一.认识硬件–磁盘

1. 物理结构

1.2 存储结构

❓如何定位⼀个扇区呢？

可以先定位磁头（header）——》确定磁头要访问哪⼀个柱⾯(磁道)（cylinder）——》 定位⼀个扇区(sector)。

柱⾯（cylinder），磁头（head），扇区（sector），显然可以定位数据了，这就是数据定位(寻址)⽅式之⼀，CHS寻址方式。

1.3 逻辑抽象

我们知道磁带存储数据的结构是一个很长很长的带子，我们可以把磁带“拉直”，形成一个线性结构。

那么磁盘本质上虽然是硬质的，但是逻辑上我们可以把磁盘想象成为卷在⼀起的磁带，那么磁盘的逻辑存储结构我们也可以类似于：

这样每⼀个扇区，就有了⼀个线性地址(其实就是数组下标)，这种地址叫做LBA

❓为什么扇区大小不均匀的但是LBA地址是均匀？？

——》因为磁道是从中间向外辐射的，所以里面的磁道有多少个扇区，外面的磁道就有多少个扇区，只不过里面磁道的扇区会小一点（扇区大小不均匀） 但其实可以通过调整密度来变得均匀（里面的01序列稠密一点，外面的稀疏一点）

二.文件系统

通过逻辑抽象，我们可以把对扇区的地址抽象成线性的LBA地址，整个磁盘都可以被抽象是成一个一维数组。

但是具体磁盘有多大呢？已经用了多少扇区？哪些扇区还没被使用？哪些扇区存的是属性？哪些扇区存的是内容？要往哪个扇区去写入？？——>诸如以上问题，注定了我们的操作系统必须想办法把磁盘空间组织起来！！

操作系统如何对磁盘空间进行管理❓

❗ inode存放的是文件的属性，Block存放的是文件的内容，在Linux文件系统中，文件的属性和内容是分开存储的！

2.1 inode

我们知道，文件 = 属性 + 内容，属性也是数据，要管理这些数据，就要以结构体的方式构建出来，这些管理属性数据的结构体，就是inode！一个文件就有一个inode，inode就是属性数据的集合。

❗ Linux系统里标记文件的唯一标识用的是inode，且文件的属性中不包含文件的名称！！

❓如何在Linux查到每一个文件的inode编号

ls -li

2.2 Data Block

❗ Data Block：存文件内容的区域，以块作为最小单位，块的大小常见的是4KB大小，一般而言一个块只有自己的数据!

❗ 一个文件只有一个inode，但如果是个大文件可能会有很多个块。所以在inode结构体内部会有一个block数组，存储的是数据块的块号，标识自己这个文件的内容占据了具体的哪一个数据块。注意：inode的block数组存的只是块号，而一个块号对应着一个Data Block（4KB)。

2.3 BlockBitmap和 InodeBitmap

InodeBitmap：是一个位图，每一个bit表示⼀个inode是否空闲可用。

BlockBitmap：同样是个位图，每一个bit记录着DataBlock中哪个数据块已经被占⽤，哪个数据块没有被占⽤

❓问题1： 为什么我们下载一个文件需要很久，但是删除的时候却很快呢？？

❗删除一个文件的时候，并不会把块（文件内容）清空，而仅仅只是把对应比特标志位给修改了，表明该块是空闲可用的。

❓问题2：如果我们想恢复一个被删除的文件，要怎么办呢？？

❗ 如果我们不小心误删的一个文件，如果这个文件很重要，最好的办法就是什么都不做然后找专业的人去恢复（一般来说恢复其实就是得找到该文件的inode编号，比如通过Linux的日志信息找到被删文件的inode，但是具体怎么恢复得依靠一些专业的东西！），因为虽然内容还在，但是他的位图信息表明是可以被使用的，所以你如果乱操作可能会导致文件内容被覆盖。

2.4 SuperBlock

存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。SuperBlock的信息被破坏，可以说整个文件系统结构就被破坏了

❗格式化：就是写入空的文件系统！！

2.5 GDT（GroupDescriptorTable）

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inodeTable，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贝。

三.深刻理解文件系统下目录文件

3.1 对文件操作，os怎么做？

❓新建和删除文件，在文件系统的角度下，os到底是怎么做的？

❗1️⃣新建文件：OS会在某个路径下去创建，路径帮助我们确定在哪一个分区——》读取了超级块后确定了一个block，然后通过查该block的GDT知道该分区的inode还有很多没有被使用——》于是到inodebitmap位图结构里找到了没有用过的inode，然后分配给该文件——》分配好之后把自己的属性往里面填，这样就算新建成功了！

❗如果还打算写入的话，先确认一下要写入内容的大小，确定一下需要几个块，然后到blockbitmap里面找到没被使用的块，把块号填到inode结构体里面的block数组里，然后再把文件内容写进这些块里面。

❗2️⃣删除文件：先找到分区，再找到inode，然后把对应inodebitmap和blockbitmap的位置置0。其实文件还在，只不过对应的块可以被覆盖。

❓但是我们会发现一个问题，就是在文件系统的角度下，os无论对文件进行怎样的操作，都要取到对应的inode号，进而才能对其操作，但是我们在对文件进行操作的时候，可从来没有关心过indoe号啊？！我们对文件操作向os提供的是文件的地址，os是怎么根据文件的地址知道文件的inode的？？？

❗回答这个问题必须先了解文件系统下的目录。

3.2 目录文件

首先要明白一个事实，那就是目录也是文件，也有自己的inode ，也是有内容+属性构成！

❓但是我们知道，目录文件跟普通文件不同的是，目录文件没有所谓的"文件内容"的，那目录文件的文件内容存的是什么？

❗有内容就要占据数据块，目录有自己的数据块，其中数据块存储的就是，在当前目录下的文件和其inode值的映射关系！！！！

我们可以借助这一结论回答很多问题，提升我们对文件的理解：

❓疑问1：在同一目录下，为什么不允许有同名文件？

❗因为文件名和inode是key和value的关系，通过文件名找到inode，key值必须唯一。

❓疑问2：为什么没有w权限无法创建文件？？

❗没有w权限意味着我们就无法将文件名和inode的映射关系写进去，因此无法创建文件。

❓疑问3：为什么没r无法查看文件？？

❗没有r权限着意味着我们也看不到文件名和inode的映射关系，找不到inode就找不到文件，也就找不到文件的内容。

❓疑问4：为什么没有x无法进入目录？？

❗x意味着没有操作权限，要进入一个目录必须cd目录名，并且将当前目录名更新到环境变量PWD中，所以无法进行该操作的话我们就无法进入。

3.3 路径解析

❓问题：打开当前工作⽬录文件，查看当前⼯作⽬录⽂件的内容?当前⼯作⽬录不也是⽂件吗？我们访问当前⼯作⽬录不也是只知道当前⼯作⽬录的⽂件名吗？要访问它，不也得知道当前⼯作⽬录的inode吗？

❗所以也要打开当前⼯作⽬录的上级⽬录，类似"递归"，需要把路径中所有的⽬录全部解析，出⼝是"/"根⽬录。
❗⽽实际上，任何⽂件，都有路径，访问⽬标⽂件，⽐如:

 /home/lvision/code/test/test/test.c

都要从根⽬录开始，依次打开每⼀个⽬录，根据⽬录名，依次访问每个⽬录下指定的⽬录，直到访问到test.c。这个过程叫做Linux路径解析。

四.深刻理解软硬链接

4.1 硬链接

4.1.1 如何建立硬链接

ln a[源文件] b[硬链接名字]

4.1.2 如何理解硬链接

我们知道，真正找到磁盘上⽂件的并不是文件名，inode。其实在linux中，可以让多个文件名映射同⼀个inode，而这些新建立的,对indoe建立的映射关系,的文件，就是硬链接。

硬链接不是一个独立的文件，因为他没有独立的inode！！

• Hardlink和myfile.cc的链接状态完全相同，他们被称为指向⽂件的硬链接。内核记录了这个连接数，inode 650257 的硬连接数为2。

• 我们在删除⽂件时干了两件事情：1.在目录中将对应的记录删除，2.将硬连接数-1，如果为0，则将对应的磁盘释放。

硬链接应用场景：通常用来做路径定位！！可以通过硬链接进行目录切换！

4.1.3为什么Linux不允许对目录建立硬链接

如果对目录建立硬链接，就可能会出现这样的情景，

❓可是目录内部不是有. 和 … 的硬链接，他们不是目录的硬链接吗？？

1. . 和 … 是操作系统创建的，操作系统提前规定好了 .和…不会被做搜索，这是强制规定的！所以不会有环的问题！

2. 操作系统给我们. 和 … ，我们就可以用相对路径去访问文件了，可以在一些情境中不必用很长的绝对路径去访问文件。

4.2 软链接

4.2.1 如何建立软链接

ln -s a[源文件] b[硬链接名字]

4.2.2 如何理解软链接

软连接是一个独立的文件，有独立的inode，也有独立的数据块 ，他的内容里面保存的是指向的文件的路径。（相当于windows的快捷方式）

应用场景：快捷方式