22 文件系统

了解了被打开的文件，肯定还有没被打开的文件，就是磁盘上的文件。先从磁盘开始认识

磁盘

概念

内存是掉电易失存储介质，磁盘是永久性存储介质
磁盘的种类有SSD，U盘，flash卡，光盘，磁带。磁盘是外设，机械设备，访问慢，os也有提速的方式

磁盘物理结构

磁盘上面有盘片，伺服，磁头，音圈马达等
盘面上会存储数据，计算机只认识二进制，南极和北极，向磁盘写入数据本质就是改变磁盘上的正负极，磁头可以读取内容

磁盘的存储结构

磁盘有一个一个圈，每一个平看是一个盘面，一个盘面上每一圈圆叫磁道，将磁道分为了8份，每一份磁道就是扇区。磁道相同的盘面合在一起是一个柱面

磁盘寻道

磁盘怎么找到数据在哪里
在电脑中运行的时候，磁盘是在高速旋转，高速旋转让磁头悬浮在盘面上方，电脑找到地址后发送给磁头，驱动磁头臂精确寻道，找到数据存放的位置。读取数据时，磁头会移动到盘面上读取数据，读取完会回到起始位置。磁盘怎么确定数据在哪个扇区？

CHS寻址

要找到一个扇区，先确定在哪个面（对应哪个磁头），然后确定哪个磁道，最后确定在哪个扇区。
磁盘结构的抽象

磁带里面的塑料带就像磁盘的盘片，播放时会将磁带从一边卷到另一边。虽然是圆形的，但可以将磁带抽出来，就成了线性结构，里面分为很多部分。磁盘虽然是圆形的，也可以拉开抽象为线性结构，每一块就像一个扇区，访问一个扇区只需要知道下标，就像给每一个扇区编了号，这种寻址方式是LBA寻址。将LBA寻址转换为CHS寻址，就可以找到数据扇区

磁盘管理

将数据存储到磁盘变为存储到数组，找到扇区变为找到数组特定位置，这样对磁盘的管理变为对数组的管理，就方便了很多

一整个磁盘不好管理，可以将磁盘分为几个区，就可以转换为小分区的管理。 橙色部分是分区的信息，电脑启动的信息，不只存一份，还有几个备份，当启动出问题就可以拷贝过来恢复

上面的橙色部分就是BootBlock，一个分区还是大，可以划分为很多个快，其中每个块的结构如上图。

块组

虽然磁盘的基本单位是扇区，512字节，但是操作系统（文件系统）和磁盘进行IO的基本单位是：4KB（8*512byte），一个block块的大小，所以磁盘也叫块设备

为什么不以512字节为单位

1.如果给的太小，需要多次IO，效率会低
2.如果操作系统和磁盘一样的大小，万一磁盘基本大小编了，Os的源代码要不要改，硬件和软件（os）进行解藕

linux ext2文件系统，上图是磁盘文件系统图（内核内存映像有所不同），磁盘是典型的快设备，硬盘分区被划分一个个的block。一个block的大小是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bloc大小为1024、2048或4096字节。而上图中启动快

• 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。政府管理各区的例子
• 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的信息被损坏，可以说整个文件系统结构就被破坏了
• GDT，Group Descriptor Tbale：块组描述符，描述块组属性信息，包含每个块组的总体信息，如数据位图的块号、索引节点位图的块号、索引节点表的起始块号、空闲数据块和 inode 的个数等。
• 块位图（Block Bitmap）：假设有1000+个blocks，就有1000+个比特位，和block一一对应，每个bit表示一个哪个数据块被占用，哪个没被占
• inode位图（inode Bitmap）：同上，表示inode是否空闲可用
• inode节点表：一个大小128字节的空间，所有文件inode空间的集合，需要标识唯一性，每一个inode块，都要有一个inode编号。一般一个文件，一个inode，一个inode编号。存放文件属性和大小，所有者，最近修改时间等
• data blocks：存放文件内容，多个4kb（扇区*8）大小的集合，保存的都是特定文件的内容

在上面的区分后，linux在存储文件时，内容和属性是分开存储的。文件=内容+属性，属性存在inode，内容存在data里。这样可以让一个文件的信息可追溯，可管理

在每个块组内写入相关的管理数据，整个分区就被写入了文件系统信息，这就是格式化

文件查找

找到文件，只要找到对应的inode编号，就能找到该文件的inode属性合集。那么文件的内容怎么知道，哪些块是这个文件的？

inode中存了文件的属性和同一个块组的编号

如果一个文件特别大，block数据块里不只可以放内容，也可以放其他块的编号，这样类似多叉树的机构，节点就会存在大量的数据块，就可以表示一个大文件

inode

文件属性第一串数字就是inode

找到inode编号，就能找到分区里特定的bg，然后有了inode属性和内容，怎么知道一个文件的inode编号 。在linux里，想找一个文件，首先知道的是文件名，但文件inode属性里并没有文件名，文件名是在哪里？

在linux目录下，有很多文件，但是同一个目录里没有重复的文件名。目录其实也是文件，有自己的inode，也有data block，data里就存文件名以及文件名和inode的映射关系，这两个互为key值。正因为目录也是文件，所以也有自己的权限，x就是进入目录，w创建文件，需要写入文件名，r显示文件名和属性，读取文件属性和内容

寻找inode编号，依托的是目录结构，所以相对路径和绝对路径的关键在于定位目录，才能读取目录里的文件。关于目录名怎么找到自己的inode，在linxu里有目录树结构，保存了目录之间的关系和目录名与inode的映射关系

创建文件
先找到目录所在的分区，然后找到块组，在inode bitmap找到没有被占用的编号，置为1，然后将文件的属性写入，比如权限，所属组，时间等，将datablock映射关系建立，block位图置为1。有了inode编号，还需要在目录block里写入文件名，编号和文件名映射关系。

删除文件
以文件名为key，找到对应文件的inode，将inode bitmap和block bitmap的内容修改为0，无占用。再将映射关系删掉就行了。有时候删部分文件只需要修改文件大小。所以删除文件比拷贝快的多，所以文件删除也是可以恢复，只需要找到inode，将inode bitmap恢复，将映射的数据块恢复。但是，如果这个inode和data block被再次占用覆盖了，就找不到了

查看文件
ls找到目录，显示目录的对应的文件名和文件属性
cat根据文件名找到文件inode，显示文件内容

磁盘空间或者块组还有空间，但文件创建失败

inode和block是固定的，如果一个申请不下来，就会出现这种情况