13.Ext系列文件系统

文件分类：

被打开的文件->基础IO，内存级的

没有被打开的文件->存在磁盘上

核心问题：如何被我们找到？

目录结构组织的，目录是树状的。（最基本诉求，文件系统）

 一、磁盘

磁盘用南北磁极表示0,1。

通过改变对应位置的南北级来改变数据表示。

高温可以消磁。

磁盘的物理结构：

磁盘存储的基本单位是：扇区（512字节）

磁头在传动臂的驱动下，是共进退的；因此，磁盘写入的时候，可以向柱面上批量写入。

CHS（Cylind Head Sector）定址：首先确定柱面，然后磁头确定对应的磁道，转轴带动盘片转动确定对应的扇区。

逻辑结构：

将磁盘的每个磁道拉直，就形成了一个数组，因此，对于磁盘的地址，只需采用一个数字（数组下标）即可记录，这种地址叫做LBA（Logical Block Address）。（线性结构）

注：扇区从1开始编号，磁头从0开始编号。

处于同一个柱面的磁道扇区数是相同的，对于同一个柱面，磁道和扇区就组成了一个二维数组，对于柱面，磁道，扇区，就组成了一个三维数组。（CHS定址）

OS只需要使用LBA就可以了！！LBA地址转成CHS地址，CHS如何转换成为LBA地址。谁做啊？？磁盘自己来做！固件(硬件电路)

LBA转CHS：

CHS转LBA：

二、文件系统（重点）

1.块概念，文件系统载体，inode 

块的概念：OS访问磁盘，不以扇区为单位，而是以“块”为单位，一般是4KB（可调整），8个连续扇区。

块地址：

本质就是LBA地址，只不过记录块的起始LBA地址。

磁盘的管理，分区管理：

一个分区一套文件系统，文件系统的载体是分区，因此不同分区可以有不同文件系统。（分治思想）

文件=内容+属性；Linux下，内容和属性是分开存储的。

Linux中，任何正常文件，都有自己的属性集合，struct inode，大小固定，128字节。

特别地，文件名不会作为属性保存到inode中，原因：文件名大小可变，而inode大小固定。

文件名保存在目录的内容中，与inode相互映射。

ls -li查看文件的属性以及inode编号。

2.ext2文件系统

我们想要在硬盘上储文件，必须先把硬盘格式化为某种格式的文件系统，才能存储文件。文件系统的目的就是组织和管理硬盘中的文件。

Block Group块组划分：

1）Super Block（超级块）： 存放文件系统本身的结构信息，描述整个分区的文件系统信息。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。（分区全局属性）

超级块在每个块组的开头都有一份拷贝（第一个块组必须有，后面的块组可以没有）。 但是为了保险起见，其他位置有可能有。

2）GDT（块注描述符表， Group Descriptor Table）： 描述块组属性信息，整个分区分成多个块组就对应有多少个块组描述符。每个块组描 述符存储⼀个块组 的描述信息，如在这个块组中从哪里 开始是inode Table，从哪里 开始是Data Blocks，空闲的inode和数据块还有多少个等等。 块组描述符在每个块组的开头都有一份拷贝。（分区全局属性）

类似于进程地址空间的struct mm_struct，记录各个分区的开始和结束位置。

3）Block Bitmap（块位图）：记录Data Block中块的使用情况。

4）Inode Bitmap（inode位图）： 每个bit表示一个inode是否空闲可用。

5）inode Table（inode节点表）：存储inode，同一分区跨组编号，不可跨分区。

6）Data Block（数据块）：存储数据，同一分区跨组编号，不可跨分区。

回归最原本问题（如何找到文件），拿到一个文件的inode，就可以找到文件的所有内容。

原因：inode中有datablocks数组，记录该文件对应的数据块的编号，拿到了编号就可以得到该文件的内容。

如何确定分组？

有了inode号（inode分区内跨组编号），每个分组inode数量是固定的，通过除运算，可以得到组号，通过取模运算，可以得到在该组的位置。

Linux下如何看待目录：

文件=内容+属性，文件名不保存在属性inode里，那么就只能保存在内容里。

文件名保存在当前文件上级目录的数据内容里。

inode和数据内容有映射关系，文件名和inode有映射关系，文件系统只认inode。

我们访问任何文件，都必须要有路径！

路径+文件名，先打开对应的路径，读取上级目录的内容，找到文件名，找到文件名对应的inode，就拿到了inode对应的数据内容。（上级目录内容->文件名->inode->inode对应内容）

路径由谁提供？进程提供。

我们访问任何文件都要从根目录开始进行路径解析->每次路径解析都是IO操作->效率低-> OS会在进行路径解析时，会把我们历史访问的所有目录（路径）形成一颗多叉树进行保存（内存及的）。

Linux磁盘中，不存在真正的目录，只有文件。只保存文件属性+文件内容。
Linux目录的概念，怎么产生的？

打开的文件是目录的话，由OS自己在内存中进行路径维护。

多叉树大小有限制，使用lru算法，来实现节点淘汰。

为了方便查找，有哈希结构。

这个树形结构，整体构成了Linux的路径缓存结构，打开访问任何文件，都在先在这棵树下根据路径进行查找，找到就返回属性inode和内容，没找到就从磁盘加载路径，添加dentry结构，缓存新路径。

挂载分区（根据路径确定分区）

挂载概念：
磁盘->分区->格式化->我们依旧不能使用这个分区，这个分区不是目录，不能直接进入。

我们的分区，一定要和特定的某个目录关联->通过进入这个目录，就相当于进入这个分区（挂载）

得到了文件code.c的inode，如何确定分区？根据路径。

实验：

dd if =/dev/zero of=./disk.img bs=1M count=5 #制作 一个大的磁盘块，就当做一个分区

mkfs.ext4 disk.img # 格式化 写入文件系统

df -h # 查看可以使用的分区

sudo mount -t ext4 ./disk.img ./dir  # 将分区挂载到指定的目录

sudo umount ./dir  # 卸载分区

/dev/loop0 在Linux系统中代表第⼀个循环设备（loop device）。循环设备，也被称为

回环设备或者loopback设备，是⼀种伪设备（pseudo-device），它允许将文件作为块设备

（block device）来使用。 这种机制使得可以将文件（比如ISO镜像文件）挂载（mount）为

文件系统，就像它们是物理硬盘分区或者外部存储设备⼀样。

结论：

分区写入文件系统，无法直接使用，需要和指定的目录关联，进行挂载才能使用。

所以，可以根据访问目标文件的"路径前缀"准确判断我在哪⼀个分区。

总结：

3.软链接和硬链接

软链接：独立的文件，内容+属性，内容中保存目标文件的路径。

用途：快捷方式。

操作：ln -s srcfile dstfile

硬链接：不是独立的文件，本质是一组新的文件名指向目标文件。

用途：文件的备份

操作：ln src dst

文件内部有引用计数，_i_links_counts，硬链接的引用计数。

.表示当前目录，.是当前目录的硬链接。

..表示上级目录，..是上级目录的硬链接。

我们在删除文件时干了两件事情：1.在目录中将对应的记录删除，2.将硬连接数-1，如果为0，则将对应的磁盘释放。