目录
前言
硬盘
物理结构
存储结构
CHS定址法
操作系统对硬盘的管理和抽象
文件系统
分区
分组
inode号
分配
逆向路径解析
分区挂载
目录作用
总结
前言
欢迎收看本期【Linux杂货铺】内容，本期主要讲解文件系统的概念，其中我们会先讲解什么是硬盘，硬盘的物理和逻辑结构分别是什么样子，最后会讲解操作系统是如何通过文件系统管理硬盘的。
硬盘
物理结构
硬盘也叫做磁盘，中间有一个盘面，盘面是可读可写可擦除的一个设备，每一个盘面都有一个磁头。盘面会进行高速旋转，磁头在马达和永磁铁的作用下，会左右摆动，通过电磁感应等方式，将0,1这样的数据存储在硬盘上。
所以硬盘本质上是一个机械设备。
存储结构
硬盘读写的基本单位就是：扇区（512 B 或者 4 KB）。
通过上图得出结论： 1片 = n个磁道（柱面） ； n个磁道（柱面）= m个扇区
CHS定址法
了解了磁盘上有盘片，柱面和扇区后，扇区就是磁盘读写的基本单位，想要找到数据，就要找到指定盘片上指定柱面上的指定扇区，这就是CHS定址法。
1. 找到指定的磁头（Header）
2. 找到指定的磁道/柱面（Cylinder）
3. 找到指定的扇区（Sector）
所以得出结论，盘片为什么要告诉旋转？定位指定扇区。磁头为什么要左右摆动？定位指定的磁道
操作系统对硬盘的管理和抽象
如果OS直接使用CHS，耦合度太高（硬件改变，影响软件，软件也要改变），同时也为了方便实现内核进行磁盘管理，所以需要进行逻辑抽象。OS和磁盘进行交互的时候，基本单位是4KB（8个连续的Sector）。
我们将一个个圆的磁盘抽象成一个巨大的数组，每一个元素就是一个sector，我们就会有一个扇区数组 sector disk_array[N]。
有了数组，天然的就会有下标index，我们就可以使用下标，通过某种算法，转换为CHS地址，这样就进行了解耦。
举个例子，我们有个硬盘，每个面有1000个扇区，10个磁道,即每1个磁道有100个扇区。
index / 1000 = H
index % 1000 = temp [0 , 999]
temp / 100 = C
temp % 100 = S
我们先确定在哪个盘面，在确定在哪个柱面，最终定位到在哪个扇区。
OS每次操作只能是512B的话，效率太低。所以一般而言，磁盘访问的基本单位是512B，OS与磁盘交互的基本单位是4KB（8 * sector）。一次I/O读取更多数据，提高了效率。
8个连续的扇区，就称作数据块。每一个块都有一个块号，我们通过 块号 * 8 = index ，就能将块号转为sector数组下标，得到扇区的下标就能转为CHS地址。
所以对OS而言，读取数据，就以块为单位。
所以我们只要知道了硬盘大小，就能知道有多少个块，每个块的块号也就有了，知道了起始块的块号，连续的读8个sector下标，就能转换为对应的多个CHS地址。
这就是LBA（逻辑区块地址）。LBA可以意指某个数据区块的地址或是某个地址所指向的数据区块。
这样就得到了LBA数组，LBA block[N]，通过对数组的管理，达到对硬盘的管理，就是先描述，再组织。
文件系统
接下来，我们使用的是Linux中的ext2文件系统进行讲解。
分区
概念：分区是将硬盘空间划分成独立的区域，每个区域可以被单独管理和使用。
分组
我们只要管理好一个分区，就能使用相同标准管理好所有分区，进而管理好整个硬盘。
分完区后，还是太大，所以进行分组，管理好一个组，就能管理好每个组，进而管理好一个分区。这就是分支思想。
上图是磁盘文件系统。磁盘是典型的块设备，磁盘分区被划分为一个个block，一个block的大小是有格式化确定的，并不可以修改。
这就引入了文件系统的概念，通过文件系统管理好分组，进而管理好分区，从而管理好硬盘，每个分区有自己的文件系统，每个分区的文件系统可以不同。
此外，我们还需要知道，Linux中，文件的内容和属性分开存储。
Data blocks （数据区）：存放文件内容。也是占据区域最大的。
Block Bitmap（块位图）：记录者Data Block 中哪个数据块已经被占用，哪个数据块没有被占用。比特位的位置，表示块号，比特位的内容，表示该块是否被占用。
inode table （inode节点表）：Linux中文件属性是一个大小固定的集合体，大小是128字节，inode内部不包含文件名，并且1个文件对应1个inode。所以在内核里，不看文件名，只看inode号。
Linux中，文件属性是一个大小固定的集合体（128 B）。其中最重要的字段是inode_num,即inode号，此外data[N]数组里面元素存储着存放内容的块的块号（N一般是15），分为一级，二级，三级等直接和间接映射。
ls -li //查看文件的，并且能查看到inode
inode bitmap：比特位的位置表示第几个inode，内容表示该inode是否空闲可用。
GDT（块组描述符）：块描述符，描述块组的信息。
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。super block 存放在多个block中（2~3个），但不是每个block中都有。
以上我们就对文件系统有了基本的概念，所以我么将硬盘分区后，分组并且写入文件系统，这就是格式化。所以格式化的本质，就是在硬盘中写入文件系统。
inode号
分配
inode编号的分配是以分区为单位进行分配。所以超级块 和 GDT 记录着每个分组的其实inode，结束inode，以此将inode分配个不同区域（分组）。inode bitmap 和 inode table是从0开始的，所以知道inode ，在 - 起始inode，就能对应到inode bitmap和i节点表中对应的下标，找到对应的文件属性，进而找到文件内容。
所以不同分区可能有相同的inode，但1个分区内不能有相同的inode。
Dateblock也是同样的原理，数据块也是整体分配，也有statr块号，end块号，有对应的块号也能映射到对应组的块号里面。
inode映射到对应的组后，优先使用当前组的数据块，除非文件非常大，否则不建议跨组访问。但 inode 和 数据块 是可以跨组访问的。
总结，在分区内知道了inode，就能确定在哪个分组，在组内减起始inode，就能找到inode bitmap，检测是否被用，再在i节点表中找到或存储inode属性，进而在数据块中找到对应的文件内容。
逆向路径解析
前文中，我们讲解在内核中，操作一个文件，使用的是文件的inode，但用户使用的是文件名，所以文件名一定和inode存在映射关系。映射关系存储在哪呢？
目录，也是一个文件，文件内容就是 文件名 和 inode的映射关系。所以有了目录，就有了文件名和inode的映射关系。
但目录也是一个文件呀，所以目录也会查找自己的目录，找到自己的inode号，一直找到根目录为止，这就是所谓的逆向路径解析。
目录的r权限：是否允许度目录内容，即文件名:inode的映射关系，拿不到inode，就读不了。
目录的w权限：先当前目录写文件名:inode的映射关系
逆向路径解析是OS自己做的，根据文件路径，找到文件inode，这也就是为什么要有路径的原因了，也是为什么一个目录下不能建立同名文件。
但是逆向路径解析不是每一次都进行的，Linux会缓存常用的路径结构。
分区挂载
之前，我们都是在一个分区内知道了inode，但是我们如何知道我们在哪个分区呢？在Linux中，分区需要挂载到指定目录，即将分区和目录进行关联，进入分区就是进入目录。
目录作用
1. 确定在哪个分区 ；
2. 文件名：inode的映射关系，找到指定文件的inode
那么目录/路径谁提供的呢？我 或者 进程已经提供了。即内核文件系统提前写入并组织好，然后我们提供的。
例如，打开一个文件open()，第一个参数需要你提供文件名，open早就提供了cwd(当前路径)，拼接上你的文件名，就能得到一个路径，然后找到inode，进而创建或读写文件内容。
总结一下：文件的创建，会在目录下创建，而路径是由内核文件系统提起写入并组织好，我们提供文件名拼接形成。如进程的cwd（存储当前路径） + 文件名 ，从而在指定目录下创建文件。再根据路径的前缀确定在哪个分区，在指定分区下申请位图，块，属性等资源，进行文件操作。
总结
以上，我们就对Linux中的文件系统做了详解，开始，我们介绍了硬盘这一物理设备，介绍了它的物理结构，存储结构以及OS如何管理硬盘，之后，我们讲解什么OS如何通过文件系统管理好分组，进而管理好分区，从而管理好整个硬盘。最后，讲解了inode是如何来的，目录和分区的关系，总结了如何创建，读写文件的。
以上，就是本期【Linux杂货铺】的主要内容了，如果感觉本期内容对你有帮助，欢迎点赞，收藏，关注 Thanks♪(･ω･)ﾉ
参考阅读
发表评论