系列文章

收录于【Linux】文件系统专栏

关于文件描述符与文件重定向的相关内容可以移步文件描述符与重定向操作。

可以到浅谈文件原理与操作了解文件操作的系统接口。

想深入理解文件缓冲区还可以看看文件缓冲区。

系列文章

磁盘

结构介绍

定位数据

抽象管理

文件系统

分组管理

属性存储

内容存储

深入解析文件操作

如何理解inode

创建和删除文件

文件访问

如何存储大文件

磁盘

🧊以前的文章里，我们只讲了文件在内存中的打开时的状态，而今天便是要讲文件于磁盘中是如何存储的。

🧊相信大家虽然经常在讲磁盘，但是实际上对于磁盘的了解并不多，磁盘又分作机械硬盘与固态硬盘，而我们今天所讲的磁盘是机械硬盘，下面一起先来看看它的基本结构吧。

结构介绍

🧊盘片：
磁盘通常由一个或多个盘片组成，这些盘片通常是由金属或玻璃等材料制成的圆形薄片。一个盘片有正反两个面。
🧊磁头：
磁头负责读取和写入数据。每个扇面都有一个磁头，它浮动在盘片表面上方，通过微小的电流在磁盘表面上读写数据。
🧊磁道(柱面)：
扇面表面被划分为许多同心圆，每个圆被称为一个磁道。数据被写入或读取时，磁头会在特定磁道上移动。
🧊扇区：
磁道被进一步划分为多个扇区，每个扇区存储一定量的数据。磁盘中存储的基本单元，通常为 512 字节或 4 KB。

🧊总结一下，我们存储的数据就是存在一个个扇区之中，通过磁头来对数据内容进行访问。

定位数据

🧊那我们该如何定义扇区的位置呢？

首先要确定在哪个扇面上(根据磁头)，之后确定在哪个磁道(根据半径)，最后根据扇区编号定位目标扇区的位置。

🧊因此以后找一个扇区只要

磁道(柱面): cylinder
磁头: head
扇区: sector

🧊而这种定位扇区的方法被称作 CHS 定位法。

抽象管理

🧊而在 OS 内部并不是直接使用 CHS 定位法的。

[原因]:

万一硬件发生变化，则 OS 也要变化，因此 OS 的实现需要与硬件解耦。
一个扇区的大小(512B)不足 OS 一次 IO 的最小读取单位(4Kb)。

所以，OS 要有自己的一套地址，来进行块级别的管理。

🧊我们沿着磁道，将磁盘展开，将盘面抽象成一个数组。于是，我们定位一个扇区便可定位它的下标，因为 OS 是以 4KB 为单位进行 IO 的，故 OS 读取的数据块要包括 8 个扇区，在 OS 的角度甚至可以不关心扇区。

🧊只需要像计算机常规的访问方式那样: 起始地址 + 偏移量，即获取数据块第一个扇区的地址(下标) + 4KB(块的类型)即能访问的整个数据块。

🧊由此我们便可以通过线性下标定位任何一个块了，而这种 OS 管理磁盘的方式被称为逻辑块地址(LBA)。

🧊从 LBA 出发，我们还能够转化得到扇区的 CHS。

C: LBA / 每个面的大小 / 每个磁道的大小
H: LBA / 每个面的大小
S: LBA % 每个磁道的大小

文件系统

分组管理

🧊学习完上面的知识后，我们知道 OS 通过先描述再组织的方式将磁盘抽象成一个大数组进行管理。

🧊而具体管理的方法，就是我们接下来要讲解的内容了。

由于磁盘抽象成的数组过于庞大，首先第一步就需要将其分作几个区域。每个区域的管理方式都是一样的，因此只要管理好一个区域就相当于管理好整个磁盘了。(类似于 begin 和 end 进行下标的划分)

🧊虽然磁盘已经经历过一次分区，但是每个区的大小依旧十分庞大，我们还需要再进行一次分组。

🧊由此管理每个区的任务就简化到了管理每个组，只要实现一个组的管理通过复制粘贴就可完成其他组的管理，进而完成整个区的管理，而管理好每个区就相当于管理好了整个盘。

🧊在每个区内都会有一个Boot Block，又名为启动块，在开机时会通过它读取 OS 镜像的地址，从而找到操作系统，若是这个区域损坏则会直接影响操作系统的启动。

🧊同时，组内还划分了不同的块承担了不同的职责:

Super Block: 存储了文件系统的所有属性信息: 文件系统的类型、整个分组的情况等。
Group Descriptor Table: 简称 GDT 又叫做组描述符，内部统计了该组内详细的属性信息，例如: 组内各个块如何划分。
Block Bitmap: 块位图，标志数据块是否被使用。
inode Bitmap: inode 位图，每个比特位表示 inode 是否可用。
inode Table: 专门保存 group 内所有文件的 inode 节点。
Data Blocks: 具体的数据块。

🧊其中，Super Block 在每个分组都存在，且统一更新，是为了防止万一其发生损坏导致整个分区都无法使用，因此做了多个备份。

属性存储

🧊我们常说，在文件 = 内容 + 属性，在 Linux 中内容和属性是被分开存储的。

一般而言，一个文件内部所有属性的集合就是 inode 节点(128字节)，同时一个文件对应一个 inode。

🧊在一个分区中便会有大量的文件，因此就会又大量的 inode，由此需要将 group 中所有的 inode 管理起来，即 inode Table。

其中每个 inode 都有自己对应的编号，也属于对应文件的属性 id。我们可以通过 ls -i 查看文件的 inode 编号。

ls -i     //查看文件的inode编号

🧊在之后的访问中，OS 也是根据 inode 编号来进行文件查找或读取内容。

内容存储

🧊存完属性后，那考虑的便是如何存储文件内容。我们通过数据块来保存文件内容，所以一个有效文件保存内容至少需要 1 个数据块。

🧊而数据块在 Data Block 中，那么我们该如何定位文件对应的数据块呢？

🧊其实，在 inode 内部便会存入当前文件对应数据块的索引，之后在 Data Block 中定位即可。可以如此近似理解。

struct inode
{
    int number;
    ...//其他文件属性
    int datablocks[NUM]; 
};

深入解析文件操作

如何理解inode

🧊Linux 系统中只识别 inode 编号，文件的 inode 中并不存在文件名，文件名提供给用户使用的。我们又该如何理解这层关系呢？

🧊创建一个目录文件后，我们可以观察到目录文件也有自己的 inode 编号，那目录中都存了什么数据呢？

🧊实际上，目录的数据块里保存的就是该目录下文件名与文件 inode 编号对应的映射关系，二者互为key值。

🧊因此，任何一个文件都应该在一个目录内部。

🧊同时，inode 可以用于确定分组，inode number 在一个分区中唯一有效，不能跨分区。(分组的起始位置 + 位图的位置)

创建和删除文件

当我们创建一个文件时，首先OS 会在 inode Bitmap 找一个未被使用的 inode 编号分配给当前 inode，填入相关信息后置于 inode Table 中。
再根据inode中的属性和 Block Bitmap 的情况分配对应的数据块，并填入 inode 中的索引表中。
最后再更改目录中的内容，将文件名与该文件 inode 关联起来。

🧊删除文件的话只需要修改两个 bitmap 即可，将空间空闲出来，下次便会直接覆盖写入。

🧊同样电脑文件中的删除操作也并不是直接将文件删除，也是调整空间的状态，因此只要这块空间还没有被写入数据，便能够进行恢复。