然后根据inode编号在inode table里找到对应的inode，

将文件属性往里填，填完就算新建成功了。

如果要写入，先确定写入的大小，

遍历block bitmap，找到没有使用的块号，

把对应的块号填到属性的数组里，然后跳转，把数据写到块里。

（如何获得inode？查GDT的inode的使用情况，

然后查找inode bitmap最近的没有被使用的编号，

inode=inode bitmap+偏移量）

2.删除一个文件，系统要做什么？

找到文件对应的inode，然后根据文件路径找到分区找到分组，

inode编号 - 组的起始的inode编号，

就能找到block bitmap对应的比特位，

根据inode里的属性数组的块号，

修改block bitmap对应的比特位，由1置0

最后把inode bitmap里的值也置0

删除其实就是修改了两个bitmap位图的数值。

删除=允许被覆盖。

如果真的删除–把数据清空，

会导致IO过多，系统效率降低，

会减少对应设备的寿命。

所以直接覆盖，就可以解决降低效率问题。

3.查找一个文件，系统要做什么？

找到文件inode，找到inode bitmap为1说明有效，

就可以去读inode table，把属性拿出来。

如果要文件内容，就通过文件属性里的数组，

通过数组找到所有的数据块，将内容拼接好。

根据路径找到对应的分区，根据inode找到分组，

根据inode 找到文件属性的数组，根据数组找到数据块。

把数据块加载到内存里，然后读出文件内容。

4.修改一个文件，系统要做什么？

找到inode，就能找到inode的文件属性，然后就可以直接更新数据，

或者通过inode找到文件属性中的数组，通过数组找到文件内容进行修改，

不够空间就重新申请数据块，把块号往数组映射里填，在把数据写到数据块里。

所有的问题 --> 我怎么知道一个文件inode编号？

使用者从来没关心过 inode ，用的是文件名。

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如何理解“目录”？

目录是文件，也有自己的inode，目录也有自己的属性。文件=内容+属性

目录有内容吗？要不要数据块？

目录也有数据块。

目录里面的数据块放什么呢？

该目录下，文件的文件名 和 对应文件的inode 的映射关系！！（文件名：inode）key-value

1.为什么同一个目录下不能有同名的文件？

因为要通过文件名（key值）找到inode，重名冲突了文件系统就无法找到指定的文件了。

2.目录下，没有w，我们无法创建文件

新建删除文件需要有w权限，

没有w权限就算创建了目录，

但是无法将文件名和inode的映射关系写到目录文件的数据块里。

3.目录下，没有r，我们无法查看文件

当我们要读文件对应的文件名或者其他属性时，

要先读取这个文件的inode，

目录不让读，那么文件名和inode的映射关系读不到，拿不到inode

找不到inode就不能能查看该文件的信息。

4.目录下，没有x，我们就无法进入这个目录

cd进入目录，就是要将目录名拼到环境变量里，

x不让更新环境变量，就进入不了目录了。

–> 目录是文件，也有inode编号，

我只知道目录的文件名，我怎么知道我目录的inode呢？

目录也是上级目录的子目录，所以要找上级目录的inode，读上级目录的数据块，

拿到现目录的文件名与inode的映射关系。

递归查找，找到根目录（根目录文件名固定，有对应的inode），

读取根目录的数据块，就可以找到子目录的inode，继续递归就可以找到了。

所以找一个文件时，要给文件带路径。现目录->…->根目录 根目录->…->现目录

系统找文件必须带路径。相对目录前提是当前的目录已经被找到了。

Linux系统会把用户最常访问的路径（目录inode及各种属性信息）信息缓存起来。

dentry缓存，要的时候直接从中拿数据，就不用读盘了。

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将属性和数据分开存放的想法看起来很简单，但实际上是如何工作的呢？

我们通过touch一个新文件来看看如何工作。

创建一个新文件主要有一下4个操作：

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

新的文件名abc。

linux如何在当前的目录中记录这个文件？

内核将入口（263466，abc）添加到目录文件。

文件名和inode之间的对应关系将文件名和文件的内容及属性连接起来。