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目录
1.磁盘引入
2.文件系统
2.1初识inode
2.2inode Table
2.3inode Bitmap
2.4Data Blocks
2.5Block Bitmap
2.6Group Descriptor Table
2.7超级块Super Block
2.8Boot Block
2.9有关文件名
如何知道文件在哪一个分区？
3.软链接与硬链接
3.1软链接
3.2硬链接
前言
系统中大部分的文件是没有被打开的，那么操作系统是如何管理这些没有被打开的文件呢，接下来我们就要开始学习Linux系统对于文件的管理。
欢迎大家📂收藏📂以便未来做题时可以快速找到思路，巧妙的方法可以事半功倍。
=========================================================================文章来源地址https://www.toymoban.com/news/detail-838468.html
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1.磁盘引入
为了辅助后续linux系统对文件的管理，我们可以从磁盘入手，虽然磁盘现在已经很少出现在个人计算机上了（固态硬盘\机械硬盘），但对磁盘的学习可以帮助我们后续对文件系统的认识。
为什么要学习磁盘呢？
主要是为了研究磁盘的寻址方式，就是如何快速定位到某个位置。
根据上图有关磁盘的基本概念，你可能对磁盘的寻址方式有了初步的猜测。
对磁盘进行读写操作时，一般有以下几个步骤：
- 确定读写信息在磁盘的哪个柱面。
- 确定读写信息在磁盘的哪个盘面。
- 确定读写信息在磁盘的哪个扇区。
所以通过以上三个步骤我们就可以快速定位到一个扇区，从而找到读写位置。
注意：扇区大小一般为512字节。
该寻址方式被称为『 CHS定位法 』。
- C：cylinder 柱面
- H：head 磁头（通过不同的磁头确定不同的盘面）
- S：sector 扇区
2.文件系统
试想：如果我们把盘面拉直，是不是就得到了一个由n个扇区组成的“数组” ，这里可以联想到磁带。
那么该数组的基本单元是多大呢？
我们前面说一个扇区的大小为512字节，但是操作系统认为512字节太小了，访问效率太慢了，所以操作系统将连续的8个扇区作为一个基本数据块，即4KB， 所以这4KB就是IO的基本单位，也就是说只要需要修改数据，哪怕再小，操作系统也要将这4KB拿出来做修改再放回去，这就是所谓的基本单位。
注意：不同操作系统可能不同，这个是自己定义的，但大部分操作系统都是4KB。
所以每8个扇区组成一个新的基本单元（数据块），从而得到的一个新的数组。
通过数组的下标（该下标被称为『 LBA（logic block address）逻辑块地址』），我们只要知道『 每个磁道上的扇区数』和『 每个盘面上的扇区总数』，就可以通过计算得到对应的扇区位置。
这一转化过程是磁盘自动转化的，所以通过这样的方式，我们成功将『 对磁盘的管理』转化为了『 对数组的增删查改』。
假设我们总共有400GB的磁盘空间，那么我们可以将这400GB进行分区管理，假设每个区域有100GB，同样的对于每个区域来说，我们可以将这100GB再划分得到每10GB的数据块，这样只要管理好这10GB，就能管理好全部，即只要管理好局部，就能管理好全局，那么接下来我们来研究一下如何管理这10GB，下图为Linux ext2文件系统的方案：
2.1初识inode
文件=文件内容+文件属性。
文件内容就是文件当中存储的数据，文件属性就是文件的一些基本信息，例如文件大小、文件创建时间等信息都是文件属性，文件属性又被称为元信息。
注：文件名不属于文件属性。
那么一般来说文件内容大小是不确定的，而文件属性大小是固定大小，因为文件属性的类别都是一样的，只不过不同文件中对应类别存储内容不同，比如创建时间不同等。
注：在Linux操作系统中，文件的元信息和内容是分离存储的。
所以设计出了一个结构体用来描述文件属性，该结构体即为inode，大小一般为128字节，每个文件都有自己的inode和对应的inode编号，该inode编号在『 所处分区』内唯一。
所以系统中标识一个文件，用的不是文件名，而是inode编号。
注：无论是文件内容还是文件属性，它们都是存储在磁盘当中的。
所以我们可以猜想inode的结构可能如下：
然后我们再来研究一下数据块组内其他成员：
2.2inode Table
inode Table中存储的是该块组内所有文件的inode结构体，组织方式类似数组。
2.3inode Bitmap
还记得位图么，没错，这里同样是位图的寻址方式，每个bit标识一个inode是否空闲可用。
- 比特位的位置：inode Table中第几个inode。
- 比特位的内容：标识该inode是否被使用。
2.4Data Blocks
数据区，存储的是文件内容，内部由n个数据块构成，我们前面说每个数据块大小为4KB，由8个扇区构成。
2.5Block Bitmap
同样是位图，不过该位图记录着Data Blocks中哪个数据块已经占用，哪个数据块没有被占用。
- 比特位的位置：Data Blocks中第几个数据块。
- 比特位的内容：标识该数据块是否被使用。
另外，由于每个数据块大小仅为4KB，而文件大小可能会高于4KB，即一个文件可能会占用多个数据块，所以inode结构体中还会有这样的一个设计：
该block数组是为了映射更多的数据块，那么此时你可能还会有疑问：那该数组大小为15，15*4KB=60KB，那更大的文件呢？
其实这里block数组中：
- 0-11下标对应内容才为直接映射；
- 12-13下标对应的数据块并不直接保存数据，而保存指向其他数据块的编号（二级索引）；
- 14下标对应的数据块保存指向其他数据块的编号，而这些其他数据块也不直接保存数据，他们保存指向另外更多其他数据块的编号（三级索引）；
所以存储文件的量级还是非常可观的。
如何根据inode编号在不同块组中快速定位到inode呢？
其实每个分组都有对应的『 起始inode编号』，我们可以首先根据每个分组的起始编号，判别在哪个组，然后减去该分组的起始编号，就能得到一个偏移量，该偏移量就是inode位图位置和inode表的下标索引。
你有没有发现计算机删除文件的速度一般很快？
其实这就是因为位图的设计方式，删除文件只需要将两个位图中对应的映射关系修改即可，其实就是相当于删除了映射，而存储在Data Blocks中的属性和数据都没有改动，所以删除文件的速度往往很快。
2.6Group Descriptor Table
描述整个块组的属性信息，诸如该块组有多少个inode，多少个数据块等等。
2.7超级块Super Block
存放文件系统本身的结构信息。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，最近一次写入数据的时间，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。
一般一个分区内会有少数几个块组内存在，存储相同的内容，主要目的是备份，防止文件系统结构被破坏。
操作系统对文件系统的管理：不同分区的Super Block构建成对象用链表的结构链接起来。
2.8Boot Block
一般仅在0号盘面的0号扇区存在，也就是最开始的位置，它主要作用是为了辅助开机，加载操作系统等，这里感兴趣的大家可以自行学习。
2.9有关文件名
在linux操作系统中，我们之前对文件的操作从未利用过inode寻找文件位置，而是利用文件名，那文件名与inode编号又有什么样的联系呢？
这里就要从目录说起了。
目录（文件夹）也是文件，只要是文件就有自己的inode和文件内容，那目录文件的文件内容存储的是什么呢？
其实目录文件的文件内容为目录内文件名与对应文件inode编号的映射关系。
所以这里我们就可以重新认识一下对文件的增删查改操作了。
为什么之前我们说当前用户如果没有目录的写权限，那么就无法对目录内的文件进行操作呢？
其实原因就在这里，因为你不能写入目录文件的内容（即映射关系）。
读权限等也是一样的道理。
目录文件与inode编号的映射关系存储在上级目录。
所以查找一个文件，在内核中，都要逆向地递归般得到映射关系，直到根目录，然后从根目录开始进行路径解析（根目录的inode是确定的）。
这样就一定会存在一种数据结构用来缓存对应路径的映射关系，这种数据结构被称为dentry（路径缓存、dentry缓存）。
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 */
}这里dentry具体的结构我们不作研究，只需要知道每个『 打开的文件』的dentry里面存储了inode属性和路径属性，当然不止目录文件这样存储，普通文件也是一样的。
如何知道文件在哪一个分区？
这个问题很关键，因为inode是在分区内唯一的，不同分区可能会存在相同inode。
其实，一个文件系统所对应的分区，都挂载在指定的目录中。
也就是说我们可以通过路径分析出文件在哪一个分区，路径的本质其实就是字符串，我们可以通过字符串前缀分析得到路径，然后根据该路径识别当前文件所处的分区即可。
一个被写入文件系统的分区，要被linux使用，必须先把这个具有文件系统的分区进行挂载。
可以通过『 df -h』命令查看文件系统和路径之间的联系：
挂载在内核中就是将两种数据结构产生某种联系，分别是文件系统的数据结构和路径缓存dentry的数据结构。
3.软链接与硬链接
3.1软链接
我们可以通过『 ln -s 文件名 软链接名』命令创建软链接。
软链接的本质是文件，拥有独立的inode。
软链接文件内容存放的是文件所在的路径信息，相当于windows系统的『 快捷方式』。
3.2硬链接
我们可以通过『 ln 文件名 软链接名』命令创建硬链接。
通过上图我们发现硬链接与被链接文件的inode编号相同，也就是说硬链接本身并不是文件。
我们之前从未提到过如上图所示的数字代表什么意思。
其实这就与硬链接有关。
它反映的是硬链接数，或者说是inode的引用计数，即当前文件的inode被多少文件所映射。
当建立硬链接后，我们发现test文件的硬链接数++变为2了。
当我们删除掉硬链接link.hard，利用unlink命令或rm命令都可以。
发现硬链接数--变为1。
普通文件硬链接数初始为1：因为文件的目录中就存储这一份文件名和inode的映射关系。
目录文件硬链接数初始为2，为什么呢？
还记得 『 . 和 .. 』么？
没错 『 . 』和『 .. 』就是硬链接的实际应用。
注意
可以给目录文件建立软连接；
不能给目录文件建立硬链接：目的是为了防止无穷递归，形成路径环路。
那为什么『 . 』和『 .. 』建立了与目录文件的硬链接呢？
因为系统自己可以给目录建立硬链接，而用户不能。
主要是linux系统自己设计的可以做特殊区分，防止形成路径环路。
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