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??每一個不曾起舞的日子，都是對生命的辜負(fù)

目錄

1.磁盤引入

2.文件系統(tǒng)?

2.1初識inode

2.2inode Table

2.3inode Bitmap

2.4Data Blocks

2.5Block Bitmap

2.6Group Descriptor Table

2.7超級塊Super Block

2.8Boot Block

2.9有關(guān)文件名

如何知道文件在哪一個分區(qū)？

3.軟鏈接與硬鏈接

3.1軟鏈接

3.2硬鏈接

前言

系統(tǒng)中大部分的文件是沒有被打開的，那么操作系統(tǒng)是如何管理這些沒有被打開的文件呢，接下來我們就要開始學(xué)習(xí)Linux系統(tǒng)對于文件的管理。

歡迎大家??收藏??以便未來做題時可以快速找到思路，巧妙的方法可以事半功倍。

=========================================================================文章來源地址http://www.zghlxwxcb.cn/news/detail-838468.html

GITEE相關(guān)代碼：??樊飛 (fanfei_c) - Gitee.com??

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1.磁盤引入

為了輔助后續(xù)linux系統(tǒng)對文件的管理，我們可以從磁盤入手，雖然磁盤現(xiàn)在已經(jīng)很少出現(xiàn)在個人計算機上了（固態(tài)硬盤\機械硬盤），但對磁盤的學(xué)習(xí)可以幫助我們后續(xù)對文件系統(tǒng)的認(rèn)識。

為什么要學(xué)習(xí)磁盤呢？

主要是為了研究磁盤的尋址方式，就是如何快速定位到某個位置。

根據(jù)上圖有關(guān)磁盤的基本概念，你可能對磁盤的尋址方式有了初步的猜測。

對磁盤進(jìn)行讀寫操作時，一般有以下幾個步驟：

1. 確定讀寫信息在磁盤的哪個柱面。
2. 確定讀寫信息在磁盤的哪個盤面。
3. 確定讀寫信息在磁盤的哪個扇區(qū)。

所以通過以上三個步驟我們就可以快速定位到一個扇區(qū)，從而找到讀寫位置。

注意：扇區(qū)大小一般為512字節(jié)。

該尋址方式被稱為『 CHS定位法?』。

• C：cylinder 柱面
• H：head 磁頭（通過不同的磁頭確定不同的盤面）
• S：sector 扇區(qū)

2.文件系統(tǒng)?

試想：如果我們把盤面拉直，是不是就得到了一個由n個扇區(qū)組成的“數(shù)組”?，這里可以聯(lián)想到磁帶。

那么該數(shù)組的基本單元是多大呢？

????????我們前面說一個扇區(qū)的大小為512字節(jié)，但是操作系統(tǒng)認(rèn)為512字節(jié)太小了，訪問效率太慢了，所以操作系統(tǒng)將連續(xù)的8個扇區(qū)作為一個基本數(shù)據(jù)塊，即4KB，?所以這4KB就是IO的基本單位，也就是說只要需要修改數(shù)據(jù)，哪怕再小，操作系統(tǒng)也要將這4KB拿出來做修改再放回去，這就是所謂的基本單位。

注意：不同操作系統(tǒng)可能不同，這個是自己定義的，但大部分操作系統(tǒng)都是4KB。

所以每8個扇區(qū)組成一個新的基本單元（數(shù)據(jù)塊），從而得到的一個新的數(shù)組。

通過數(shù)組的下標(biāo)（該下標(biāo)被稱為『 LBA（logic block address）邏輯塊地址』），我們只要知道『 每個磁道上的扇區(qū)數(shù)』和『 每個盤面上的扇區(qū)總數(shù)』，就可以通過計算得到對應(yīng)的扇區(qū)位置。

?這一轉(zhuǎn)化過程是磁盤自動轉(zhuǎn)化的，所以通過這樣的方式，我們成功將『 對磁盤的管理』轉(zhuǎn)化為了『 對數(shù)組的增刪查改』。

假設(shè)我們總共有400GB的磁盤空間，那么我們可以將這400GB進(jìn)行分區(qū)管理，假設(shè)每個區(qū)域有100GB，同樣的對于每個區(qū)域來說，我們可以將這100GB再劃分得到每10GB的數(shù)據(jù)塊，這樣只要管理好這10GB，就能管理好全部，即只要管理好局部，就能管理好全局，那么接下來我們來研究一下如何管理這10GB，下圖為Linux ext2文件系統(tǒng)的方案：

2.1初識inode

文件=文件內(nèi)容+文件屬性。

文件內(nèi)容就是文件當(dāng)中存儲的數(shù)據(jù)，文件屬性就是文件的一些基本信息，例如文件大小、文件創(chuàng)建時間等信息都是文件屬性，文件屬性又被稱為元信息。

注：文件名不屬于文件屬性。

那么一般來說文件內(nèi)容大小是不確定的，而文件屬性大小是固定大小，因為文件屬性的類別都是一樣的，只不過不同文件中對應(yīng)類別存儲內(nèi)容不同，比如創(chuàng)建時間不同等。

注：在Linux操作系統(tǒng)中，文件的元信息和內(nèi)容是分離存儲的。

所以設(shè)計出了一個結(jié)構(gòu)體用來描述文件屬性，該結(jié)構(gòu)體即為inode，大小一般為128字節(jié)，每個文件都有自己的inode和對應(yīng)的inode編號，該inode編號在『 所處分區(qū)』內(nèi)唯一。

所以系統(tǒng)中標(biāo)識一個文件，用的不是文件名，而是inode編號。

注：無論是文件內(nèi)容還是文件屬性，它們都是存儲在磁盤當(dāng)中的。

所以我們可以猜想inode的結(jié)構(gòu)可能如下：?

然后我們再來研究一下數(shù)據(jù)塊組內(nèi)其他成員：?

2.2inode Table

inode Table中存儲的是該塊組內(nèi)所有文件的inode結(jié)構(gòu)體，組織方式類似數(shù)組。

2.3inode Bitmap

還記得位圖么，沒錯，這里同樣是位圖的尋址方式，每個bit標(biāo)識一個inode是否空閑可用。

• 比特位的位置：inode Table中第幾個inode。
• 比特位的內(nèi)容：標(biāo)識該inode是否被使用。

2.4Data Blocks

數(shù)據(jù)區(qū)，存儲的是文件內(nèi)容，內(nèi)部由n個數(shù)據(jù)塊構(gòu)成，我們前面說每個數(shù)據(jù)塊大小為4KB，由8個扇區(qū)構(gòu)成。

2.5Block Bitmap

同樣是位圖，不過該位圖記錄著Data Blocks中哪個數(shù)據(jù)塊已經(jīng)占用，哪個數(shù)據(jù)塊沒有被占用。

• 比特位的位置：Data Blocks中第幾個數(shù)據(jù)塊。
• 比特位的內(nèi)容：標(biāo)識該數(shù)據(jù)塊是否被使用。

另外，由于每個數(shù)據(jù)塊大小僅為4KB，而文件大小可能會高于4KB，即一個文件可能會占用多個數(shù)據(jù)塊，所以inode結(jié)構(gòu)體中還會有這樣的一個設(shè)計：

該block數(shù)組是為了映射更多的數(shù)據(jù)塊，那么此時你可能還會有疑問：那該數(shù)組大小為15，15*4KB=60KB，那更大的文件呢？

其實這里block數(shù)組中：

• 0-11下標(biāo)對應(yīng)內(nèi)容才為直接映射；
• 12-13下標(biāo)對應(yīng)的數(shù)據(jù)塊并不直接保存數(shù)據(jù)，而保存指向其他數(shù)據(jù)塊的編號（二級索引）；
• 14下標(biāo)對應(yīng)的數(shù)據(jù)塊保存指向其他數(shù)據(jù)塊的編號，而這些其他數(shù)據(jù)塊也不直接保存數(shù)據(jù)，他們保存指向另外更多其他數(shù)據(jù)塊的編號（三級索引）；

所以存儲文件的量級還是非?？捎^的。

如何根據(jù)inode編號在不同塊組中快速定位到inode呢？?

其實每個分組都有對應(yīng)的『 起始inode編號』，我們可以首先根據(jù)每個分組的起始編號，判別在哪個組，然后減去該分組的起始編號，就能得到一個偏移量，該偏移量就是inode位圖位置和inode表的下標(biāo)索引。

你有沒有發(fā)現(xiàn)計算機刪除文件的速度一般很快？

其實這就是因為位圖的設(shè)計方式，刪除文件只需要將兩個位圖中對應(yīng)的映射關(guān)系修改即可，其實就是相當(dāng)于刪除了映射，而存儲在Data Blocks中的屬性和數(shù)據(jù)都沒有改動，所以刪除文件的速度往往很快。

2.6Group Descriptor Table

描述整個塊組的屬性信息，諸如該塊組有多少個inode，多少個數(shù)據(jù)塊等等。

2.7超級塊Super Block

存放文件系統(tǒng)本身的結(jié)構(gòu)信息。記錄的信息主要有：block?和 inode的總量，未使用的block和inode的數(shù)量，一個block和inode的大小，最近一次掛載的時間，最近一次寫入數(shù)據(jù)的時間，最近一次檢驗磁盤的時間等其他文件系統(tǒng)的相關(guān)信息。

Super Block的信息被破壞，可以說整個文件系統(tǒng)結(jié)構(gòu)就被破壞了。

一般一個分區(qū)內(nèi)會有少數(shù)幾個塊組內(nèi)存在，存儲相同的內(nèi)容，主要目的是備份，防止文件系統(tǒng)結(jié)構(gòu)被破壞。

操作系統(tǒng)對文件系統(tǒng)的管理：不同分區(qū)的Super Block構(gòu)建成對象用鏈表的結(jié)構(gòu)鏈接起來。?

2.8Boot Block

一般僅在0號盤面的0號扇區(qū)存在，也就是最開始的位置，它主要作用是為了輔助開機，加載操作系統(tǒng)等，這里感興趣的大家可以自行學(xué)習(xí)。

2.9有關(guān)文件名

在linux操作系統(tǒng)中，我們之前對文件的操作從未利用過inode尋找文件位置，而是利用文件名，那文件名與inode編號又有什么樣的聯(lián)系呢？

這里就要從目錄說起了。

目錄（文件夾）也是文件，只要是文件就有自己的inode和文件內(nèi)容，那目錄文件的文件內(nèi)容存儲的是什么呢？

其實目錄文件的文件內(nèi)容為目錄內(nèi)文件名與對應(yīng)文件inode編號的映射關(guān)系。

所以這里我們就可以重新認(rèn)識一下對文件的增刪查改操作了。

為什么之前我們說當(dāng)前用戶如果沒有目錄的寫權(quán)限，那么就無法對目錄內(nèi)的文件進(jìn)行操作呢？

其實原因就在這里，因為你不能寫入目錄文件的內(nèi)容（即映射關(guān)系）。

讀權(quán)限等也是一樣的道理。

目錄文件與inode編號的映射關(guān)系存儲在上級目錄。

所以查找一個文件，在內(nèi)核中，都要逆向地遞歸般得到映射關(guān)系，直到根目錄，然后從根目錄開始進(jìn)行路徑解析（根目錄的inode是確定的）。

這樣就一定會存在一種數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)用來緩存對應(yīng)路徑的映射關(guān)系，這種數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)被稱為dentry（路徑緩存、dentry緩存）。

struct dentry {
	atomic_t d_count;
	unsigned long d_vfs_flags;	/* moved here to be on same cacheline */
	spinlock_t d_lock;		/* per dentry lock */
	struct inode  * d_inode;	/* Where the name belongs to - NULL is negative */
	struct list_head d_lru;		/* LRU list */
	struct list_head d_child;	/* child of parent list */
	struct list_head d_subdirs;	/* our children */
	struct list_head d_alias;	/* inode alias list */
	unsigned long d_time;		/* used by d_revalidate */
	struct dentry_operations  *d_op;
	struct super_block * d_sb;	/* The root of the dentry tree */
	unsigned int d_flags;
	int d_mounted;
	void * d_fsdata;		/* fs-specific data */
 	struct rcu_head d_rcu;
	struct dcookie_struct * d_cookie; /* cookie, if any */
	unsigned long d_move_count;	/* to indicated moved dentry while lockless lookup */
	struct qstr * d_qstr;		/* quick str ptr used in lockless lookup and concurrent d_move */
	struct dentry * d_parent;	/* parent directory */
	struct qstr d_name;
	struct hlist_node d_hash;	/* lookup hash list */	
	struct hlist_head * d_bucket;	/* lookup hash bucket */
	unsigned char d_iname[DNAME_INLINE_LEN_MIN]; /* small names */
}

這里dentry具體的結(jié)構(gòu)我們不作研究，只需要知道每個『 打開的文件』的dentry里面存儲了inode屬性和路徑屬性，當(dāng)然不止目錄文件這樣存儲，普通文件也是一樣的。

如何知道文件在哪一個分區(qū)？

這個問題很關(guān)鍵，因為inode是在分區(qū)內(nèi)唯一的，不同分區(qū)可能會存在相同inode。

其實，一個文件系統(tǒng)所對應(yīng)的分區(qū)，都掛載在指定的目錄中。

也就是說我們可以通過路徑分析出文件在哪一個分區(qū)，路徑的本質(zhì)其實就是字符串，我們可以通過字符串前綴分析得到路徑，然后根據(jù)該路徑識別當(dāng)前文件所處的分區(qū)即可。

一個被寫入文件系統(tǒng)的分區(qū)，要被linux使用，必須先把這個具有文件系統(tǒng)的分區(qū)進(jìn)行掛載。

可以通過『 df -h』命令查看文件系統(tǒng)和路徑之間的聯(lián)系：

掛載在內(nèi)核中就是將兩種數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)產(chǎn)生某種聯(lián)系，分別是文件系統(tǒng)的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)和路徑緩存dentry的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。

3.軟鏈接與硬鏈接

3.1軟鏈接

我們可以通過『 ln -s 文件名 軟鏈接名』命令創(chuàng)建軟鏈接。

軟鏈接的本質(zhì)是文件，擁有獨立的inode。

軟鏈接文件內(nèi)容存放的是文件所在的路徑信息，相當(dāng)于windows系統(tǒng)的『 快捷方式』。?

3.2硬鏈接

我們可以通過『 ln?文件名 軟鏈接名』命令創(chuàng)建硬鏈接。

通過上圖我們發(fā)現(xiàn)硬鏈接與被鏈接文件的inode編號相同，也就是說硬鏈接本身并不是文件。

?我們之前從未提到過如上圖所示的數(shù)字代表什么意思。

其實這就與硬鏈接有關(guān)。

它反映的是硬鏈接數(shù)，或者說是inode的引用計數(shù)，即當(dāng)前文件的inode被多少文件所映射。

當(dāng)建立硬鏈接后，我們發(fā)現(xiàn)test文件的硬鏈接數(shù)++變?yōu)?了。

當(dāng)我們刪除掉硬鏈接link.hard，利用unlink命令或rm命令都可以。

發(fā)現(xiàn)硬鏈接數(shù)--變?yōu)?。

普通文件硬鏈接數(shù)初始為1：因為文件的目錄中就存儲這一份文件名和inode的映射關(guān)系。

目錄文件硬鏈接數(shù)初始為2，為什么呢？

還記得 『? . 和 .. 』么？

沒錯? 『 . 』和『? .. 』就是硬鏈接的實際應(yīng)用。

注意

可以給目錄文件建立軟連接；

不能給目錄文件建立硬鏈接：目的是為了防止無窮遞歸，形成路徑環(huán)路。

那為什么『? .?』和『? .. 』建立了與目錄文件的硬鏈接呢？

因為系統(tǒng)自己可以給目錄建立硬鏈接，而用戶不能。

主要是linux系統(tǒng)自己設(shè)計的可以做特殊區(qū)分，防止形成路徑環(huán)路。

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