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1. 认识磁盘1.1 结构组成1.2 抽象磁盘结构1.3 磁盘内的寄存器

2. Linux ext2 文件系统2.1 Data blocks && inode Table2.2 Block Bitmap && inode Bitmap2.3 Group Descriptor Table && Super Block

1. 认识磁盘

虽然我们现在个人计算机基本都使用的是 SSD 固态硬盘，但在大型企业的后端服务器中，因为单价性价比更高，所以磁盘依旧保持一个不可替代的角色。

1.1 结构组成

磁盘是计算机硬件中唯一的机械设备，其主要构成有盘片，磁头，磁头臂，主轴马达等部件。

一个盘片有两面盘面，每个盘片都是由无数个同心圆组成。每个盘面都有一个对应的磁头所有的磁头都连在同一个磁头臂上的，因此所有磁头只能 “共进退”所有的磁头和盘面不接触

每个盘片被划分为一个个磁道，每个磁道又划分为一个个扇区，最内侧磁道上的扇区面积最小，因此数据密度最大。而磁盘被访问的最基本单元是扇区，主流扇区大小有 512 byte 或者 4KB。我们可以把磁盘看做由无数个扇区构成的存储介质。

而要把数据存到磁盘，第一个解决的问题是定位一个扇区，先找到哪一个盘面(即定位用哪个磁头)，再找磁道，最后定位扇区，这种寻址方式称为 CHS（Cylinder Header Sector）寻址方式

1.2 抽象磁盘结构

早些年，存储介质不仅有磁盘，还有光盘、磁带等。其中磁带就是一圈一圈缠绕起来的，与磁盘相似，可以看作由无数个同心圆构成。磁带放在磁带机工作，磁带就是被拉出来读取的，然后再缠绕回另一端。

所以如果我们愿意，我们可以自己把磁带拉出来读取。而磁带跟磁盘是一样的，都可以看作无数个同心圆。这样一来，磁盘在逻辑结构上就可以抽象为线性的。

这样一来，在磁盘扇区中，任何一个扇区都有下标，假设每个盘面有2w个扇区，每个盘面有50个磁道，那么每个磁道就有400个扇区，而某一个扇区编号为28888，那么就可以通过计算得到其所在磁面、磁道、扇区。

28888 / 20000 = 1， 位于 1 号磁面（从 0 号开始计算）

28888 % 20000 = 8888，位于该磁面的第 8888 号扇区

8888 / 400 = 22，位于该磁面的第 22 号磁道

8888 % 400 = 88，位于该磁道的第 88 号扇区

所以该扇区位于1号磁头，22号磁道的88号扇区，其中的扇区编号为 28888，称为逻辑扇区地址（LBA地址），LBA地址是可以与CHS 通过计算互相转换的。换言之，当磁盘想要定位查找某个文件，只需要左右摆动磁头，确定数据所在磁道，同时高速旋转的盘面，可以定位扇区。

1.3 磁盘内的寄存器

不仅仅CPU有"寄存器"，其他设备，例如磁盘也有寄存器，用于

控制寄存器：用于控制磁盘读写数据寄存器，存储数据地址寄存器，记录LBA地址状态寄存器，记录数据读写的状态情况

2. Linux ext2 文件系统

一个文件被打开，那么每一个文件会有一个文件描述符，操作系统为了方便管理打开的文件，采用 “先描述，后组织” 的形式，以 struct file 来描述打开的文件，并且与进程关联起来，设置文件描述符表，存储指向文件对象的指针。

那么对于没打开的文件，则在磁盘中存储，并且需要解决如下几个问题

文件路径问题存储问题获取问题（文件 = 文件属性 + 文件内容）效率问题

我们都知道，进程、打开的文件都需要被操作系统管理起来，那么对于没打开的文件也自然要被管理。管理没打开的文件，本质就是在管理磁盘的数据。假设一个磁盘 500 GB，这么大的数据管理起来势必非常棘手，于是操作系统采用分治思想，先把磁盘做分区，再继续把每一个分区划分为 n 个块组（Block Group）。假设一个块组 10GB，这样一来，操作系统就从需要管理 500 GB 的数据转变为管理 10 GB 的数据，对于其它的块组、分区采用相同的管理方式即可。

换言之，想要了解操作系统是如何管理磁盘文件的，只需要了解 Block Group 的设计理念即可，Block Group 就是文件系统。

2.1 Data blocks && inode Table

Data blocks： 存放文件内容的区域。假设其大小为 1w 个扇区组成，以块的形式呈现。磁盘认为访存的基本单位是扇区，但是文件的块大小不一定按照扇区的大小来设计，文件系统的块大小一般为 4kb。换言之，假如我今天往一个文件写入的数据只有 1 byte，但是操作系统还是会给我连续开辟 8 个扇区的空间，用于存放这个文件的内容，通过文件系统去访问该文件的时候，一次也是连续访问 4KB 大小。

inode Table： 单个文件的所有属性，主流的大小为 128 byte，一般都是一个文件分配一个 inode，每个 inode 具有唯一性。 而 inode Table 这个名字就注定了这是一个表，里面存储了很多 inode，

所以今天我创建一个新文件，那么只需要在 inode Table 中开辟一块空间，给该文件分配一个 inode，把文件的所有属性填充在 inode 中即可；如果该文件还没有写入数据，Data blocks 块可以暂时不用分配。

[outlier@localhost inode]$ ls -li

total 0

#inode编号

34165052 -rw-rw-r-- 1 outlier outlier 0 Aug 10 22:03 log.txt

34150681 -rw-rw-r-- 1 outlier outlier 0 Aug 10 22:03 test.txt

每个文件的大小都是不一的，可能有一个文件很大，需要好几个数据块存储，那么我们就必须要知道，文件的内容存储在哪些数据块中，所以就注定了 inode 中必定需要有字段与 Data Block 建立关联，这样才能找到某个文件对于的数据块。

// inode 描述结构体

#define NUM 15

struct inode

{

inode id;

文件类型；权限；引用计数；拥有者；所属组；ACM 时间 ....

int blocks[NUM];// 记录存储的数据块

}

假设 blocks 数组 15 元素，一个块大小 4KB，这样也才 60 KB，一个稍微大一点的文件就存储不下了。所以这个数组肯定不是直接记录数据块的块号那么简单。

假设这个索引数组有前12个元素是直接记录存储文件内容的块号，第12、13号下标采用两级索引，里面分别存储 200、2

01块号，但是 200、201号数据块不会用于存储文件内容，而是在这两个块中，存储其它数据块的块号，文件内容就存在与其中的数据块中。如果稍微计算一下，两个块 4 * 2 = 8 KB，8 * 1024 / int = 2048，即可以记录 2048 个块号，每一个块 4KB，一共可以存储大小为 8 MB 大小文件内容了。

如果再不够用，那不是还剩下14号下标吗，我采用三级索引，指向的一个数据块，同样不存储数据，这个块可以记录 1024 个块号，我让这记录的 1024 个块，再索引一次，一共可以记录 1024 * 1024 个块号，加起来的大小就是 1024 * 1024 * 4 kb = 4096 MB = 4GB。现在够用了吗？？如果还不够，我可以减少直接索引的个数，继续增加两级索引，三级索引。

2.2 Block Bitmap && inode Bitmap

对于数据块，当我们新建一个文件，就给我们分配数据块，删除文件，释放数据块。但是，操作系统如何得知哪些数据块有被使用，哪些没有被使用呢？

Block Bitmap： 比特位的位置和块号进行映射，比特位的内容即表示该块有没有被使用（假如第800个比特位置1，代表编号为800的数据块被使用，置0则代表该数据块无文件使用）。

inode Bitmap： 比特位的位置和 inode 编号进行映射，比特位为1，代表映射对应的 inode 有效（有文件占用）。

有了 Block Bitmap 和 inode Bitmap，当我们删除一个文件时，就不再需要真的清空文件内容了（即不需要对数据块中的数据做清空），只需要根据文件的 inode 编号，查看 inode Bitmap，若位图为1，转而 inode Table 中的读取该 inode 的属性， 其中 blocks 记录了该文件所有的数据块编号，将块的编号映射到 Block Bitmap 对应的比特位，将比特位置 0，最后再把 inode Bitmap 的比特位置 0 即可。这也是为什么我们拷贝数据很慢，但删除文件，就算是大几十个GB，也就几秒钟的事情。

换言之，从理论技术出发，只要我们知道被删除文件的 inode 编号，我们是可以通过 inode Bitmap 把位图置 1，再根据 inode Table 读取文件属性，blocks 读取该文件所有的数据块编号，映射到 Block Bitmap，把这些比特位全部置 1，这样，一个被删除的文件就可以被恢复了。

2.3 Group Descriptor Table && Super Block

整个磁盘从分区到分组，最后细化成每个 Block Group。但是每个组内，该如何得知这个组内有多少个 Block？有多少个 inode？被占用的 inode、数据块有多少？没有被占用的有多少？整个 Block Group 的容量是多少？Block Group 的容量占用比是多少？下一个 inode 编号如何分配，…… ，与 Block Group 相关的所有属性，全部都记录在 Group Descriptor Table 中，简称为 GDT。

Group Descriptor Table(GDT)： 描述整个分组 Block Group 的基本使用情况。

与 Block Bitmap && inode Bitmap 不同的是，Block Bitmap && inode Bitmap 只是关注某个数据块 && 某个 inode 的使用情况，并无法得知 Block Bitmap && inode Bitmap 的整体使用情况（使用率，总容量等等）。

Super Block： 文件系统的基本信息，里面包含的是整个分区的基本使用情况（分区容量，分区划分了多少分组，每个组的边界是什么，每个组的大小容量，每个组的 inode 数量，每个组的 Data block 数量，每个组的起始 inode编号，文件系统的类型与名称等等）。

需要注意的是，整个分区不止一份 Super Block 数据，但不是每个分组都有 Super Block 这样的字段。如果整个分区只保留一份 Super Block，那么当 Super Block 的数据出 bug 了，分区内的各个组可能都会被影响的（无法明确每个分组的边界，无法明确每个组的起始 inode……等等）。分区内存储多份 Super Block，可以在必要时对出问题的 Super Block 数据进行恢复修正，但是如果每个组都存在一份 Super Block，当分区内的使用情况需要更新时，成本就比较高。

格式化： 每一个分区在被使用之前，都必须先将部分文件系统的属性信息提前设置到对应的分区中，方便我们后续使用这个分区或者分组（加载 Group Descriptor Table && Super Block 的各种属性信息，清空 Block Bitmap && inode Bitmap，除了系统文件，将其它比特位都置为 0）。

总结：诸如 Group Descriptor Table && Super Block && Block Bitmap && inode Bitmap 这些字段数据都是为了管理文件数据 Data blocks && inode Table 而设置的属性信息！

下篇文章 【文件系统】软硬链接 会介绍与 inode 有关的软硬链接问题，有了文件系统的铺垫，理解软硬链接就不再是难事了。

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