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一、认识文件系统
二、认识磁盘
三、磁盘文件系统
3.1 磁盘存储的抽象逻辑结构
3.2 磁盘文件系统图
3.3 创建和删除文件
3.4 如何理解目录？
3.5 如何查找一个文件
3.6 查找文件的一般流程
3.7 如何确定文件所在的分区
3.8 总结
四、软硬链接
4.1 引入
4.2 软链接（Symbolic Link）
4.3 硬链接（Hard Link）
一、认识文件系统
我们之前对文件的学习都是内存级别的，那么在文件没有被进程打开之前，这个文件是什么样的状态？
不是所有的文件都会在OS内存中被打开（大部分文件都不是被打开的），这些没有被打开的文件在磁盘中保存。也要把这些文件安装一定规律管理好，方便用户进行及时查找、快速查找、方便查找，用户随时读取时要随时打开、随时进行把文件数据快速加载到内存。管理是为了解决快速定位问题。管理这些没有被打开的磁盘文件，就叫做文件系统。
例如我们身上只穿一套衣服，其他衣服也要在柜子里整理好，否则下次需要用到时查找效率特别低下。
综上，文件的管理工作：
- 对打开的文件进行管理
- 没有被打开的文件也要在磁盘中进行管理。
文件系统实现文件管理工作。文件系统核心工作之一：快速定位到文件（通过路径机制或管理机制等）
文件 = 内容 + 属性
- 文件的存储问题最终本质就是将文件内容和文件属性存储的问题。
- 文件存储在磁盘中，那么对于文件方便OS/用户就要进行磁盘级别的增删查改。
之前讲到 一切皆文件 的概念，即OS通过软件的方式，对底层硬件的差异化进行屏蔽，这种动作叫做逻辑抽象。逻辑抽象给OS提供了一个管理的统一视角，为OS管理磁盘做准备。
- 磁盘 --- 硬件 --- 物理存储结构
- 逻辑抽象 --- 逻辑存储结构
二、认识磁盘
磁盘的特点：
- 磁盘 --- 硬件 --- 物理存储结构。
- 磁盘容量大、便宜、企业可以大量使用。
- 通过磁头的摆动和盘片的旋转可以读取磁盘中的所有内容。
- 一个盘面可以有很多的同心磁道，一圈磁道可以有很多扇形的扇区
- 扇区是磁盘的最小存储单元 ---- 一般是512字节
哪怕只需要访问1个比特位，磁盘也会读取512字节，所以磁盘是块设备。
(支持随机存取，且有最小存储单元的设备是块设备)
如果我想向一个扇区写入，我们该如何寻址，定位？
（CHS定位法）
1.选择哪一面 --- 本质选择磁头（head）2.选择该面上的哪一个磁道 （track / cylinder柱面）
3.选择在该磁道的哪一个扇区 （sector）我们可以向一个扇区写入，就可以向任意一个/多个扇区写入，也连续多个扇区式的写入，当然也可以随机写入。
磁头左右摆动可以定位柱面/磁道，盘片旋转可以定位扇区。
三、磁盘文件系统
3.1 磁盘存储的抽象逻辑结构
为了方便操作系统统一管理磁盘，也为了对磁盘进行更好的逻辑抽象，进而实现各种各样的逻辑结果，所以就必须对磁盘的存储结构做抽象。
磁盘存储的逻辑抽象结构：
- 将磁盘盘片想象成线性空间
- 整个磁盘就是sector sec[ ]，即以扇区为单位的数组。
1~100000 第一面，100001~200000 第二面 ......
1~10000 第一个磁道，10001~20000 第二个磁道 ......- 对磁盘的管理，就变成了对数组的管理。就可以完成由数组下标转化成对应磁盘的CHS地址。
操作系统可以按照扇区为单位进行存取，也可以基于文件系统，按照文件块为单位进行数据存取。（文件块 —— 8个扇区，4KB，文件保存属性和内容的基本单元）
从此操作系统不需要关系扇区或者磁道，只要文件块起始地址，就能一次连续访问8个扇区(4KB)。这个起始地址叫做LBA地址（Logical Block Addressing逻辑块地址）。
将磁盘看作4KB block[n]（4KB大小的文件块数组），每一个4KB都有它对应的LBA起始地址，从此OS对磁盘的管理、对文件系统的管理，就变成了对文件块数组的管理。
例如有500GB的磁盘要进行文件管理，可以先把它们分区，每个区100G，然后再对每个区分组(每个组包含多个块)，把一个组的空间管理好，那么其他组也可以按照这个方法管理，最后实现对500GB的磁盘文件管理。（在每个分区上创建文件系统，并使用组（groups）来管理文件系统）
3.2 磁盘文件系统图
以下是磁盘文件系统的一个分区
Boot Block：启动块，位于文件系统的最前端（例如编号为0的磁头、编号为0的盘面、编号为0的磁道的第一个扇区），用于启动操作系统。它包含了文件系统的基本信息，如文件系统类型、磁盘有多少区，每个区的开始和结束位置等。
Block group：文件系统中的数据块组，包含文件信息和用于文件管理的数据。文件内容和属性分开存储。
在使用磁盘之前把磁盘分区，使用分区之前要先让管理数据写入到块组当中，这个工作叫做格式化。（把管理数据恢复出厂设置等）
使用 ls -li 文件属性列表最前面多了一列，这一列数字就是inode编号。
- 一般情况一个文件一个inode，每个文件都有inode。
- inode编号在整个分区具有唯一性。
- 在Linux内核中，识别一个文件与文件名无关，只与 inode 有关
Inode Table：节点表，包含了文件的属性信息，如文件名、创建时间、修改时间、访问权限等。
每个inode固定128字节，在节点表中也容易定位，只需要inode编号即可。
inode节点里有一个blocks数组，数组保存这个inode对应文件的blocks块号。数组大小一般为15(前13个1级映射，第14个2级映射，第15个3级映射)（数据文件块也可以放索引）（跨区/组存储是通过索引连接的）
Data blocks：数据区，用于存储文件的实际数据内容。包含很多4KB的文件块，每个文件块也有对应的编号。
查找文件内容只需要知道文件的inode编号，就能定位在哪个区，通过inode里面blocks数组的内容可以查找到文件的内容。
Inode Bitmap：inode位图，通过比特位记录每个inode的状态，即哪些inode被占用，哪些inode是空闲的。例如1字节（8bit）可以记录8个inode的状态
Block Bitmap：块位图，用比特位记录每个数据块的状态，即哪些块被占用，哪些块是空闲的。
3.3 创建和删除文件
在Linux文件系统中，创建文件时，涉及以下步骤和组件的工作：
- 分配inode:文件系统从inode位图中分配一个空闲inode。将对应比特位 置为1，通过偏移量可以找到对应的inode，填充inode中的数据。
- 分配数据块:如果文件有数据，存储文件需要一些块，文件系统从块位图中分配一个或多个数据块来存储文件内容。通过偏移量可以得到块号，再将块号更新到 inode 中的blocks数组中。
- 更新目录:文件系统在父目录的目录项中添加新文件的inode编号，使其在目录中可见。
删除文件时，只需要更改位图。根据inode中blocks找到块位图对应的比特并置为0，根据inode编号将inode位图对应的比特清为0。表示inode、Data blocks无效。
文件恢复，需要inode编号，就能把inode位图的对应比特置为1，根据blocks找到块组，将块位图对应比特位置为1.
Group Descriptor Table：块组描述符，位于super block之后，用于描述每个数据块组的信息，包括该组内的块数量、inode数量等。
Super Block：位于block group 的起始位置，包含了文件系统本身的结构信息。不一定每一个块组都有。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。
以上的文件系统称作 Ext2 文件系统。
3.4 如何理解目录？
用户不需要知道inode编号，只知道文件名。目录也是文件，有自己的数据块，目录内部保存的是文件的文件名和 inode 的映射关系（文件可以是任何文件）。所以用户访问一个文件时，只要找到文件所在目录，就能根据文件名找到对应的 inode 编号，然后就能找到对应的inode和数据块。这也说明了为什么同一个目录不能存在同名文件。也说明了为什么一个目录中新建、删除、修改文件需要目录的 w 权限。（需要新增、删除或修改映射关系）
inode中没有文件名，Linux中文件名不属于文件属性，只有inode编号，文件名在目录中存放。
3.5 如何查找一个文件
查找文件，需要知道文件所在的目录，找到目录文件并打开，目录文件的内容中就有文件名和inode编号的映射关系，根据inode编号找到文件所在分组、inode Table，就能找到inode，并将它的所有属性加载到内存里。（从根目录开始找，需要路径结构，用函数打开路径时要提供路径信息，pwd环境变量也会提高路径信息）
Linux会把高频访问的路径放在缓存里。struct dentry目录项是Linux内核中定义的一个数据结构，用于表示文件系统的目录项。它不是一个用户空间可访问的结构，而是内核空间的一部分。（struct dentry的定义可以在Linux内核源代码的fs/namei.c文件中找到）
3.6 查找文件的一般流程
- 用户输入文件路径，如/home/user/document.txt。
- 操作系统使用getcwd()函数或pwd环境变量来获取当前工作目录。
- 从根目录（/）开始，使用open()或stat()系统调用来访问路径的各个组成部分。
- Linux内核使用struct dentry数据结构来构建路径树，每个struct dentry实例代表路径树中的一个节点。
- struct dentry包含了文件名和 inode 编号的映射关系，以及指向父目录和子目录的指针，方便OS查找。
- Linux内核会尝试在struct dentry缓存中查找路径。如果缓存中有对应的struct dentry实例，则直接使用该实例，避免了对磁盘的访问。
- 如果缓存中没有对应的struct dentry实例，内核会继续沿着路径树向下查找，直到找到对应的目录项。
- 在每个目录中，内核会查找包含文件名的struct qstr，并将其与路径中的文件名进行匹配
- 一旦找到对应的struct dentry实例，内核会根据inode编号在inode表中查找对应的inode。inode包含了文件的属性数据，如权限、所有者、大小、创建和修改时间等。
- 内核将找到的inode的所有属性加载到内存中，这样就可以了解文件的具体信息。
- 一旦文件被找到，用户就可以使用open()、read()、write()等系统调用来访问文件。
Linux内核会尽量减少对磁盘的访问，以提高性能。
3.7 如何确定文件所在的分区
访问文件的时候，最开始是要知道这个文件在哪一个分区里面。因为虽然inode编号在整个分区具有唯一性，但是其它分区也可能会有相同的inode编号。（之前的创建、删除、查找文件讨论的都是在同一个分区的情况，一个分区一个文件系统）
一个磁盘被分区格式化之后，Linux中要使用这个分区，要把这个分区进行挂载(mount)。挂载将一个分区关联到一个目录，使得访问该目录时就可以确定哪个分区被访问和使用。
每一个文件都有路径，可以通过路径的前缀判断出路径在哪一个分区下。
3.8 总结
int fd = fopen("./log.txt", "r");这个函数做了哪些事？
答：
- 打开文件：进程执行该函数操作，打开了这个文件。函数提供了路径、文件名、打开方式。
- 路径和文件名：进程有自己的cwd，结合传入的路径，可以定位到文件在磁盘的哪个位置。
- 定位分区、上级目录：根据路径确定分区、上级目录。
- 目录文件中的映射关系：根据目录文件中的文件名和inode编号的映射关系能找到文件名对应的inode编号。
- 找到inode和属性加载：通过inode编号就能找到inode，可以获得文件的属性。将inode的所有属性加载到内存中，创建一个struct inode对象。。
- 构建struct file对象：内核使用inode构建struct file对象来代表这个文件，与文件描述符表连接，分配文件描述符，用户空间通过文件描述符fd来访问这个struct file对象。
- 预加载Data blocks数据块：根据inode找到对应的Data blocks数据块，内核可以预加载文件的数据块到内存中的缓冲区。
- 读取数据：当用户空间需要读取数据时，内核将内存缓冲区的数据拷贝到应用层。应用层可以访问这些数据，并进行进一步的处理。
四、软硬链接
4.1 引入
在Linux文件系统中，硬链接（Hard Link）和软链接（Symbolic Link）是两种不同的链接方式，用于在文件系统中创建指向文件或目录的链接。
通过ln -s 创建 log 文件的软链接，ln 创建 hello 文件的硬链接。
发现软链接的inode编号与源文件不同，而且还有箭头指向源文件；硬链接的inode编号与源文件相同，但硬链接数变为2。
说明软连接是一个独立的文件，硬链接不是独立的文件，因为他没有独立的inode编号。
4.2 软链接（Symbolic Link）
软链接，也称为符号链接或快捷方式，是一个特殊的文件，包含指向另一个文件或目录的路径。
软链接具有以下特点：
- 包含路径：软链接包含一个路径，指向另一个文件或目录。
- 可以跨越文件系统：软链接可以跨越不同的文件系统。
- 占用额外空间：软链接有自己的inode编号，本身是一个文件，所以会占用额外的磁盘空间。有自己的数据块，修改了inode bitmap和block bitmap等。
- 删除原始文件会影响软链接：如果原始文件（或目录）被删除，软链接将无法访问。
- 它不指向原始文件的inode编号，而是指向原始文件或目录的路径。
软链接创建一个指向常用目录或文件的快捷方式，以便快速访问。
创建软链接的命令是 ln，需要指定 -s 或 --symbolic 选项，例如：
ln -s original_file symbolic_link_name4.3 硬链接（Hard Link）
硬链接不是独立的文件，是在指定目录内部的一组映射关系：文件名 <-> inode 的映射关系!
硬链接用于创建与原始文件相同的inode编号的另一个文件名。
硬链接具有以下特点：
- 指向同一inode：多个硬链接指向同一个inode，所以它们都指向相同的文件数据。
- 不跨越文件系统：硬链接不能跨越不同的文件系统。
- 不能指向目录：不能对目录建立硬链接，只能指向文件。
- 不占用额外空间：硬链接不会占用额外的磁盘空间，因为它们都指向相同的inode。
- 删除原始文件不影响硬链接：删除原始文件（inode）不会影响硬链接，因为硬链接仍然指向同一个inode。但是会将目标文件的硬链接数减1。
硬链接数：
没有文件名和inode映射时，文件被真正删除。inode中包含一个引用计数字段ret_count，表明有几个文件名和它映射。文件名在目录文件中具有唯一性，类似于指针，指向对应的inode，每增加一个文件名指向inode，inode的引用计数加1，每删除一个指向inode的文件名，引用计数减1。该引用计数也对应着硬链接数。
新创建文件时，硬链接数为1；新创建目录时，硬链接数为2。
因为目录创建时会包含两个因此的文件： . (当前目录) 和 .. (上级目录)
当前目录(.)的inode 和 目录的inode是同一个。同理，新创建目录时，包含该目录的上级目录的硬链接数变为3。
硬链接用来进行路径切换，构建了Linux的整个路径结构，方便进行路径回退。
创建硬链接的命令是 ln，例如：
ln original_file hard_link_name
