Linux文件系统之inode

文章目录

• • 1. 磁盘
  • • 1.1 认识磁盘
    • 1.2 磁盘物理构造
    • 1.3 磁盘逻辑结构
  • 2. 文件系统
  • 3. 如何理解目录

1. 磁盘

1.1 认识磁盘

文件 = 内容 + 属性，而文件是存储在磁盘上，那么可以理解为磁盘上存储的文件 = 存储的文件内容 + 存储的文件属性。

文件的内容采用的是块式的存储——数据块

文件的属性用inode描述

在Linux中文件在磁盘上存储，是将内容和属性分开存储的。

我们目前的电脑，搭载的基本上都是固态硬盘（ssd），而老式的电脑，搭载的基本上都是磁盘（机械盘）

固态硬盘IO效率高，但有使用寿命，成本也较大；

机械盘容量大、成本低，效率低于固态硬盘

磁盘是一个永久性存储介质，是计算机中唯一一个机械设备，也是一个外设。我们的计算机全程又叫高速计算的电子计算机器，它是电子的，电信号的传递和机械设备信号的传递，肯定不是一个量级的，这就是它效率相对低的一个原因。

我们小时候接触的光盘，其实就和磁盘有点类似，只不过光盘只有一面是光的，采用的光信息存储；而磁盘如果有一个盘片的话，这个盘片2面都是光的。

盘面高速旋转，然后磁头来回摆动读取数据，这个磁头每面都会有一个磁头（虽然是一面一片，但都是整体移动的），磁头和盘面并不接触，悬浮在盘面。

为什么笔记本不用磁盘了呢？这就是原因之一，我们的笔记本是便携式，要来来回回移动电脑，如果搭载磁盘，那么势必会让磁头和盘面接触到，这样就可能会刮花盘面，而盘面是存储数据的，这样就会导致数据的丢失。

磁盘存储原理：

吸铁石有南北级，我们这里就可以把南北极理解为二进制0和1，然后通过某种特性，改变它的南北极，这样就相当于对0和1进行修改。

磁盘就可以理解为无数个小的吸铁石构成，磁头扫到磁盘某个位置时，通过电脉冲改变这个南北极，就相当于读数据进行写入。

1.2 磁盘物理构造

磁盘被访问的最基本单位为扇区，一般一个扇区的大小为512byte，要把数据存到磁盘，就得定位一个扇区。

1. 定义用哪个磁头
2. 哪个一个磁道
3. 哪一个扇区

在中这个定位过程中，磁头摆动的次数越多，就说明定位的时间越长。也就是运动的次数越多，效率越低；运动的次数越少，效率越高。

那么对于设计的角度来说，就尽量将有关联的数据放在一起，减少定位寻址的时间

1.3 磁盘逻辑结构

在以前，我们买专辑或者是以前的英语课本，都是以磁带形式录制的，在物理上看，这些磁带是同心圆绕在一起，但如果我们将其全部抽出来，我们在逻辑上可以理解为是线性的。这就有了一个基于扇区的数组，每个扇区都有其对应的下标。

这个28888叫LBA逻辑区块地址；转换过来物理地址就叫CHS

2. 文件系统

我们电脑里面会分多个盘（C盘、D盘、E盘…）来便于我们用户管理不同的数据。

但在系统层面的分区，其实就是将一整块的内容，定义头尾，这样来表示分区：

struct partion
{
    int start;
    int end;
}
1
2
3
4
5

分区之后，系统要管理这整块磁盘的内容就转变成了管理这一块区域，后面区域的管理直接CV就行。当然了我们分区一般都是按几十几百GB来分的，这几十几百GB也十分的大，系统会继续划分为各个block group，这个block group里面就包含了我们的文件系统。

• Date blocks：存文件内容的区域，以块的形式呈现。常见的是4kb大小 —— 文件系统的块大小

  这里的意思就是，如果我们创建了一个文件，我们只往里面写一个字节的内容，在文件系统中，都要在分区里面找一个块组申请一个块，这个块的大小是4kb。所以访问文件的最小单位就是4kb

• inode table：

  inode：单个文件的所有属性，一般而言大小是128byte，一个文件一个inode，每个inode的编号是唯一的。在Linux用inode来标识文件，文件属性中，不包含文件名称。

  #define NUM
  struct inode
  {
      文件类型
  	权限
  	引用计数
  	拥有者
  	所属组
  	ACM时间
      inode number;
      int block[NUM];
  }
  1
  2
  3
  4
  5
  6
  7
  8
  9
  10
  11
  12

  

• inode Bitmap：比特位的位置和inode编号映射起来，比特位的内容表示inode是否有效

• Block Bitmap：比特位的位置和块号映射，比特位的内容表示该块有没有被使用

  我们删一个文件的时候，就不用把块内容清空了，直接将这个块号比特位置空即可(这就是为什么拷贝大文件会相对慢，而删除一个文件相对快)。

• Group Descriptor Table：inode bitmap和block bitmap用来描述inode编号和块号是否有效，无法描述这些组里面使用情况，而GDT就能用来这个组的基本使用情况（用了多少、还剩多少…）

• Super Block：整个分区的基本使用情况,一共多少个组，

  每组的大小

  每组的inode数量

  每组的block数量

  每组的起始inode

  文件系统类型与名称…

  这个Super block会在block group里面存在多份，这样是为了防止Super bolck出现异常导致每个组的边界不清楚，从而导致整个分区全部混乱。

每一个分区在使用之前，都必须提前将部分文件系统的属性信息提前设置进对应的分区中，方便后续使用整个分区或者分组。

• 在新建一个文件的时候，先确定在哪个分区（路径），根据inode bitmap分配inode，然后内容由block bitmap检查分配块号，然后再将内容填入这个块里面
• 删除一个文件的时候，根据inode找到属性，先将block bitmap置空，再将inode bitmap置空，不需要就块里面的内容清空
• 查找文件就是根据这个文件的inode找到该文件的属性，再从属性里面找到对应的块

3. 如何理解目录

在Linux下，一切皆文件，我们的目录，也属于文件，也有自己的inode，也要有自己的属性，他的属性我们可以查看，但是内容又是什么呢？

目录数据块里面放的是该目录的文件和对应文件的inode映射关系，是一个kv结构。

所以这就是为什么同一个目录下不能由同名的文件，因为这个kv的映射；

如果我们在这个目录没有w写权限，那么就不能创建文件或目录，因为这个文件的名和inode的映射关系无法写到这个数据块里面；

如果没有r读权限，我们无法查看这个文件，因为得不到文件的文件名和inode的映射关系；

我们要找到这个目录，就得由这个目录的目录inode，所有目录往上走，最后都是根目录\，所有会一直往上找，找到根目录，然后再往下传inode。所有访问然后文件，都得有这个文件的路径。

我们有时候访问文件，都是直接访问的，这是因为系统有环境变量，进程也有自己工作的当前目录，所以系统访问文件，一定是要带上路径的。

当然，这样递归访问，效率是比较底下的，Linux中会将常访问的路径进行缓存，这样就能提高效率了