[Linux]檔案系統

檔案系統

在理解檔案系統之前，我們先來看一下關於磁碟方面的內容。

磁碟的儲存結構

1. 盤面：

   一個磁碟由多個碟片組成，每個碟片都由兩面，它的每一個面都可以儲存資料，這就是盤面。

2. 磁軌：

   在一個盤面上會被劃分為一個一個的“圈”，這個“圈”就對應這一個個的磁軌。

3. 扇區：

   從盤面中心開始，延伸出兩條線，在這兩條線之間磁軌被劃分為一個個的扇形，這就是扇區。一般來說每個扇區儲存資料的容量是相同的，因此最內側的資料密度大，最外側的資料密度小。

4. 磁頭：

   有多少個盤面就有多少個磁頭，每個磁頭連在同一個磁臂上。

5. 柱面：

   其實就是磁軌，只不過是由相對位置相同的磁軌組成。

那麼如何在磁碟中定位一個扇區呢？

首先先確定在哪一個柱面，然後再選擇磁頭（也就是定位盤面），最後就可以定位扇區。這種方法稱為CHS定位法。

為什麼要先選擇柱面而不是盤面呢？

磁頭在不同柱面之間移動需要磁碟的機械臂進行大幅度的物理位移，這個過程相對較慢。當讀取連續的資料時，若是採取先盤面的方式，它需要頻繁的移動磁頭來切換磁軌，而若是採取先柱面的方式，那麼只要確定了磁軌，那麼只需要切換磁頭就可以了，沒有物理位移。

磁碟的邏輯結構

磁碟在物理上是圓形的，但是在邏輯上我們通常將它抽象為線性結構，這樣更易於管理。如下圖

這樣我們就可以將磁碟看成是一個陣列，每個扇區對應一個陣列下標。這種地址為LBA地址。LBA地址透過一些簡單的計算既可以得到CHS地址。

檔案系統

一般來說訪問磁碟的基本單位是512位元組，但是依舊很小，IO次數頻繁。作業系統的檔案系統會定製的進行多個扇區的讀取，比如說1KB，2KB，4KB為單位（可以設定）。你哪怕只想讀取或修改1bit，依舊需要將4KB的資料讀取到記憶體。

但是這樣是不是浪費了記憶體空間呢？此時就誕生了一項新的技術，區域性性原理。當訪問某個資料時，它周圍的資料也有可能被訪問。

綜上，記憶體被劃分為了一個個4KB大小的空間，叫做頁框。磁碟中的檔案（尤其是可執行檔案），也是按照4KB劃分好的塊，叫做頁幀。將資料從磁碟載入到記憶體，就是將頁幀填到頁框中。

假設一個磁碟有400GB，為了便於管理。可以按照分治的思想，將400GB的空間劃分為一個個比較小的區域。這就是常說的分割槽和分組。

• Boot Block（啟動塊）：是計算機磁碟（如硬碟、軟盤等）上的一個特殊區域，它包含了啟動計算機系統所需的初始指令。大小是確定的。

• Block Group：檔案系統會根據分割槽的大小劃分為數個Block Group。而每個Block Group都有著相 同的結構組成。

• Super Block（超級塊）：：存放檔案系統本身的結構資訊。記錄的資訊主要有：bolck 和 inode的總量， 未使用的 block 和 inode 的數量，一個 block 和 inode 的大小，最近一次掛載的時間，最近一次寫入資料的 時間，最近一次檢驗磁碟的時間等其他檔案系統的相關資訊。Super Block的資訊被破壞，可以說整個 檔案系統結構就被破壞了。

• Group Descriptor Table（組描述符表）：這個描述符包含塊組的起始塊號（即該塊組從磁碟的哪個物理塊位置開始）、塊組內的塊點陣圖（Block Bitmap）的位置，塊點陣圖用於標記塊組內每個塊的使用狀態（是已使用還是空閒）。

• Block Bitmap（塊點陣圖）：記錄著Data Block中哪個資料塊已經被佔用，哪個資料塊沒 有被佔用。

• inode Bitmap（inode點陣圖）：每個位（bit）對應一個 inode。如果位的值為 1，表示對應的 inode 已被使用；如果位的值為 0，則表示對應的 inode 是空閒的。

• inode Table：儲存了分組內部所有可用（已使用+未使用）的inode。inode table 中的每個 inode 通常包含多個欄位。其中有檔案模式（File Mode）欄位，用於表示檔案是普通檔案、目錄、符號連結還是其他特殊檔案型別；還有使用者識別符號（UID）和組識別符號（GID）欄位，用於標識檔案的所有者和所屬組；檔案大小（File Size）欄位記錄檔案內容的位元組數；時間戳（Timestamp）欄位，包括檔案的建立時間、最後修改時間和最後訪問時間。

• Data Blocks：儲存的是分組內部所有檔案的資料塊。

Inode

作業系統查詢一個檔案的時候，統一使用的都是inode編號。但是我們平時在使用的都是檔名啊，這又是為什麼呢？這是因為不僅僅檔案有inode編號，目錄也有，因為目錄也是一個檔案。inode結構體中有一個指向資料塊的指標，目錄的資料塊中放的是當前目錄下檔名和inode的對映關係。

軟硬連結

軟連結

軟連結就相當於Windows系統下的快捷方式，使用ln -s [目標檔案或目錄路徑] [軟連結檔名]建立軟連結。

當然也可以在其他目錄下為這個程式建立一個軟連結，如下

硬連結

推薦使用unlink [連結名稱]去除連結（使用rm命令同樣可以）

使用ln [目標檔案或目錄路徑] [軟連結檔名]建立硬連結。

兩者的區別

軟連結和硬連結的核心區別就是看是否有獨立的inode。

如上，軟連結它有自己獨立的inode編號，可以被當作獨立的檔案看待，它儲存了所指向檔案的檔案路徑。而硬連結沒有獨立的inode，說明它一定沒有自己的屬性集合和內容集合，一定用的是其他檔案的inode和內容。也就是說，建立硬連結本質就是在指定的路徑下，新增檔名和inode編號的對映關係。

當刪除mytest這個檔案時，ln_mytest也就是軟連結受到了影響，而mytest_ln並沒有受到影響，只是硬連結數目變了。說明了一個檔案檔案是否被刪除與他的硬連結數有關，當一個檔案的硬連結數變為0時，才表示他被真正的刪除。

目錄下的“.”和“..”

為什麼當我們建立一個檔案的時候它的硬連結數是1，而建立一個目錄的時候它的硬連線數是2呢？

普通檔案容易理解，就是inode和檔名本身就有一個對映關係，所以是1。既然目錄也是檔案，那麼目錄除了inode和檔名的對映關係外應該還有一個對映關係。這個對映關係就是目錄下的"."。如下圖

那“..”又是什麼意思呢？請看下圖，我們在empty目錄下建立一個目錄。會發現它的硬連結數變成了3，進入到新建立的目錄中，發現這個目錄下的".."就是empty目錄的inode。這就說明“..”也是empty目錄的硬連結。這也很好的解釋了為什麼我們執行cd ..命令的時候能返回到上級目錄。