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本篇博客专栏：Linux
创作时间 ：2024年10月17日
一、磁盘的物理结构
磁盘的物理结构如图所示：
其中具体的物理存储结构如下：
磁盘中存储的基本单位为扇区，一个扇区的大小一般为512字节或者4kb，这里我们暂且认为是512字节。一般的磁盘，一个扇区都是512字节，同半径所有的扇区构成了一圈磁道。
所以我们要读取指定文件数据的时候，要首先根据确定是哪一个盘面，其次再去确定是哪一个磁道，最后根据扇区的编号去定位扇区即可。其中通过磁头、柱面(磁道)、扇区确来定位扇区的方法叫做CHS定位法。
一个普通文件包括属性 + 内容，本质上都是数据，占据一个或多个扇区，我们既然能够用 CHS 定位任意一个扇区，就能定位任意多个扇区，从而将文件从硬件角度读取或者写入。
二、磁盘逻辑抽象
我们已经知道如果OS可以得知CHS的地址，就能够访问任意一个扇区。但是由于OS是软件，磁盘是硬件，为了防止硬件发生迭代变化OS也要跟着变化，就要做好OS与硬件的解耦工作，因此OS内部使用的不是CHS的地址。
为了减少进行IO操作的频率，OS与外设进行IO操作的基本单位大小是4KB(可以调整)。就算只需要修改一个字节的数据，也需要把这个数据所在的4KB大小的数据都加载进内存，修改好后再统一写回磁盘，因此我们把磁盘称为块设备。OS需要有一套新的地址来进行块级别的访问。
把磁盘磁道看作一个连续的空间结构：
扇区就相当于连续的数组，此时定位一个扇区就只需要一个数组下标了。由于OS是以4KB为单位进行IO的，所以一个OS级别的文件块要包括8个扇区。OS不关心扇区的概念，计算机常规的访问地址是通过 起始地址 + 偏移量 的方式进行的，因此OS访问数据块时，只需要知道数据块的起始地址 + 4KB 就可以了，把数据块看作一种类型。
三、文件系统
由于磁盘很大，为了更加方便的管理，OS对磁盘块进行了分区。分区后再对每一个磁盘区域进行分组。具体结构如下：
在OS对磁盘进行分区时，会在最开始的位置设置一个 Boot Block ，这段区域里面主要保存与OS相关的内容，比如分区表、镜像地址等等。一般而言这个分区存在于 0 号盘面的 0 号磁道的 1 号扇区。当用户开机时，OS会加载磁盘的驱动，读取磁盘的分区表，再从特定分区的开始位置读取到OS所在的地址，并加载OS，此时OS才算真正运行起来。
在之后是OS对每一个分区进行分组形成的诸多 Block group，即块组 。 每一个 Block group 都有上图所示的 6 块区域。
1、Super Block
Super Block保存的是文件系统的所有的属性信息，包括文件系统的类型、整个分组的情况。记录的信息主要有：block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，最后一次写入数据的时间，最近一次写入磁盘的时间等其他文件系统的相关信息。
2、Group Descriptor Table
GDT 为组描述符，保存该组内的详细统计等属性信息。比如本组内从哪里到哪里是哪部分内容，本组被使用了多少等等。
3、inode Table
一般而言，我们把文件内部所有属性的集合叫做inode节点，一般大小为128字节。一个文件会有一个inode，一个分组内会有大量的文件，也有大量的inode节点，所以在组内会有一个专门的区域来保护这些inode节点，这个区域就叫做inode Table，也叫 inode 表。
在分组内部，每个inode表都有自己的inode编号，inode编号本身也属于对应文件的属性，Linux查找一个文件的时候，也是通过inode编号来查找的。
一个inode对应一个文件，该文件的inode属性和该文件对应的数据块是有映射关系的。
4、Data Blocks
文件的内容是变化的，用数据块来进行保存。所以要保存一个有效文件的内容，就需要 n 个数据块。如果有多个文件就需要多个数据块。这些数据块所在的区域就是 Data Blocks 。一个数据块的默认大小是 4KB 。
Linux查找一个文件，首先找到该文件的inode。在inode结构体内部有一个 int blocks[NUM] 数组，数组内记录了存储该文件内容的数据块的地址。一个分组中，百分之95以上的内容都是 Data Blocks 。
当操作系统要加载一个文件时，只加载该文件的 inode 节点。而 inode 节点中包含该文件内容数据块的映射关系，想要访问哪部分内容，就根据映射关系把哪一部分内容加载到内存中。
5、inode Bitmap
inode Bitmap 是一个位图结构，每个bit表示一个 inode 是否空闲可用。
6、Block Bitmap
Block Bitmap 是一个位图结构，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。
四、Linux下文件系统
在Linux中，使用 ls 指定加上 -i 命令选项，就可以观察到文件的 inode ：
1、inode与文件名
Linux系统只认inode值，且inode属性中不会包含文件名，因为文件名只是提供给用户看的
任何一个文件一定存在于目录中，目录其实也是一个文件，也有自己的inode值和对应的数据块，目录的数据库块里保存的是该目录的文件名和inode值对应的映射关系，而且在目录内，文件名与inode编号互为key值
inode number 在一个分区内唯一有效，不能跨分区使用。根据 inode number 可以确定该文件在当前分区的哪一个分组。
2、文件的增删查改
2.1、查看文件内容
2.2、删除文件
2.3、创建文件
2.4、补充内容
五、软硬链接
1、软链接
使用 code-soft 链接了code。code-soft 是一个链接文件。
观察到 code-soft 与 code.c的 inode number 不同，这说明软链接是一个独立的链接文件。有自己的 inode number，必有自己的inode属性和内容。软链接的内容是自己所指向的文件的路径。可以让用户快速的找到目标文件。
软链接的具体用法是：如果一个目标文件的路径非常深，我们每次访问目标文件都要写一遍很长的路径，效率不高。此时就可以使用软链接在工作目录制作一个软链接文件，以方便访问目标文件。类似 Windows 系统中的快捷方式。
2、硬链接
具体操作如下：
使用 code-hard 链接了code.c。 code-hard 是一个普通文件。
观察到 code-hard 与code.c的 inode number 相同，这说明硬链接与原文件是同一个文件，硬链接只是建立了新的文件名与老的inode number的映射关系，只修改了当前目录的内容。
code-hard 与 code.c 的硬链接数都变成了 2 。意思是此时有两种方法可以找到该文件，分别对应两个文件名。硬链接数，本质是一种引用计数。
现在我们使用指令 unlink 来删除硬链接：
此时文件的硬链接数又变成了 1
接下来我们再创建一个目录文件，观察硬链接数：
可以看到目录文件的默认硬连接数是 2 。这是因为目录文件天生拥有两个硬链接，一个是它本身的名字，另一个是在该目录内部的 " . " 符号。如果目录文件的内部还有目录文件，那么该目录文件的硬链接数就变成了 3 ：本身的名字、该目录内部的 " . " 符号、该目录内部的目录内的 " .. " 符号：
Linux中不允许对目录进行硬链接
3、为什么要有硬链接
六、动静态库
详细内容在下一篇文章中……
最后：
十分感谢你可以耐着性子把它读完和我可以坚持写到这里，送几句话，对你，也对我：
1.一个冷知识：
屏蔽力是一个人最顶级的能力，任何消耗你的人和事，多看一眼都是你的不对。
2.你不用变得很外向，内向挺好的，但需要你发言的时候，一定要勇敢。
正所谓：君子可内敛不可懦弱，面不公可起而论之。
3.成年人的世界，只筛选，不教育。
4.自律不是6点起床，7点准时学习，而是不管别人怎么说怎么看，你也会坚持去做，绝不打乱自己的节奏，是一种自我的恒心。
5.你开始炫耀自己，往往都是灾难的开始，就像老子在《道德经》里写到：光而不耀，静水流深。
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愿我们一起加油，奔向更美好的未来，愿我们从懵懵懂懂的一枚菜鸟逐渐成为大佬。加油，为自己点赞！