Linux文件系统【真的很详细】

一.认识磁盘

1.1磁盘的物理结构

1.2磁盘的存储结构

1.3磁盘的逻辑存储结构

二.理解文件系统

2.1如何管理磁盘

2.2如何在磁盘中找到文件

2.3关于文件名

哈喽，大家好。今天我们学习文件系统，我们之前在Linux基础IO中研究的是进程和被打开文件之间的关系，以及如何管理被打开的文件。那么，在磁盘中没有被打开的文件应该怎样管理呢？今天，我们一块研究一下。我们开始啦！

一.认识磁盘

磁盘作为硬件中的唯一一个机械结构，在计算机系统中的地位不言而喻，所以，我们有必要好好了解一下我们的磁盘。

1.1磁盘的物理结构

随着计算机的更新换代，我们现在的笔记本上很少见到磁盘了。取自换代的是固态硬盘(ssd)。所以固态硬盘也要相对贵一些。磁盘作为一个机械结构，并且是外设，这就决定了访问磁盘的速度是很慢的(相对于CPU或者内存)。
在企业中，磁盘依旧是存储的主流。因为：1.固态硬盘比较贵，磁盘相对来说比较便宜。2.磁盘的存储容量比较大，适合海量数据的存储。3.ssd有一个巨大的缺点：ssd如果传输次数过多，就会出现被击穿的情况，造成数据丢失；在企业中，高并发的情况非常常见，所以极其不适合在企业中使用。

磁盘是由很多盘片叠加在一起的。一个盘片有两个盘面，每个盘面都可以读取数据，每个盘面都有磁头，盘片数=磁头数=盘面数*2

1.2磁盘的存储结构

在宏观的世界里，看起来盘面很光滑，但是在显微镜下，盘面是很粗糙的。

下面，先给大家介绍几个概念

在一个盘面中，以中间的马达为圆心，会存在很多的同心圆，这些同心圆叫做磁道。磁头在旋转的过程就是确认在哪一个磁道的过程。
磁盘中每一个磁道被等分为若干个相同的弧段，这些弧段便是磁盘的扇区，扇区是磁盘寻址的最小的单位。扇区的大小都是512字节。虽然距离圆心越远，扇区的长度越大，但是，我们可以使用存储的密度加以控制。使其存储的数据量相同，便于管理。盘片在旋转的过程就是确认在哪一个扇区的过程。
为了方便管理，我们可以对不同的磁道进行编号，然后在同一磁道下对不同扇区再进行编号。

每个盘面对应一个磁头。所有的磁头都是连在同一个磁臂上的，因此所有磁头只能“共进退”。

所有盘面中相对位置相同的磁道组成柱面。如上图，柱面的存在使得更为方便的找到每一块扇区。

如何在多块磁片中，定位到一块扇区呢？

先定位在哪一个磁盘(cylinder)，也就是柱面(Track)，再定位在哪一个盘面(head)，最后定位扇区(sector)。我们可以定位任何一个扇区，也就可以定位任意多个扇区。

磁盘中定义一个扇区，采用硬件的方式：CHS定位法。

1.3磁盘的逻辑存储结构

大家有没有见过磁带：

等待一盘磁带不用了，我们总是把里面黑色的磁带给扯出来，然后玩！磁带卷起来是圆形的(也是由很多同心圆构成的），扯出来是线性的。我们再看我们的磁盘，怎么和磁带这么相似呢？我们可以把整个磁盘全部抽象给一个线性结构。

磁盘物理上是一种圆形结构，我们可以想象成线性结构！如图：假设一块磁盘由2块盘片组成，所以就有4个盘面，一个盘面由7条磁盘构成，一个磁道又分成了8个沙区

就这样，我们把磁盘从逻辑上看做一个sector arr[4*7*8]的数组，所以由原来的对磁盘的管理变成了对数组的管理，这不就是我们常提到的先描述，再组织嘛！！

现在，这该死的磁盘已经被我们给想象成了一个数组，要找到一个扇区，该怎么找呢？

只要知道这个扇区的下标，就算定位了一个扇区。在操作系统内部，我们称这个下标为LBA地址(逻辑块地址）。

现在有一块磁盘，相关数据如下：问：LBA地址为123的扇区位置？

为什么OS要对存储结构做逻辑抽象呢？直接用CHS不可以吗？

便于管理。
不想让代码和硬件强耦合。

虽然磁盘访问的最小单位是512字节，但是依旧很小！OS内的文件系统定制的进行多个扇区的读取(一次读取4KB的数据）哪怕只想读取一个比特位，必须将4KBload到内存，进行读取或者读取。如果有必要再写回磁盘。这是一种以空间换时间的方式。

但这样，有时会显得非常浪费，比如我要读取的数据只有几个字节的大小，OS也要给我们一次性的读取4KB的数据。但这背后有一个原理叫做：局部性原理：从理论上证明了计算机要访问一段数据时，这段数据周围的数据也有较大的可能性被访问到。所以，真实的内存是以4KB为单位被操作系统读取的。磁盘中的文件(尤其是可执行文件)，按4KB大小划分好的区域。

二.理解文件系统

2.1如何管理磁盘

假设一个磁盘为500GB。操作系统说：“卧槽，这么大，怎么管呀？”。虽然难管，但是这点问题难不住我们的工程师。他们将整个磁盘分区，每个区分出100GB甚至更小的空间，然后对每个区进行分组，每组分出5GB的空间，就这样分下去，直到方便管理为止。虽然5GB的空间很小了，但是对于500GB来说这就是小巫见大巫。这种思想叫做分治思想。一个5GB的空间管理好了，然后对刮管理方法进行复制，不就管理好整个磁盘了嘛！。

就像我们同学在学校一样：一位同学，必定属于哪一个宿舍，这件宿舍必定属于哪一个班级，这个班级必定是属于哪一个专业，这个专业必定是属于哪一个学院，这个学院一定属于学校。这不就是在利用分治思想来进行管理嘛！

文件=内容+属性，Linux下的内容和属性是分批存储的，但是一个未打开的文件的内容和属性信息都存储在哪里呢？

文件属性存储在Inode中,Inode是固定大小，一个人文件，一个Inode。一个文件的所有属性几乎都存储在Inode中，但是文件名并不存储在Inode中。
文件的内容存储在data block数据块中，数据块随着应用类型的变化，大小也会发生变化。

关于Inode属性集合

由于每个文件都有Inode，为了区分彼此，每个Inode都有自己的编号。编号是以组为单位进行编的。

那么，在Linux下，如何查看文件的inode编号呢？

inode table:

保存分组内部所有可用的(已经使用+没有使用）的inode。

Data blocks:

保存分组内部所有可用的(已经使用+没有使用）的数据快。

如果我们要创建一个文件，怎么办？

查找没有使用的Inode，然后把属性写入Inode中。
查找没有使用的数据块，然后把内容写入数据块。

所以，我们创建文件的过程，离不开查找。如何查找呢？

Inode Bitmap:

Inode对应的位图结构。假设inode一共有n个，位图结构中的比特位的个数至少也为n个。

位图中比特位的位置与当前文件的对应的ID是一一对应的，比特位的1和0表示是否被占用。

block Bitmap:

数据块对应的位图结构。位图中比特位的位置和当前data block对应的数据块的位置是一一对应的。

如果要知道inode一共有多少个，没有使用的是多少个，如果通过计算获取结果，效率太低了，这时Group Descriptor Table出现了。

Group Descriptor Table：

包含对应分组的宏观属性信息，包括：一共有多少个数据块，使用了多少；一共有多少个Inode，使用了多少等等。

Super Block
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：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。

并且超级块通常在分组内多个组有一个超级块，在系统中是有一定比例的，假设我一个100G的分区有1000个分组，每20个分组就有一个super block，那么总共就有50个超级块。为什么需要这些超级块呢？本质上还是为了数据备份，如果某个块组或者inode丢失，那么就可以通过super block来进行恢复。

2.2如何在磁盘中找到文件

查找一个文件，要通过Inode编号。

通过inode bitmap 查找对应的比特位的位置是1还是0
如果这个编号被占用，在inode Table找到这个Inode，然后确定一下是否是我们要查找的文件。

但是，如果我要得到这个文件的内容呢？

inode在内核中的结构如下：

struct inode {
    umode_t         i_mode;//文件的访问权限（eg:rwxrwxrwx）
    unsigned short      i_opflags;
    kuid_t          i_uid;//inode拥有者id
    kgid_t          i_gid;//inode拥有者组id
    unsigned int        i_flags;//inode标志，可以是S_SYNC,S_NOATIME,S_DIRSYNC等

#ifdef CONFIG_FS_POSIX_ACL
    struct posix_acl    *i_acl;
    struct posix_acl    *i_default_acl;
#endif

    const struct inode_operations   *i_op;//inode操作
    struct super_block  *i_sb;//所属的超级快
    /*
        address_space并不代表某个地址空间，而是用于描述页高速缓存中的页面的一个文件对应一个address_space，一个address_space与一个偏移量能够确定一个一个也高速缓存中的页面。i_mapping通常指向i_data,不过两者是有区别的，i_mapping表示应该向谁请求页面，i_data表示被改inode读写的页面。
    */
    struct address_space    *i_mapping;

#ifdef CONFIG_SECURITY
    void            *i_security;
#endif

    /* Stat data, not accessed from path walking */
    unsigned long       i_ino;//inode号
    /*
     * Filesystems may only read i_nlink directly.  They shall use the
     * following functions for modification:
     *
     *    (set|clear|inc|drop)_nlink
     *    inode_(inc|dec)_link_count
     */
    union {
        const unsigned int i_nlink;//硬链接个数
        unsigned int __i_nlink;
    };
    dev_t           i_rdev;//如果inode代表设备，i_rdev表示该设备的设备号
    loff_t          i_size;//文件大小
    struct timespec     i_atime;//最近一次访问文件的时间
    struct timespec     i_mtime;//最近一次修改文件的时间
    struct timespec     i_ctime;//最近一次修改inode的时间
    spinlock_t      i_lock; /* i_blocks, i_bytes, maybe i_size */
    unsigned short          i_bytes;//文件中位于最后一个块的字节数
    unsigned int        i_blkbits;//以bit为单位的块的大小
    blkcnt_t        i_blocks;//文件使用块的数目

#ifdef __NEED_I_SIZE_ORDERED
    seqcount_t      i_size_seqcount;//对i_size进行串行计数
#endif

    /* Misc */
    unsigned long       i_state;//inode状态，可以是I_NEW,I_LOCK,I_FREEING等
    struct mutex        i_mutex;//保护inode的互斥锁

    //inode第一次为脏的时间 以jiffies为单位
    unsigned long       dirtied_when;   /* jiffies of first dirtying */

    struct hlist_node   i_hash;//散列表
    struct list_head    i_wb_list;  /* backing dev IO list */
    struct list_head    i_lru;      /* inode LRU list */
    struct list_head    i_sb_list;//超级块链表
    union {
        struct hlist_head   i_dentry;//所有引用该inode的目录项形成的链表
        struct rcu_head     i_rcu;
    };
    u64         i_version;//版本号 inode每次修改后递增
    atomic_t        i_count;//引用计数
    atomic_t        i_dio_count;
    atomic_t        i_writecount;//记录有多少个进程以可写的方式打开此文件
    const struct file_operations    *i_fop; /* former ->i_op->default_file_ops */
    struct file_lock    *i_flock;//文件锁链表
    struct address_space    i_data;
#ifdef CONFIG_QUOTA
    struct dquot        *i_dquot[MAXQUOTAS];//inode磁盘限额
#endif
    /*
        公用同一个驱动的设备形成链表，比如字符设备，在open时，会根据i_rdev字段查找相应的驱动程序，并使i_cdev字段指向找到的cdev，然后inode添加到struct cdev中的list字段形成的链表中
    */
    struct list_head    i_devices;，
    union {
        struct pipe_inode_info  *i_pipe;//如果文件是一个管道则使用i_pipe
        struct block_device *i_bdev;//如果文件是一个块设备则使用i_bdev
        struct cdev     *i_cdev;//如果文件是一个字符设备这使用i_cdev
    };

    __u32           i_generation;

#ifdef CONFIG_FSNOTIFY
   //目录通知事件掩码
    __u32           i_fsnotify_mask; /* all events this inode cares about */
    struct hlist_head   i_fsnotify_marks;
#endif

#ifdef CONFIG_IMA
    atomic_t        i_readcount; /* struct files open RO */
#endif
    //存储文件系统或者设备的私有信息
    void            *i_private; /* fs or device private pointer */
};

其中，有一个关于数组块的数组，data block block[15]。

这个数组元素的个数是固定的。但并表示这个文件可以写入的数据量是一定的。如图：每一个数据块都有自己的编号，这个数组中存放的就是该文件所使用的数据块的编号，通过这个数组就可以实现我们查找内容的行为。虽然只有15元素，但并不代表我们仅可以使用15个数据块。从下表为12的元素开始，所指向的数据块里边保存的是其他数据块的编号，下一级数据块中的内容可以使下下一级数据块的编号。如此，就可以增加我们可使用数据块的个数。为了便于大家理解，做如下图：