从0开始linux（24）——文件（5）磁盘文件系统

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博主ID：代码小豪

分区

我们现在的磁盘动辄512GB，1TB。甚至还有更大容量磁盘可用，那么我们的操作系统是如何管理磁盘空间的呢？

首先，系统会将一个磁盘进行分区，分为1个区，或者多个区，比如在windows系统当中，我们就可以将一个磁盘的空间分为C盘，D盘等。对于每个磁盘分区，都会有有一个磁盘文件系统进行管理。

而一个分区，又可以划分成多个组，如果我们的系统能将一个组管理好，那么其他组也能用相同的方式管理，我们就这种方法称为分治法。

那么对于组，linux是采用怎么样的文件管理方法呢？

文件数据=文件属性+文件内容
linux将文件的文件属性放在一个结构体当中，该结构体称为inode，一个inode的会保存一个文件的权限，inode号，文件大小等信息。我们可以使用ls -i看到文件对应的inode号。

每个文件都有一个独一无二的inode号，一个inode结构体，其大小为128字节。而根据我们上一篇文章所述，一个磁盘会分为很多个块，而每个块都有4kb的存储空间，因此在一个块中，我们可以存储32个inode结构。

一个分区分为多个组，一个组当中的数据分为好几个部分，其中inode会统一的放在一个表结构当中，这个表结构我们称为inode table。

而文件内的数据，则会在组中的另外一个区域放置，我们将其称为data block，这也就说，linux的文件属性，和文件内容，是分开管理的。至于属性和内容是如何连接在一起，我们在后续的文章当中再说。

比如我们当前分组当中有10000个文件，那么inode table就负责存储着10000个文件的inode结构，而着10000个文件的数据，则保存在data block当中

每个文件都有其对应的inode，而inode会保存在inode table当中，那么在inode table当中（我们可以将inode table视为一个数组），肯定就会有一下inode被使用，一些inode处于空闲状态，最明显的表现就是给文件分配inode号时，不能与其他的文件的inode号相同（inode号相同，可以视为数组元素的下标相同，这肯定不行）。那么linux解决这个问题的思路，就是设计了一个inode bitmap来管理这些inode的分配情况。

bitmap在linux系统当中的应用非常常见，其主要作用是监视资源的使用情况。bitmap其实就是一种数据结构，里面的成员不是某种类型的对象，而是二进制位。

如果这个bitmap指的是inode bitmap，那么其中的二进制1，表示该inode在inode table当中已被占用，二进制0，表示没有被占用。

比如我们现在创建了一个新的文件，此时文件系统就要创建一个inode，以保存该文件的属性，而inode是放在inode table当中，不能与已被使用的inode重复，否则就会将原有的inode覆盖，导致数据丢失，那么文件系统又要如何查看inode table当中那么inode没被使用呢？答案就是查看inode bitmap当中，哪个位的二进制数为0，比如上图当中inode bitmap的第5位为0，则说明inode table当中的第五个inode还未被使用，因此新建文件的inode就会被放在inode table的第五位当中，此时由于inode table的第五个inode被使用，inode bitmap的第五位也会置为1。

而文件数据会被放在磁盘当中的data block当中，data block是一个一个块（block）组成的，在前一篇文章当中提到了，在linux系统当中，一个block的大小是4kb。因此文件数据放在data block当中，会导致当中的block被用来存储数据，一些block被使用了，一些block没有被使用，新建文件的数据肯定是要放在未被使用的block当中。那么data block当中哪些block被使用了，哪些没有，文件系统又要如何知道呢？答案还是使用bitmap，block bitmap就是为了解决这种问题设计出来的。

原理和inode bitmap类似，如果一些block被使用了，在bitmap上的对应位置就会被置为1，没有被使用则会置为0。文件系统通过查看block bitmap，就能找到没有被使用的block，用于保存文件数据。

那么使用bitmap的好处是什么呢？我们假设一个组的inode table可以保存10000个inode，有100000个block可以被使用，那么inode bitmap只需要10000个bit就能体现出10000个inode的使用情况，大小仅为10000/8/1024≈1kb。而block bitmap的大小也就10kb左右，非常的节省空间。

group descripe table，又称为块组描述符，我们简称为GDT,用于记录块组空间的使用情况,比如当前组的最大inode数量是多少，当前被分配的inode有多少，最大的block数量是多少，已被使用的block又有多少，通过GDT，文件系统可以轻松的查看到当前磁盘的使用情况。

super block，又称为超级块，它是存放文件系统本身的结构信息。记录的信息主要有：bolck 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。

super block记载的数据整个磁盘分区的数据，但是为什么记录磁盘数据的结构，要放在组当中呢？这是因为我们一个分区，可以被划分为多个组，而每个组的数据结构都是一样的，也就是说每个组都会保存一份super block，这些super block记录的的是磁盘分区的使用信息，因此它们都是一样的。但是super block是有可能损坏信息的，如果一个分区的super block损坏了，那么整个分区都无法正常使用了，只能通过格式化让super block变回正常才能继续使用，但是如果我们每个组都有一个super block的备份，如果某个组的block出现了损坏，将其他组的super block拷贝过来，该分区又能正常使用了。

磁盘文件系统

我们现在已经知道磁盘的每个组的情况了，磁盘文件系统就是根据每个组的信息，进行文件操作。博主将文件操作分为增、删、查、改四种，来阐述磁盘文件系统的操作原理。

首先，我们先来看看一个磁盘文件系统是如何查找到一个文件的。首先我们要清楚block和inode到底是怎样分布在一个组当中的。首先我们要知道，一个分区会分为多个组，而每个组的inode数量，和block数量是一定的。我们可以假设一个组最多有10000个inode，100000个block，那么这些数据都会记录在GDT当中。而我们要注意，这些inode号和block号，都是全局的。如何理解这个全局呢？即在一个分区当中，每个inode号不能重复，block号也不能重复，假设该分区有3个组，那么情况如下图：

begin表示起始，end表示结束，比如组1的inode号的区间就是[1,10000),block号的区间则是[1,100000)。这些数据都会保存在GDT当中。

如果磁盘文件系统想要找到一个inode号为12345的文件。那么文件系统就会在对应的分区，访问每个组的GDT，组1的GDT表示我组的inode号区间在[1,10000)，因此这个文件不在组1，接着访问组2的GDT，发现组2的inode号区间在[10000,20000)，因此磁盘文件系统确定，这个inode号为12345的文件，保存在组2当中。

接着，磁盘文件系统要查看组2的inode bitmap，以确保inode号对应的inode bitmap的位数为1，表示该文件存在，我们要注意，一个文件的inode号=该组inode起始位置+inode bitmap的位数，比如inode号为12345，组2的起始inode为10000，那么inode bitmap的2345位，则是1。

磁盘文件系统发现bitmap的2345位为1，因此确定了inode号为12345的文件存在，接着则是在inode table当中找到对应的inode，我们在前面说了，文件的inode结构，负责保存的是文件信息，如果我们要查看文件数据，则是要找到文件对应的block。现在我们已经知道磁盘文件系统找到文件的inode的方式，那么我们接下来要怎么找到文件的数据，即文件的block呢？

inode会保存文件的属性，其中就包括文件的数据在哪些block号。这些block号我们可以视为是一种类似于指针的东西。

直接快指针，直接指向保存文件数据的block，我们都知道一个block的大小是4kb，因此12个直接块指针，可以保存48kb的数据，如果文件大于48kb，则需要用到一级间接块索引表指针。

而一级间接块则也是一个block，但是这个block不保存文件数据，而是保存文件的直接块指针。一个直接块指针的大小我们可以视为一个int类型（即4b），那么4kb的block，可以保存1024个4b的直接块指针，每一个直接块指针都能保存4kb的数据，因此一个一级简介快索引表指针，可以保存4kb×1024=4MB的数据。

如果文件大于4mb，那么我们就要用上二级间接块索引表指针了，这个二级间接块索引表指针，不保存文件数据，而是保存一级间接块索引表指针。由于一级间接块索引表指针的大小也是4b，因此一个二级间接索引块可以保存1024个一级索引表指针。而一个一级索引表指针可以保存的数据为4MB大小，因此一个二级间接块索引表指针的大小为4mb×1024=4GB。

以此类推，三级间接块索引表纸质可以保存的数据为4GB×1024=4TB，即linux当中，一个文件可允许最大容量为4tb，这么看还是很能存的，至少我们的家用pc完全不用担心文件数据太大无法保存，因为我的磁盘压根就没有这么大（haha）。

通过这些索引指针，磁盘文件系统就能通过文件inode，找到文件的block。这样就相当于查找到一个文件啦。

至于新增一个文件，无非就是创建一个inode，以及对应的block，这点已经说过了，而修改文件，则是先查找到文件的位置，然后将文件的数据读入到内存当中，在内存当中修改文件的数据，然后在写入到磁盘上，因此修改文件的最重要的操作，其实还是如何查找到文件。

那么删除一个文件是怎么做的呢？首先磁盘文件系统会拿到文件的inode号，找到对应的inode bitmap，将对应bit位的数置为0，而文件对应的inode和data block则置之不理，因为只要将inode bitmap置为0，其对应的inode table和data block就会进入空闲状态，下一次如果有文件用到了相同的inode号或者data block，就会将原有的数据覆盖。

由于文件被删除时，只修改了bitmap，inode和data block的数据是依然存在于磁盘当中，只要inode和data block没有发生覆盖。那么这个文件是可以恢复的，只需要将被删除的文件inode bitmap，重新置为1，那么该文件的inode和data block又会被重新启用，至于如何恢复文件，需要用到恢复文件的工具。windows系统当中其实也有类似的操作，我们delete掉一个文件，其实并没有将该文件完全删除，只要我们没有清空回收站，那么文件其实是可以从回收站里恢复的。

inode号

既然有了文件的inode号，就能让磁盘文件系统找到对应的inode，那么怎么拿到文件的inode号呢？根据前面的说法，inode号保存在文件的inode当中，有了inode号，就能找到文件的inode，但是如果要拿到inode号，又要先找到文件的inode，这样就变成了先有鸡还是先有蛋的问题，因此我们不能把解决问题的思路，放在文件本身上。

我们的文件都是放在哪呢？是放在目录文件下，而目录文件也是文件，文件=属性+内容，也就是有inode和data block，目录文件也不例外。那么目录文件的内容是什么呢？我们可以使用vim，查看目录文件的内容。

可以发现目录文件记录的是当前目录下的所有文件（无论是目录文件，还是普通文件）的信息。其中就包括这些文件对应的文件名，而文件名与inode号是有映射关系的（比如ls -i就能找到文件名与其映射的inode号）。

因此我们可以知道，如果我们想要查找一个文件，首先是操作系统会先访问该文件的目录，然后在目录中找到文件对应的inode号，这样不就拿到文件的inode号了吗？拿到了文件的inode号，我们就能找到文件的inode，通过inode，也就能找到文件的数据，即data block。

那么现在问题又来了，既然目录本身是文件，那么我们想要查看目录的内容（data block），是不是也要拿到目录的inode号？而目录的inode号保存在上级目录的数据当中，那么想要访问上级目录的数据，则要拿到上级目录inode号。如此循环，好像也不是一个好的解决办法。

我们以/home/lysb666/code为例。现在我们想要查看code的内容，首先要拿到code的inode号，而code的inode号保存在lysb666的内容当中，想要查看lysb666的内容，就要拿到lysb666的inode号，因此要访问home的内容，而想要访问home的内容，则要拿到home目录的inode号。

home的inode号，保存在/（根目录）的数据当中，但是根目录没有上级目录了，因此根目录的inode号，其实是固定的，而非随机分配，因此操作系统不需要访问任何目录文件，都能找到根目录的inode号。而其他文件的inode号都保存在上级目录当中，这也是为什么我们对文件进行操作时，需要告诉操作系统，文件所在的路径。实际上是通过路径，一步步的拿到文件的inode号，最后找到文件的数据。

但是这么做还是不够优雅。因为我们访问目录文件的inode，data block，实际上是让内存与磁盘做交互，而在前面博主就不止一次提到，内存与磁盘做交互的速度是很慢的，因此为了提升运行速度，操作系统会尽可能的减少内存与磁盘的交互。因此，我们访问一个文件时，其实并非每次都是像上面这样子操作的。因为操作系统会将我们打开的文件信息，缓存下来，因此我们最近打开的文件，就不需要再去访问磁盘，拿到inode号了，而是在内存当中拿到inode号，这样拿到文件inode的效率会得到提升。

我们经常或者最近打开的文件，其文件信息会保存在一个叫dentry的结构体当中，该结构体主要是保存下文件的文件名与inode号，而dentry会根据文件关系，形成一个多叉树的数据结构。这样我们下次访问某个文件时，会根据路径，在dentry树上找文件，这样就不用通过频繁的访问磁盘，拿到文件的inode号了。