【Linux】Ext系列文件系统(上)
目录
一、 理解硬件
1-1 磁盘
1-2 磁盘物理结构
1-3 磁盘的存储结构
1-4 如何定位一个扇区
1-4 磁盘的逻辑结构
1-4-1 理解过程
1-4-2 真实过程
1-5 CHS && LBA地址
二、文件系统
2-1 "块"概念
2-2 "分区"概念
2-3 "inode"概念
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一、 理解硬件
1-1 磁盘
基本结构
- 盘片：是存储数据的介质，一般由铝合金或玻璃等材料制成，表面涂有磁性材料。盘片通常有多个，它们叠放在一起，安装在主轴上，能够高速旋转。
- 磁头：负责读取和写入数据。每个盘片的上下两面都有一个磁头，磁头通过移动臂在盘片表面移动，寻找到正确的位置来进行数据的读写操作。磁头与盘片之间的距离非常小，通常只有几微米甚至更小，以实现高精度的数据读写。
- 电机：包括主轴电机和音圈电机。主轴电机用于驱动盘片以恒定的速度旋转，常见的转速有 5400 转 / 分钟、7200 转 / 分钟等。音圈电机则负责控制磁头的移动，使磁头能够快速、准确地定位到需要读写数据的位置。
- 控制电路：主要由硬盘控制器、缓存控制器等组成。硬盘控制器负责与计算机的其他部件进行通信，协调数据的- 传输和存储操作；缓存控制器管理硬盘的缓存，提高数据的读写性能。
- 缓存：是硬盘中的高速内存区域，用于临时存储即将被读写的数据。缓存的大小通常为几 MB 到几十 MB 不等，较大的缓存可以提高硬盘的数据读写速度和系统性能。
1-2 磁盘物理结构
数据写入：当计算机需要向硬盘写入数据时，操作系统会将数据发送到硬盘的缓存中。然后，磁头根据数据的存储地址，在盘片旋转的同时，通过电磁转换原理，将数据以磁性信号的形式记录在盘片的特定位置上。
数据读取：当计算机需要从硬盘读取数据时，磁头首先会根据数据的存储地址移动到相应的位置，然后随着盘片的旋转，磁头感应盘片上的磁性信号，并将其转换为电信号，再经过放大、解码等处理后，将数据传输到硬盘的缓存中，最后由缓存将数据发送给计算机的其他部件。
1-3 磁盘的存储结构
扇区：是磁盘存储数据的基本单位，512字节，块设备
扇区是磁盘存储数据的基本单位，是磁盘上的一个弧形区域。常见的扇区大小为 512 字节。扇区是数据在磁盘上存储的最小单元，计算机在向磁盘写入数据时，会将数据按扇区进行划分并存储；读取数据时，也以扇区为单位进行读取。
不同盘面（磁头）上相同位置的磁道组成一个柱面。在进行数据读写时，通常会按柱面、磁头、扇区的顺序来访问磁盘上的数据，这样可以充分利用磁盘的存储结构，提高数据访问的效率。
1-4 如何定位一个扇区
• 可以先定位磁头（header）
• 确定磁头要访问哪一个柱面(磁道)（cylinder）
• 定位一个扇区(sector)
• CHS地址定位
文件 = 内容+属性 都是数据，无非就是占据那几个扇区的问题！
因为扇区是存储数据的基本单位，可以通过定位多个扇区的方式访问数据与存储数据。
• 扇区是从磁盘读出和写入信息的最小单位，通常大小为512 字节。
• 磁头（head）数：每个盘片一般有上下两面，分别对应1个磁头，共2个磁头
• 磁道（track）数：磁道是从盘片外圈往内圈编号0磁道，1磁道...，靠近主轴的同心圆用于停靠磁头，不存储数据
• 柱面（cylinder）数：磁道构成柱面，数量上等同于磁道个数
• 扇区（sector）数：每个磁道都被切分成很多扇形区域，每道的扇区数量相同
• 圆盘（platter）数：就是盘片的数量
• 磁盘容量=磁头数 × 磁道(柱面)数 × 每道扇区数 × 每扇区字节数
• 细节：传动臂上的磁头是共进退的
柱面，磁头，扇区，显然可以定位数据了，这就是数据定位(寻址)方式之一，CHS寻址方式。
1-4 磁盘的逻辑结构
1-4-1 理解过程
磁带上面可以存储数据，我们可以把磁带“拉直”，形成线性结构
那么磁盘本质上虽然是硬质的，但是逻辑上我们可以把磁盘想象成为卷在一起的磁带，那么磁盘的逻辑存储结构我们也可以类似于：
这样每一个扇区，就有了一个线性地址(其实就是数组下标)，这种地址叫做LBA
1-4-2 真实过程
一个细节：传动臂上的磁头是共进退的
柱面是一个逻辑上的概念，其实就是每一面上，相同半径的磁道逻辑上构成柱面。
所以，磁盘物理上分了很多面，但是在我们看来，逻辑上，磁盘整体是由“柱面”卷起来的。
所以，磁盘的真实情况是：
磁道：
某一盘面的某一个磁道展开：
即：一维数组
柱面：
整个磁盘所有盘面的同一个磁道，即柱面展开：
• 柱面上的每个磁道，扇区个数是一样的
• 这不就是二维数组吗
整盘：
整个磁盘不就是多张二维的扇区数组表(三维数组？)
所有，寻址一个扇区：先找到哪一个柱面(Cylinder) ,在确定柱面内哪一个磁道(其实就是磁头位置，Head)，在确定扇区（Sector），所以就有了CHS。
我们之前学过C/C++的数组，在我们看来，其实全部都是一维数组：
所以，每一个扇区都有一个下标，我们叫做LBA(Logical Block Address)地址,其实就是线性地址。所以怎么计算得到这个LBA地址呢？
LBA，1000，CHS 必须要！ LBA地址转成CHS地址，CHS如何转换成为LBA地址。
OS只需要使用LBA就可以了！！LBA地址转成CHS地址，CHS如何转换成为LBA地址。谁做啊？？磁盘自己来做！固件(硬件电路，伺服系统)
1-5 CHS && LBA地址
CHS转成LBA：
• 磁头数*每磁道扇区数 = 单个柱面的扇区总数
• LBA = 柱面号C*单个柱面的扇区总数 + 磁头号H*每磁道扇区数 + 扇区号S - 1
• 即：LBA = 柱面号C*(磁头数*每磁道扇区数) + 磁头号H*每磁道扇区数 + 扇区号S - 1
• 扇区号通常是从1开始的，而在LBA中，地址是从0开始的
• 柱面和磁道都是从0开始编号的
• 总柱面，磁道个数，扇区总数等信息，在磁盘内部会自动维护，上层开机的时候，会获取到这些参数。
LBA转成CHS：
• 柱面号C = LBA // (磁头数*每磁道扇区数)【就是单个柱面的扇区总数】
• 磁头号H = (LBA % (磁头数*每磁道扇区数)) // 每磁道扇区数
• 扇区号S = (LBA % 每磁道扇区数) + 1
• "//": 表示除取整
所以：从此往后，在磁盘使用者看来，根本就不关心CHS地址，而是直接使用LBA地址，磁盘内部自己转换。所以：
从现在开始，磁盘就是一个 元素为扇区 的一维数组，数组的下标就是每一个扇区的LBA地址。OS使用磁盘，就可以用一个数字访问磁盘扇区了。
二、文件系统
2-1 "块"概念
os文件系统访问磁盘，不以扇区为单位进行访问。而是以“块”为单位进行访问。“块”一般为8kb。
其实硬盘是典型的“块”设备，操作系统读取硬盘数据的时候，其实是不会一个个扇区地读取，这样效率太低，而是一次性连续读取多个扇区，即一次性读取一个”块”（block）。
硬盘的每个分区是被划分为一个个的”块”。一个”块”的大小是由格式化的时候确定的，并且不可以更改，最常见的是4KB，即连续八个扇区组成一个 ”块”。”块”是文件存取的最小单位。
注意：
• 磁盘就是一个三维数组，我们把它看待成为一个"一维数组"，数组下标就是LBA，每个元素都是扇区
• 每个扇区都有LBA，那么8个扇区一个块，每一个块的地址我们也能算出来。
• 知道LBA：块号 = LBA/8
• 知道块号：LAB=块号*8 + n. (n是块内第几个扇区)
2-2 "分区"概念
其实磁盘是可以被分成多个分区（partition）的，以Windows观点来看，你可能会有一块磁盘并且将它分区成C,D,E盘。那个C,D,E就是分区。分区从实质上说就是对硬盘的一种格式化。
柱面是分区的最小单位，我们可以利用参考柱面号码的方式来进行分区，其本质就是设置每个区的起始柱面和结束柱面号码。 此时我们可以将硬盘上的柱面（分区）进行平铺，将其想象成一个大的平面，如下图所示：
注意：柱面大小一致，扇区个位一致，那么其实只要知道每个分区的起始和结束柱面号，知道每
一个柱面多少个扇区，那么该分区多大，其实和解释LBA是多少也就清楚了.
2-3 "inode"概念
之前我们说过文件=数据+属性，我们使用 ls -l 的时候看到的除了看到文件名，还能看到文件元数据（属性）
[root@localhost linux]# ls -l
总用量 12
-rwxr-xr-x. 1 root root 7438 "9月 13 14:56" a.out
-rw-r--r--. 1 root root 654 "9月 13 14:56" test.c每行包含7列：
模式、硬链接数、文件所有者、组、大小、最后修改时间、文件名
ls -l读取存储在磁盘上的文件信息，然后显示出来
其实这个信息除了通过这种方式来读取，还有一个stat命令能够看到更多信息
[root@localhost linux]# stat test.c
File: "test.c"
Size: 654 Blocks: 8 IO Block: 4096 普通文件
Device: 802h/2050d Inode: 263715 Links: 1
Access: (0644/-rw-r--r--) Uid: ( 0/ root) Gid: ( 0/ root)
Access: 2017-09-13 14:56:57.059012947 +0800
Modify: 2017-09-13 14:56:40.067012944 +0800
Change: 2017-09-13 14:56:40.069012948 +0800到这我们要思考一个问题，文件数据都储存在”块”中，那么很显然，我们还必须找到一个地方储存文件的元信息（属性信息），比如文件的创建者、文件的创建日期、文件的大小等等。这种储存文件元信息的区域就叫做inode，中文译名为”索引节点”。
每一个文件都有对应的inode，里面包含了与该文件有关的一些信息。为了能解释清楚inode，我们需要是深入了解一下文件系统。
📌 注意：
• Linux下文件的存储是属性和内容分离存储的
• Linux下，保存文件属性的集合叫做inode，一个文件，一个inode，inode内有一个唯一的标识符，叫做inode号
所以一个文件的属性inode长什么样子呢？
/*
* Structure of an inode on the disk
*/
struct ext2_inode {
__le16 i_mode; /* File mode */
__le16 i_uid; /* Low 16 bits of Owner Uid */
__le32 i_size; /* Size in bytes */
__le32 i_atime; /* Access time */
__le32 i_ctime; /* Creation time */
__le32 i_mtime; /* Modification time */
__le32 i_dtime; /* Deletion Time */
__le16 i_gid; /* Low 16 bits of Group Id */
__le16 i_links_count; /* Links count */
__le32 i_blocks; /* Blocks count */
__le32 i_flags; /* File flags */
union {
struct {
__le32 l_i_reserved1;
} linux1;
struct {
__le32 h_i_translator;
} hurd1;
struct {
__le32 m_i_reserved1;
} masix1;
} osd1; /* OS dependent 1 */
__le32 i_block[EXT2_N_BLOCKS]; /* Pointers to blocks */
__le32 i_generation; /* File version (for NFS) */
__le32 i_file_acl; /* File ACL */
__le32 i_dir_acl; /* Directory ACL */
__le32 i_faddr; /* Fragment address */
union {
struct {
__u8 l_i_frag; /* Fragment number */
__u8 l_i_fsize; /* Fragment size */
__u16 i_pad1;
__le16 l_i_uid_high; /* these 2 fields */
__le16 l_i_gid_high; /* were reserved2[0] */
__u32 l_i_reserved2;
} linux2;
struct {
__u8 h_i_frag; /* Fragment number */
__u8 h_i_fsize; /* Fragment size */
__le16 h_i_mode_high;
__le16 h_i_uid_high;
__le16 h_i_gid_high;
__le32 h_i_author;
} hurd2;
struct {
__u8 m_i_frag; /* Fragment number */
__u8 m_i_fsize; /* Fragment size */
__u16 m_pad1;
__u32 m_i_reserved2[2];
} masix2;
} osd2; /* OS dependent 2 */
};
/*
* Constants relative to the data blocks
*/
#define EXT2_NDIR_BLOCKS 12
#define EXT2_IND_BLOCK EXT2_NDIR_BLOCKS
#define EXT2_DIND_BLOCK (EXT2_IND_BLOCK + 1)
#define EXT2_TIND_BLOCK (EXT2_DIND_BLOCK + 1)
#define EXT2_N_BLOCKS (EXT2_TIND_BLOCK + 1)
📌 再次注意：
• 文件名属性并未纳入到inode数据结构内部
• inode的大小一般是128字节或者256，我们后面统一128字节
• 任何文件的内容大小可以不同，但是属性大小一定是相同的
本篇完！
