磁盘的理解

文件=文件内容+文件属性

如果一个文件没有被打开，它的内容和属性在哪放着呢？

它们是在磁盘上放着的。磁盘是我们计算机中的一个机械设备（现在很多都是SSD,FLASH卡,USB，但是现在不考虑这些例外）。其实固态硬盘写入有固定次数，比如一万次或两万此，再写就击穿了，最后就坏掉了。

比如说有两个盘片，有四面，所以有四个磁头 盘片在寻址：我们所有的数据都在盘片上放着，都是一些硬件电路，这些硬件电路都在盘片上放好，具体在什么位置，磁头来回摆动，他在摆动的时候是在圆心和半径摆动，而盘片在不断转动，通过摆动+转动来找到磁盘上特定的位置。 磁盘中有一个扇区，一小块一小块的扇区组成了磁道，盘片是一摞的，所有的磁道加起来变成了柱面。 磁盘写入的基本单位是：扇区，一个扇区是512字节。如果我向找到磁盘中的某个扇区，那么我得先找到它属于的那个盘面，盘面和磁头一一对应，所以要找到对应的磁头，通过磁头找到磁道，通过磁道找到扇区。

曾经我们用的磁带，里面的带都是缠起来的，如果它展开就是线性结构。所以我们也可以将磁盘想象成一个线性结构将它展开。展开后里面的内容都是一个一个的大数组，每个数组都是一个扇区，都是512字节 。站在OS角度，认为磁盘是线性结构。

加入磁盘的大小是1024GB，展开的线性结构大小也是1024GB.。如果我们要访问上面的某一个扇区，我们就要找到扇区对应的数组下标，我们称这个下标为LBA，LBA就是特定磁盘的地址，他是一个抽象出来的地址。

inode

那么这么大的磁盘，它的管理成本非常高。

一个国家的管理需要分很多的省，同样一个大磁盘的管理需要划分很多的空间，分区就是把大磁盘变成小空间。分区要写入文件系统。就好比一个省内有很多领导来管理，如果这个领导班子没有把这个省管理好，那么就要换掉，这个就是格式化，所以格式化就是写入文件系统。

所以要使用磁盘1.分区；2。格式化：写入文件系统。

我们已经把大空间分成小空间，这样空间就在我们可控范围内，我们把大磁盘分成四个小空间，也就是四个分区。用一个小空间为例，理想情况下只要管理好一块区域，那么其它区域直接复制文件系统就可以管理好，因为在计算机看来这些区域都是一样的，就相当于这四个空间的领导班子是一样的。所以只要把小空间管理好，那么大空间就可以管理好。

Block group

比如100GB空间等价于上面这个结构，其中它的结构中有Boot Block，它是与启动相关的。每个分区都有Boot Block且可能不止一个，如果每个分区都有这个Boot Block就相当于做了一个备份。而实际上100GB也很大，所以除了Boot Block，还分了许多其他的区域，分成了很多Block group0,1，2…n。所以我们可以把剩下的空间拆分成9-10个空间，此时只要把一个Block group0管理好，那么其它就可以管理好。

Super Block和Group Descriptor Table

Super Block代表的是整个Block group0空间的使用情况，包括文件系统相关的。它记录了整个分区中block group块的使用情况以及其它一些信息，那么一个block group块的super Block中包含了整个组的信息，那么每个Block group是否有必要都存在一个block group组来存放同样的信息呢？其实每个Block group组都有一个super block，为了以防磁盘被刮坏了，某一个组的super Block丢失了，这样其他组的super block就是一个备份。

而Group Descriptor Table描述的是组相关信息，比如说当前这块空间是Block Group0，那么我怎么知道这块空间是Block Group0呢，还包括了组的标识符，组有多大，组的起始位置和结束位置等等这样的概念。

inode Table和Data Blocks

磁盘中文件=文件属性+文件数据。那么inode Table存放的是文件的属性，Data Blocks存放的就是文件的数据。我们可以把Data Blocks想象成一个大空间，它的空间包含很多数据块，每个数据块都是一个block,每个数据块都有自己的编号；inode Table想象成一个表，里面也有数据块，它包含的是文件属性，每个小块都是一个inode。

inode

当我们创建一个file.txt文件，我们找到一个空inode将file.txt文件属性填进去，当我们往file.txt中写入一个hello world数据，我们再找到一个空block将数据填进去，此时文件就被创建好了。创建好文件后，要将inode和block关联起来，方便查找，那么现在我怎么知道inode和哪一个数据块关联 呢？

Linux中文件名在系统层面没有意义，文件名是给用户使用的。Linux中真正标识一个文件的，是通过文件的inode编号的。它都有一个为一个编号，一个文件一个inode。

在inode Table中每一个inode都会存放一个文件属性，这些属性是一个结构体，里面包含了文件的所有属性，还有数据int inode_number（inode在inode Table的位置)。然后当我们创建文件后找到对应的inode，向文件中写入内容，会给你分配一个block，它是整存整取的，一次就给你一块block。所以inode的结构体中还包括一个int blocks[]的数组，用来存储与inode关联的block的编号，一个inode可能包含很多block块，所以用数组。但是这个数组并不是固定大小，如果这个数组有32个空间，当这个空间被占满，如果还想再加入其它block数据块，可以将数组和之后的block链接起来，当然这个内部细节就比较复杂了。

当我们访问文件时，我们先根据inode编号，找到对应的文件属性结构体，然后通过结构体中block数组，找到inode和block的映射关系，然后找到对应block块，然后找到文件的内容。

Block Bitmap和inode Bitmap

当我们要找一个空inode给一个新文件建立属性关系，那么我们是要遍历整个inode Table来找一个空Inode存放新文件属性吗？这样的话查找效率会大大降低。所以这时候就出现了Block Bitmap和inode Bitmap。inode Bitmap是一个位图，那么它是一个二进制

所以当我们要找一个没有被使用的inode，只需要把inode Bitmap加载到内存，然后位操作遍历这一串位图，找到为0的位置，直接把刚刚创建的文件属性放进这块没有被使用的inode，然后把位图所对应的位置由0变1。同样我们怎样找到没有被使用的block数据块呢？我们使用block bitmap数据块位图，找到0没有被使用的位置，然后把数据放进这块空间，然后把位图置1。

以上都是linux特有的EXT系列的文件系统。

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用户如何找到对应的inode

那么在用户层面，我们怎么知道一个文件对应的inode呢？目录是否也有它自己的Inode呢？ 目录也有它的inode和属性，目录的inode里放什么呢，存放的是目录的大小，权限，拥有者，所属组等。

[wjy@VM-24-9-centos 30]$ mkdir tmp
[wjy@VM-24-9-centos 30]$ ll
total 4
drwxrwxr-x 2 wjy wjy 4096 Apr 30 15:42 tmp
[wjy@VM-24-9-centos 30]$ ls -di tmp/
658210 tmp/

那么目录有数据吗？目录也一定有数据块block

那么目录的数据块里面放什么呢？到目前来看，我们所创建的所有文件，都在一个特定的目录下。所以目录的数据块里存放的是目录下的文件名和文件所对应的inode编号，存放的是文件和inode的映射关系。

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现在来看下面这段操作在干什么。

首先touch 一个文件，要在inode Bitmap位图中找0，在inode table中到一个没有被使用的inode属性块。将hello.c文件的属性写进这个inode块中。第二部echo要向Data Block块中写入hello world数据，那么先在Block bitmap数据位图中找到0，然后把数据写入空的block块中，然后将block块的位置写入inode块与文件属性建立映射关系。这就是创建和写入。

当我们在创建文件后，它会建立一个文件和它所对应的inode，并将这个inode和文件名写入当前文件目录下的数据块中。

那么cat是怎么找到文件内容呢？当cat hello.c，先查看hello.c文件的目录30（如图所示），然后找到该目录的data block数据块，然后从数据块中找到存放hello.c文件的inode和文件名，获取到hello.c的inode后，然后从这个inode找到对应的数组，然后从数组中找到对应的映射关系，找到最终hello.c的block数据块，从中读取数据，将数据打印到显示器上。

rm操作，先找到当前文件的目录，然后找到目录对应的block数据块，从中获取到hello.c的inode和文件名，获取到inode后，找到inode对应的文件hello.c。删文件不需要删inode table，而是将inode bitmap的1置0，然后inode映射对应的数据块删除，直接将block bitmap位图对应的数据块由1置0，这样就达到删除目的。

如果要恢复这个文件，那么就将inode和block位图对应的位置由0置1，就可以恢复。

软连接和硬链接

软连接

创建软连接的方法：ln -s [文件名] [新建软连接名]

[wjy@VM-24-9-centos 30]$ ll
total 4
-rw-rw-r-- 1 wjy wjy    0 Apr 30 16:25 log.txt
drwxrwxr-x 2 wjy wjy 4096 Apr 30 15:42 tmp
[wjy@VM-24-9-centos 30]$ ln -s log.txt log_s
[wjy@VM-24-9-centos 30]$ ll
total 4
lrwxrwxrwx 1 wjy wjy    7 Apr 30 16:26 log_s -> log.txt
-rw-rw-r-- 1 wjy wjy    0 Apr 30 16:25 log.txt
drwxrwxr-x 2 wjy wjy 4096 Apr 30 15:42 tmp

那么软连接在什么情况下应用呢？

我们创建一个目录：

[wjy@VM-24-9-centos 30]$ mkdir -p bin/sbin/hello/test
[wjy@VM-24-9-centos 30]$ ll
total 8
drwxrwxr-x 3 wjy wjy 4096 Apr 30 16:29 bin
lrwxrwxrwx 1 wjy wjy    7 Apr 30 16:26 log_s -> log.txt
-rw-rw-r-- 1 wjy wjy    0 Apr 30 16:25 log.txt
drwxrwxr-x 2 wjy wjy 4096 Apr 30 15:42 tmp
[wjy@VM-24-9-centos 30]$ tree bin/
bin/
`-- sbin
    `-- hello
        `-- test

3 directories, 0 files

进入最底层目录并写一个脚本：

[wjy@VM-24-9-centos 30]$ cd bin/sbin/hello/test/
[wjy@VM-24-9-centos test]$ touch test.sh
[wjy@VM-24-9-centos test]$ chmod +x test.sh
[wjy@VM-24-9-centos test]$ vim test.sh

[wjy@VM-24-9-centos test]$ ./test.sh
0
1
2
3
4
5
6
7
8
9
10
[wjy@VM-24-9-centos test]$ cat test.sh
#!/bin/bash 

count=0
while [ $count -le 10 ]
do 
   echo $count 
   let count++
done

写完之后载回到原来的目录，此时如果我们想要执行刚才的test.sh脚本，我们需要先进入到test.sh文件的目录再执行./bin/sbin/hello/test/test.sh，这样太麻烦了，所以我们可以创建一个软连接，然后就可以直接运行了。这时候我们直接可以用myexe找到可执行程序。

所以软连接特别向我们在window下的快捷方式。

硬链接

硬链接的写入方式其实就是把软连接的选项去掉

创建软链接的方法：ln [文件名] [新建软连接名]

那么软硬链接有什么区别呢？

当我们用i选项查看各个文件的inode，发现软链的原本的文件log.txt有一个inode是…211,新建名字文件log_s又是另一个inode是…212。而硬链接原来文件和新文件都是同一个inode,redir.c和hard都是同一个inode…219。

所以软连接是有自己的独立的inode!软链接是一个独立的文件！它的文件有自己inode有自己的属性，也有自己的数据块。只不过它的数据块里保存的是指向文件的所在路径+路径名。

所以硬链接本质上根本就不是一个独立的文件，而是一个文件名和inode编号的映射关系，因为自己没有独立的inode。

创建硬链接本质是在特定的目录下填写一对文件名和inode的映射关系。它就像一个重命名。

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当我们在空文件创建一个硬链接，并创建一个空文件100.txt。

绿色部分就是我们硬链接数量。当只有一个文件的时候，如100.txt,它的硬链接数是1，就代表100.txt文件对应的inode658211链接的文件只有一个是100.txt。那么当创建硬链接，因为file-hard是file.txt文件的硬链接，二者的inode是一样的，所以有两个inode和文件建立映射关系，在同一个inode658210下链接的文件数量是2,这个就是引用计数。而2这个数字保存在inode的数据块block当中。

硬链接有什么用呢？

当我们创建一个目录dir，发下目录本身的硬链接数量就是2，dir目录本身和inode658210建立映射关系。当我们进入dir目录里面，里面有两个文件，一个是当前文件.,一个是上一级文件"..",观察发现当前目录的inode值也是658210，和刚才的dir目录本身是一样的，这两个构成了两个硬链接。这个就是典型的硬链接的应用。

当在dir里面再创建一个目录tmp，dir目录的硬链接数量变成3，dir链接了658210；进入到dir文件里面，当前文件连接了658210；进入到新创建的tmp目录下，发现“..”上级目录也链接了658210。因为tmp目录的上一级是dir文件，这三个文件都是dir文件，都指向一个inode吧，并且它们的硬链接数量都是3。

acm

当一个文件被创建出来，有access,modify,change三个属性。我们简称为acm

• access:文件最近被读取的时间 modify:最近一次修改文件内容的时间 change:对文件属性的改写时间

当向file.txt文件写入内容后，再观察acm，发现都改变了。我们只修改了一个文件内容，为什么文件属性也改变了呢？这是因为当修改文件内容的同时，也会修改文件的属性，可能会更改文件的大小和属性。

但是cat查看file.txt内容后，再查看状态，又没有改变。其实再较新的Linux内核中，Access时间不会被立即更新，而是会有一定的时间间隔，OS才会自动更新。频繁更新时间可能会导致Linux大量刷盘的问题，这样Linux的系统会变得很慢。操作系统自动更新时间，也是为了防止和磁盘有过度的交互而导致的系统效率降低，这是一个优化。

修改文件属性Modify时间改变。

acm的用处

我们写一个test.c可执行文件，和它的makefile文件

[wjy@VM-24-9-centos 30]$ cat test.c
#include <stdio.h>

int main()
{
  printf("hello world
");
  printf("hello world
");
  return 0;
}

[wjy@VM-24-9-centos 30]$ cat makefile
mytest:test.c
	gcc -o $@ $^
.PHONY:clean
clean:
	rm -f mytest

分别查看test.c和mytest的状态，mytest是test.c的编译文件，在make编译之后生成。我们发现mytest的生成时间是35秒，而test.c的改变时间是29秒，当我们再次make的时候，它不能更新mytest了。这是因为当make要生成新的mytest编译文件时，看test.c的更新时间，如果test.c的改变时间是在上一次mytest文件之后，说明test.c更新了，mytest也要更新，所以make编译会成功。当test.c的修改时间在mytest编译文件之前，那么说明test.c源文件已经编译过一次了，因为编译的mytest文件的最新更新时间比源文件要晚，这时makefile编译文件需要对比旧的，看到mytest文件比源文件晚，不会更新。所以第二次make会说make: `mytest is up to date。

当再次改变test.c文件，这时test.c文件的修改时间比mytest修改时间晚，mytest没有经过make编译还是以前的时间，test.c是最新时间。这时候再次make就编译成功。

如果想要再一次更新mytest文件，我们可以用touch命令，touch叫做更新文件指令。即便test.c没有做任何修改，它还是可以编译成功。

[wjy@VM-24-9-centos 30]$ make
make: `mytest is up to date.
[wjy@VM-24-9-centos 30]$ touch test.c
[wjy@VM-24-9-centos 30]$ make
gcc -o mytest test.c

总结：makefile与gcc会根据时间问题，来判定源文件和可执行程序谁更新，从而指导系统哪些源文件需要被重新编译。