Linux 文件系统与inode，软硬链接
目录
磁盘的结构
磁盘的抽象（虚拟，逻辑）结构
分区
Block Group 块组：
分析：
文件名 vs inode编号
创建/删除/查看 一个文件，操作系统做了什么？
软硬链接
软连接
硬链接
对比：
硬链接数
文件，按照有没有被进程打开可以分为内存级文件和磁盘级文件。被某个进程打开的文件需要加载到内存，OS为了管理这些文件，会设立struct file结构体，还有进程PCB中的files指针指向结构体中的文件描述符表，存储进程打开的struct file的地址，这是之前所了解的内存级文件。
若一个文件没有被任何进程打开，则应该存储在磁盘中，我们接下来要了解的就是这部分磁盘级文件。
磁盘的结构
1. 内存：掉电易失存储介质 磁盘：永久性存储介质
2. 磁盘通过是否磁化来表示01，从而存储二进制数据，而磁化性是通过磁头改变的。向磁盘写入，本质就是改变盘面上的磁化性，即磁化或未磁化。
3. 如上图，磁盘存储数据的基本单位是扇区，一个扇区传统为512字节，即0.5KB。
4. CHS寻址：C表示磁道（柱面），H表示盘面，S表示扇区。也就是，通过盘片的旋转和磁头的左右摆动，确定哪一个磁道，哪一个盘面，哪一个扇区。即可找到磁盘中的任何一个扇区，即可通过磁头读写该扇区。这是磁盘物理上的的寻址方式。
磁盘的抽象（虚拟，逻辑）结构
操作系统为了更好地管理访问磁盘中的数据，将磁盘的这种物理上的圆形结构抽象为线性数组结构，数组的每个元素都是一个扇区，即sector disk[1024*1024*N]，这样访问某一个扇区，只需要知道数组下标即可。这种称为LBA (Logical Block Addressing)逻辑块寻址模式。只需要将LBA转化为CHS，即可访问到磁盘的任何一个扇区。
分区
抽象为线性的数组结构之后，一个磁盘很大因此很难管理，所以操作系统将其进行分区操作。分为若干个区之后，对磁盘的管理->对一个小分区的管理。（每个分区的大小不一定相同）
对于每一个小分区，都有如上结构，一个Boot Block和若干个块组Block Group。
Boot Block称为启动块，存储了磁盘的分区信息和启动信息等...每个分区都存储一份是备份的作用
块组Block Group是磁盘分区后的基本单位。相当于对每个分区又进行了划分，下面主要了解块组的组成。
Block Group 块组：
前言：
1. 文件 = 内容 + 属性。Linux在磁盘上存储文件时，是将内容和属性分开存储。
2. inode是一个128字节的空间，保存的是对应文件的属性，属性中有一个inode编号字段。一般而言，一个文件，一个inode，一个inode编号。
3. 磁盘的存储基本单位是扇区，但是操作系统（文件系统）和磁盘进行IO时基本单位是4KB。而一个4KB空间称为一个块 block。故磁盘又称为块设备。
4. 文件的内容是存储在若干个block中的，一个块组内的block的集合就是Data blocks，它是多个4KB的集合。存储的是文件的内容
Super Block：
存储文件系统的属性信息。（简单了解）
GDT：块组描述符表，存储这个块组的各种属性信息，比如一共多大空间，已用多少，有多少个inode，多少个block，分别使用了多少....
inode Table：
这个块组内，所有文件的inode集合。可以理解为inode的数组。inode存储的是对应文件的属性，一个文件一个inode一个inode编号。
Data blocks：
Data blocks即多个4KB空间，也就是多个块的集合，这里保存的是文件的内容。
Block Bitmap：
一个块组内会有多个block，组成Data blocks。而这里的Block Bitmap是一个位图结构，用比特位和对应的block映射联系起来，用比特位的01表示对应block的占用情况！ 没错，这里就是哈希思想的那个位图数据结构。
inode Bitmap：
一个块组内的所有inode组成inode Table，同理，这里是一个位图数据结构，用于表示对应inode空间的占用情况。假设有10000+个inode，则就有10000+个比特位。
分析：
综上，我们知道，一个文件的属性存储在一个对应的inode中，inode中有一个inode编号，具有唯一性，对应唯一一个文件。内容存储在若干个block中，每一个block4KB（文件占用block的个数取决于文件内容数据的大小）。
疑问1：一个文件的inode，如何和存储这个文件内容的若干个block对应起来？
inode中，保存对应文件的属性，比如文件大小，创建时间，拥有者，所属组等等... 其中还有一个字段，比如 int blocks[15]； 这里存储的是 和此inode同一个块组的保存对应文件内容的块的编号。这样，找到一个文件的inode，就能找到这个文件的属性+内容！
疑问2：如果一个文件的内容数据非常多，15个block不够怎么办？
解决方法：若15个不够，则将某几个block中不存储文件内容，而是存储其他block的编号，这些扩展block存储对应文件的内容，如果不够，还可以再扩展。（这里简单了解即可，总之是有方法的）
综上inode编号和文件一一对应。获得文件的inode编号 -> 特定分区的特定的块组 -> 找到inode -> 文件的内容 + 属性。
可是怎么获得文件的inode编号呢，我们在日常使用的文件名又是有什么用？
依托于目录结构！
文件名 vs inode编号
文件的属性存储在inode中，内容存储在若干block中。
=》 文件的inode中并没有文件名这种概念！ 只有inode编号和其他文件属性。
=》 目录也是文件，目录也有inode和inode编号，内容存储在block中。
=》 目录的内容存储是该目录下保存的文件的文件名 和 对应的inode编号 的映射关系！可以理解为key value结构，且这里的文件名和 inode编号互为key，因为一个目录下文件名不能重复。
=》 因此，我们使用文件名，文件所属目录的内容中存储文件名及其对应的inode编号，找到inode编号 -> inode -> 属性+内容。 这些都依托于目录结构。
综上，我们再次理解，为什么，进入目录需要X执行权限，在目录中创建和删除文件需要目录的W写权限，显示目录中文件的文件名和属性需要R读权限。
因为在目录中创建文件，需要在所属目录的内容中写 文件名 和 inode编号的映射对，因此需要写权限。
显示目录中的文件名和属性需要读目录内容中的文件名和inode编号，通过inode编号找到对应文件的属性，再拼接打印出来，因此需要目录的读权限。
同理，之前一个经典问题是删除一个文件需要什么权限，结合这里，很合理地需要对目录的写权限。因为要删除目录内容中的文件名，inode编号映射对！
创建/删除/查看 一个文件，操作系统做了什么？
创建一个文件：
根据文件系统的信息，确定一个保存这个文件的分区和块组。在块组的inode bitmap中遍历找到比特位为0的位，将其置为1，再去inode table中找到对应的inode，将新建文件的所有属性写入这个inode中。因为是新建的，所以没有内容，因此inode中的块映射可以为空。等后面再写入文件内容时，可以去对应块组中的block bitmap中找为0的位，置为1，再去对应的块中写入数据。
同时，将用户输入的文件名和文件系统返回的inode编号的映射关系写入到文件所属目录的内容中。 （大致和关键步骤就是这些，或许有偏差，有遗漏）
删除一个文件：
找到这个文件所属目录的data block，根据用户输入的要删除的文件的文件名，作为key值，在目录的data blocks中找到inode编号，找到inode，将inode bitmap中该inode的比特位由1置为0，将此文件占用的data block的block bitmap中的对应比特位由1置为0。 最后将所属目录的内容中的文件名 inode编号映射关系删除掉。即可 （或许有偏差）
注意，删除文件不需要将inode清空，将data block内容清空，这不重要，也不影响。只需要将inode位图和block位图中的比特位置为0即可。（这也是为什么下载一个东西很慢，而删除只需要很短的时间的原因）基于上述删除文件的规则，其实删除一个文件之后，若文件占用的inode和block 没有被再次占用写入，则恢复文件是完全可以做到的！
写入一个文件：
结合前面基础IO的缓冲区的知识。当我们向文件中写入数据时，这个文件一定被某个进程打开了，操作系统在内存中创建对应的struct file，这个file结构体中有对应文件的内核级缓冲区，写入的数据会先保存在内存的缓冲区中，等待刷新条件达成，根据文件的inode编号（可以根据所属目录获取，或许也可以在file中找到），找到inode，在block bitmap中找比特位为0的block，将内存中的缓冲数据刷新到对应的block中，同时修改inode内存储的block映射关系。
（和上面的基本都是一个道理）
有没有可能，磁盘还有空间，但是新建文件失败，或者向文件写入数据失败？
因为inode和block的数量是有限的，且一定的。所以上方情况完全有可能发生。比如inode还有，但是block没有空余的了。也就是block bitmap全为1，致使写入数据失败。 或者block还有，但是inode没有了，inode bitmap全为1，致使新建文件失败。 这一切都和磁盘的存储结构有关！
软硬链接
软连接
ln -s proc links 即可创建一个链接到proc可执行程序的软连接links。
软链接是一个独立的文件，有自己的inode，inode编号，可以理解为软链接文件的内容是指向文件的路径。相当于windows下的快捷方式。
硬链接
ln proc linkh1 即可创建proc可执行程序的硬链接linkh1
硬链接不是一个独立的文件，它的inode和inode编号和所链接目标文件是同一个。
创建一个硬链接，不是创建一个新文件，本质上，只是在所在目录的data block存储的目录内容中，添加一个文件名 inode编号映射对。仅此而已。
对比：
软链接和硬链接的本质区别就是：有没有独立的inode。软链接有独立的inode，硬链接没有独立的inode，它的inode就是链接文件的inode，共用一个。
因为本质上的区别，致使，当删除文件时，软链接的链接关系失效，而硬链接不会失效，因为建立硬链接之后，硬链接和原文件其实就没什么关系了，只是它们的inode一样，文件名不一样。删除链接文件不影响硬链接。
硬链接数
在我们删除proc可执行程序后，linkh1 linkh2等硬链接都没有失效，这样是怎么实现的呢？
inode存储这个文件的属性信息，其中有一个字段是引用计数字段，也就是记录有多少个文件名和此文件关联。这个就是硬链接数，即上图中的文件属性的第二列。
当我们删除一个文件时，并不是直接删除这个文件，而是将此文件的inode中的引用计数--，当等于0时，才执行删除文件的操作。
这也是为什么，当我们在Linux下新建一个目录时，目录的默认硬链接数就是2。
因为每一个目录下都有两个名为. 和 ..的文件，这两个文件就是两个硬链接。.文件链接dir可以看到它们的inode编号是一样的。因此我们在执行一个可执行程序时，输入./test指令，可以执行test可执行程序。
而如果在目录下新建一个子目录，则这个目录的硬链接数+1，因为子目录中有..文件，此硬链接链接的就是上级目录。其实就是这个文件名和上级目录共用一个inode。仅此而已。
Linux 文件系统与inode，软硬链接相关推荐
- 【Linux】文件系统/inode/软硬链接
目录 一.了解磁盘 1.磁盘的概念 2.磁盘的物理结构 3.磁盘的逻辑结构 4.磁盘区域的划分 二.linux文件系统 三.inode 四.软硬链接 1.软链接 2.硬链接 一.了解磁盘 前言: 一般 ...
- linux 文件系统 文件查找 文件链接
学会磁盘分区.挂载文件系统.创建软硬链接.查找文件 [root@sky ~]# fdisk -l磁盘 /dev/sda:21.5 GB, 21474836480 字节,41943040 个扇区 Uni ...
- Linux文件系统之inode，block，superblock
文件存储在硬盘上,硬盘的最小存储单位叫做扇区sector,每个扇区存储512个字节(0.5)kb,系统读取文件时不会一个一个扇区的读,而是一次性连续读取多个扇区,即一次性读1个'块'( ...
- Linux文件系统之inode与软硬连接
一.inode是什么? 理解inode,要从文件储存说起. 文件储存在硬盘上,硬盘的最小存储单位叫做"扇区"(Sector).每个扇区储存512字节(相当于0.5KB). 操作系统 ...
- 理解Linux文件系统之 inode
一.inode是什么? 理解inode,要从文件储存说起. 文件储存在硬盘上,硬盘的最小存储单位叫做"扇区"(Sector).每个扇区储存512字节(相当于0.5KB). 操作系统 ...
- Linux 文件系统之 inode 概述
inode是一个重要概念,是理解Unix/Linux文件系统和硬盘储存的基础. 我觉得,理解inode,不仅有助于提高系统操作水平,还有助于体会Unix设计哲学,即如何把底层的复杂性抽象成一个简单概念 ...
- 以下关于linux文件系统中inode,linux文件系统—inode及相关概念.docx
linux文件系统-inode及相关概念 linux文件系统-inode及相关概念 博客分类: /category/156693Linux/blogs/tag/LinuxLinux/blogs/tag ...
- linux 硬连接 跨分区,Linux硬盘分区和软硬链接
磁盘分区:先在虚拟机设置里添加一个新硬盘 查看现在电脑上有几个硬盘:ls /dev/硬盘名 分区命令:fdisk /dev/硬盘名 进入之后,可以输入 m 查看命令的具体是使用 新建分区:n→p(选 ...
- 【Linux】什么是文件系统及inode？如何创建软硬链接？软硬链接有什么作用？
inode 软硬链接 创建软硬链接 理解硬链接 理解软链接 inode 了解一下文件系统: Linux ext2文件系统,上图为磁盘文件系统图(内核内存映像肯定有所不同),磁盘是典型的块设备,硬盘分区 ...
最新文章
- 2022-2028年中国磷肥工业投资分析及前景预测报告
- Java黑皮书课后题第8章：*8.7（距离最近的两个点）程序清单8-3给出了找到二维空间中距离最近的两个点的程序。修改该程序，让程序能找出在三维空间上距离最近的两个点
- 基于Tensorflow的神经网络解决用户流失概率问题
- 软件测试--接口测试入门
- 随想录（构建自己的代码库）
- rust笔记8 collections基础
- unity lookat导致物体颠倒怎么解决_Unity草地交互的实现
- vba 正与服务器联系以获取信息,vba读取云服务器的数据库连接
- iPad协议 一键转发 群发消息 获取群二维码 清理僵尸粉V:viplac
- 4.4 输入法图片 android,支持安卓4.4！搜狗输入法5.1新版发布
- dede标签云（TAG）随机颜色及大小的实现方法
- oracle reco进程停止,oracle的后台进程能否杀掉
- 摩托车新手驾驶教程[2]
- ERROR 1010 (HY000): Error dropping database (can't rmdir './library', errno:
- 新发的日常小实验——Unity UGUI Image图片镜像对称效果（轴对称）
- 没有喝上5G头啖汤的魅族，很难有出彩的机会了
- tShow+VS2005配置日记 2010-10-11 18:31
- 水晶报表Crystal Reports XI服务器版
- 【IOS】iphone型号和Model Identifier对应关系
- Maya：// 错误: line 1: 找不到过程“look”。 //