操作系统之EXT文件系统

1.理解硬件

1.1磁盘、服务器、机柜、机房

机械磁盘是计算机中唯一的一个机械设备

• 磁盘--- 外设
• 慢
• 容量大，价格便宜

1.1.1光盘 

 1.1.2服务器

1.1.3机房

1.2磁盘的物理结构

1.3磁盘的存储结构

 一个盘片又两个面

每个面都有一个磁头

磁头沿着盘面的半径移动

1.3.1 CHS地址定位 

CHS(Cylinder   Head  Sector):柱面，磁头，扇区定位法：

• 确定哪一个磁头------找到在哪一个盘面
• 确定磁头位置---------找到在哪一个柱面
• 磁盘旋转---------------找到在哪一个磁道

1.4磁盘的逻辑结构

1.4.1 理解过程

磁带上面可以存储数据，我们可以把磁带“拉直”，形成线性结构

 那么磁盘本质上虽然是硬质的，但是逻辑上我们可以把磁盘想象成为卷在一起的磁带，那么磁盘的逻辑存储结构我们也可以类似于：

这样每一个扇区，就有了一个线性地址(其实就是数组下标)，这种地址叫做LBA 

 1.4.2磁盘真实过程

 每一个盘面上相同磁道构成柱面

某一盘面磁道展开：

 某一盘面展开：

 磁盘展开图：

 1.4.3LBA地址定位

 将磁盘转变为一维数组：

所以，每一个扇区都有一个下标，我们叫做LBA(Logical Block Address)地址,其实就是线性地址。所以怎么计算得到这个LBA地址呢？ 

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，伺服系统)

1.5 CHS&&LBA地址

1.5.1 CHS转LBA

• 磁头数*每磁道扇区数=柱面扇区数
• LBA=柱面扇区数*柱面号C+磁头号H*每磁道扇区数+扇区号S-1
• 扇区号S通常从1开始，柱面号和磁头号通常从0开始
• 总柱面，磁头数，扇区总数等信息开局由磁盘加载到内存

1.5.2 LBA转CHS 

• C=LBA / 柱面扇区数（磁头数*每磁道扇区数）
• H=LBA % 柱面扇区数 / 每磁道扇区数
• S=LBA % 每磁道扇区数+1

2.文件系统 

2.1块

其实硬盘是典型的“块”设备，操作系统读取硬盘数据的时候，其实是不会一个个扇区地读取，这样
效率太低，而是一次性连续读取多个扇区，即一次性读取一个”块”（block）。 

硬盘的每个分区是被划分为一个个的”块”。一个”块”的大小是由格式化的时候确定的，并且不可
以更改，最常见的是4KB，即连续八个扇区组成一个 ”块”。”块”是文件存取的最小单位。 

• 磁盘就是一个三维数组，我们把它看待成为一个"一维数组"，数组下标就是LBA，每个元素都是扇区
• 每个扇区都有LBA，那么8个扇区一个块，每一个块的地址我们也能算出来。
• 知道LBA：块号 = LBA/8
• 知道块号：LAB=块号*8 + n. (n是块内第几个扇区)

 2.2分区

其实磁盘是可以被分成多个分区（partition）的，以Windows观点来看，你可能会有一块磁盘并且将它分区成C,D,E盘。那个C,D,E就是分区。分区从实质上说就是对硬盘的一种格式化。但是Linux的设备都是以文件形式存在，那是怎么分区的呢？

柱面是分区的最小单位，我们可以利用参考柱面号码的方式来进行分区，其本质就是设置每个区的起始柱面和结束柱面号码。 此时我们可以将硬盘上的柱面（分区）进行平铺，将其想象成一个大的平面，如下图所示：

 2.3节点

• Linux下文件的存储是属性和内容分离存储的
• Linux下，保存文件属性的集合叫做inode，一个文件，一个inode，inode内有一个唯一的标识符，叫做inode号

📌 再次注意：

• 文件名属性并未纳入到inode数据结构内部
• inode的大小一般是128字节或者256，我们后面统一128字节
• 任何文件的内容大小可以不同，但是属性大小一定是相同的 

 3.ext2文件系统

 3.1 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

3.1.1 SuperBlock(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

3.1.2 GDT(块组描述符) 

块组描述符表，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。

/*
* 块组描述符（Block Group Descriptor）结构体
* 用于描述 ext2 文件系统中每个块组的元数据信息
*/
struct ext2_group_desc
{
    __le32 bg_block_bitmap;        /* 块位图所在的块号，用于管理该组的磁盘块分配情况 */
    __le32 bg_inode_bitmap;        /* inode位图所在的块号，用于管理该组的inode分配情况 */
    __le32 bg_inode_table;         /* inode表的起始块号，包含该组所有inode的详细信息 */
    __le16 bg_free_blocks_count;   /* 该组中未使用的块数量 */
    __le16 bg_free_inodes_count;   /* 该组中未使用的inode数量 */
    __le16 bg_used_dirs_count;     /* 该组中已使用的目录数量（目录inode数量） */
    __le16 bg_pad;                 /* 保留字段，用于内存对齐 */
    __le32 bg_reserved[3];         /* 保留字段，将来扩展使用 */
};

3.1.3 GlockBitmap(块位图)

Block Bitmap中记录着Data Block中哪个数据块已经被占用，哪个数据块没有被占用 

3.1.4 inodeBitmap(inode位图)

每个bit表示一个inode是否空闲可用。 

 3.1.5 inodeTabke(节点表)

• 存放文件属性 如 文件大小，所有者，最近修改时间等
• 当前分组所有Inode属性的集合
• inode编号以分区为单位，整体划分，不可跨分区 

 3.1.6 Date Blocks(数据块)

• 数据区：存放文件内容，也就是一个一个的Block。根据不同的文件类型有以下几种情况：对于普通文件，文件的数据存储在数据块中。
• 对于目录，该目录下的所有文件名和目录名存储在所在目录的数据块中，除了文件名外，ls -l命令看到的其它信息保存在该文件的inode中。
• Block 号按照分区划分，不可跨分区

3.2 inode和blocks的映射关系

 通过inode进行的实例：

touch text.c
ls -li 

1. 存储属性
   1. 通过inodeBitmap找到空闲的（inodeTabke）节点位置，例如此时的节点为236466，内核把文件信息记录其中。
2. 存储数据
   1. 根据GlockBitmap(块位图)来找到空闲的数据磁盘，例如此时空闲的块为300，500，800
3. 记录分配情况
   • 内盘在inode中记录使用的块列表
4. 添加文件名到目录
   • 新的文件名text.c。linux如何在当前的目录中记录这个文件？内核将入口（263466，text.c）添加到目录文件。文件名和inode之间的对应关系将文件名和文件的内容及属性连接起来。

3.3目录与文件名与inode

•  目录也是文件，但是磁盘上没有目录的概念，只有文件属性+文件内容的概念。
•  目录的属性不用多说，内容保存的是：文件名和Inode号的映射关系
• 所以，访问文件，必须打开当前目录，根据文件名，获得对应的inode号，然后进行文件访问
• 所以，访问文件必须要知道当前工作目录，本质是必须能打开当前工作目录文件，查看目录文件的内容！ 

3.4路径解析与dentry

问题1：Linux磁盘中，存在真正的目录吗？
        答案：不存在，只有文件。只保存文件属性+文件内容
问题2：访问任何文件，都要从/目录开始进行路径解析？
        答案：原则上是，但是这样太慢，所以Linux会缓存历史路径结构
问题3：Linux目录的概念，怎么产生的？
        答案：打开的文件是目录的话，由OS自己在内存中进行路径维护
Linux中，在内核中维护树状路径结构的内核结构体叫做： struct dentry 

注意：

• 每个文件其实都要有对应的dentry结构，包括普通文件。这样所有被打开的文件，就可以在内存中形成整个树形结构
• 整个树形节点也同时会隶属于LRU(Least Recently Used，最近最少使用)结构中，进行节点淘汰
• 整个树形节点也同时会隶属于Hash，方便快速查找
• 更重要的是，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 

 3.5挂载

注：请翻看课堂代码 

我们已经能够根据inode号在指定分区找文件了，也已经能根据目录文件内容，找指定的inode了，在指定的分区内，我们可以为所欲为了。可是：
问题：inode不是不能跨分区吗？Linux不是可以有多个分区吗？我怎么知道我在哪一个分区？？？ 

dd if=/dev/zero of=./disk.img bs=1M count=5 
mkfs.ext4 disk.img 
mkdir /mnt/mydisk

4.软硬链接

4.1硬链接

硬链接并非单独的真实文件，他和原来的a.out 都是inode

• aba和a.out的链接状态完全相同，他们被称为指向文件的硬链接。内核记录了这个连接数，inode263466 的硬连接数为2。
• 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。 

 4.2软链接

软链接的本质就是windows的快捷方式，他是真实的单独文件因为他的inode和连接的文件相同。