本文目标：

⭐理解文件系统中inode的概念

⭐认识软硬链接，对比区别

文件操作的本质是进程与被打开的文件之间的关系。那么没有被打开的文件怎么办？OS如何去管理它们？没有被打开的文件，安安静静地在磁盘里面放着，磁盘中存在大量的文件，这些没有被打开的文件，被OS静态管理起来，方便随时打开。管理被打开文件，叫做文件系统，虚拟文件系统，管理没有被打开的文件，也称为文件系统，躺着的文件系统。

要理解文件系统，我们需要了解清楚，磁盘是如何存储文件的。

磁盘

首先需要了解磁盘的结构，下面我们将展开三部分来讲：即磁盘的物理结构、磁盘的存储结构和磁盘的逻辑结构。

磁盘的物理结构：

磁盘是我们计算机中唯一一个机械结构的，再加上它是外设的原因，因此磁盘的访问速度很慢(相较于计算机其它硬件)。每个磁盘有若干个盘片，每个盘片有两盘面。

需要注意的是：磁头在盘面上来回摆动，磁头跟盘面是没有接触的，因为不能刮伤盘面，如果盘面被刮伤了，那么就会遇到蓝屏啊，电脑出问题等等的问题。这也是磁盘不能拆开，需要无尘的原因，也是磁盘需要防止抖动的原因，也是我们的笔记本电脑不要搬来搬去的原因。

物理结构就是这样，简单了解一下。

磁盘的存储结构：

磁盘存储结构如图所示。需要注意的是：①：磁盘的寻址的基本单位是扇区，每个扇区一共512字节 。虽然在一定区域里的若干扇区的长度大小不一样，但是其字节都是512，长度大的存储密度小，长度小的存储密度更大一些。②其中的柱面，其实等价于磁道。③磁头的个数等于盘面个数，并且所有磁头是共进退的。

在每个盘面的上，要定位一个扇区，就要先确认磁道，即要确定对应磁道的哪一个扇区。虽然每一圈磁道的长度不一样，有里到外，长度越大，但是每一条磁道的存储量是一样的，因此每条磁道也会有对应的编址，通过编址就能确认磁道，从而定位扇区。

那么是如何通过编址来确认磁道的呢？答案是磁头的来回摆动，其作用就是来确认磁道。确认磁道后，又该如何定位扇区？答案是盘片在高速旋转的时候，就是让磁头来定位扇区。比如要寻找四号磁道的第2个扇区，那么磁头会摆动到四号的磁道后不动，然后盘片通过旋转，转到指定的扇区。

因此，为了提高效率，当我们要找四号磁道第二个扇区的时候，柱面的存在就是为了提高效率，所有磁头都会指向指定的扇区，而柱面的边界，就是这个扇区的磁道！

综上：想要定位扇区去读取信息，就先确认磁道(Track)或者柱面(cylinder），然后定位磁头(head),最后就能定位到指定扇区(sector)咯。而磁盘中定位任意扇区，所采用的硬件级别的定位方式，叫做CHS定位法。

磁盘的逻辑结构：

磁盘物理上是圆形的，但是我们可以把它想象成是线性结构的。那么，我们就可以从对磁盘的管理，转化成对数组的管理，这也是操作系统在看待磁盘的方法！这种思维方式，就是先描述再组织。

此时，想要找某个扇区，只要知道下标，就可以定位到这个扇区了。这个下标，在OS内部，称为LBA地址（Logic Block Address）(逻辑块地址)，又叫线性寻址。下面使用一个例子，用来解析这部分：

设：

盘面：4                              

磁道/面：10    

扇区/磁道：100

扇区：512字节

那么，磁盘的总容量(byte)为：4*10*100*512。每个盘面的下标范围：4*10*100。

接下来的问题是，如果通过LBA来转化成CHS定位法？  如我要找123号磁盘位置

首先需要通过计算，算出需要的盘面、磁道和扇区的位置

①先算出：每个盘面拥有的扇区数：10 * 100 = 1000

②然后算出：123号所在的盘面：123 / 1000 = 0    ----0号盘面。  ---> H

③接着算出：123号所在的磁道：123 / 100 = 1 ---1号磁道。       ----> C

④最后算出：123号所在的扇区：123 % 100 = 23  ---23号扇区。---->S

算出来后，就可以拿着这些地址，去访问磁盘的位置。

操作系统对磁盘进行逻辑抽象的原因：

1.便于管理。

2.不让OS的代码和硬件强耦合，简单来说就是不能让磁盘影响到OS。

虽然磁盘的基本单位是扇区512字节，但是还是很小。因此OS内的文件系统定制了多个扇区的读取，如4KB为基本单位。在这种情况下，哪怕只想读取或修改1bit，也必须讲4KB读取到内存，有必要的话，写回磁盘。那么这样子做，岂不是很浪费内存空间？

这就得提一下局部性原理。局部性原理，意思是说在读取这1bit的数据时，会将这些数据的周围的数据，也会一起读取。因此，必须要担心浪费内存，并且还会提高IO的效率，提高数据命中的效率，是空间换时间的做法！

因此，内存被划分成4KB大小的空间，称为页框。磁盘中的文件，尤其是可执行文件，按照4KB大小分好的块，称为页帧。

块组：

对于计算机来说，不管磁盘的容量分成多少块，每块的容量相同也好，不相同也好，都是二进制的形式，因此只需要管理好一块分区，就能管理好剩余的分区。

分区之后，又会在每个区里面分组，此时只要有办法能管好一组，那么其它组也就能管好了，也就能把整个区管好了，从而能把整个磁盘管好了，采用的是分治思想。

Boot Block：启动块

Super Block（超级块）：比如我们分出一块区，D盘之类的，然后进行格式化，格式化的本质就是写入文件系统，那么文件系统的信息就会保存在SB当中，包括这个分区一共有多少组？起始块号是多少，结束块号是多少，每一个分组从哪开始从哪结束，每一个分组已经被使用了多少，没有被使用的又是多少，使用率的多少，整个分区的健康状态如何，文件系统操作的方法等等信息。

对于超级块来说，我们看上图，注意到它是在0号分区里的，而SB那么重要，但是却不是在整个区里面，而是在0号区里面，其实每一块区每一块分组都有，当然也可以没有，但是是多块拥有的，其作用是备份。当我们的超级块不小心丢失，可以从别分组里面拷贝一份，文件恢复。

ionde：对于文件，文件 = 内容 + 属性。在Linux中，文件的内容和属性是分批存储的！而保存文件的属性，是一块叫做inode的块。inode的大小或128byte或256byte，一个文件一个inode，inode几乎包含了文件的所有属性，但文件名并不在inode里面。

Data blocks: 保存文件内容的是一块叫做Data blocks的块，它的大小是随着应用类型的大小变化而变化，比如一张图片的大小，一部电影的大小，一份源码的大小。

因为一个文件一个inode（当然，并不是所有文件都有自己的inode，这里先不讨论），那么inode为了分辨出彼此，都会有自己的一个ID，如下图：

而在分组里面的inode Table就保存了分组内部所有可用的inode，Data Blocks保存了分组内部所有文件的数据块。也就说，文件的属性就放在了inode Table里面的某个inode中，而内容就放在了Data Blocks里面的某一块或多块没有被使用的数据块当中。因此，我们需要一个功能，用来查找这两块哪个inode或数据块没有被使用过的。所以就拥有了inode Bitmap。

inode Bitmap：保存了inode对应的位图结构。

Block Bitmap：保存了数据块对应的位图结构。

位图：假设有一千个inode，那么我们就需要一千个bit来表示inode的状态。比如0101这四个bit，假如表示的是前四个inode，那么1就表示这个inode被使用了，0就表示这个inode没有被使用，而位图就用来表示这一千个bit，位图中的比特位是跟当前文件的inode的位置是一一对应的，可以用来判断inode的状态。

Group Descriptor Table:简称GDT，叫做块组描述表。用于保存对应的分组的宏观属性，比如有多少个inode，多少个数据块等等

所以，当我们要查一个inode的时候，就是找它的编号，这是在查找它对应的文件的属性。那么查找文件的内容呢？那么多块数据块，一个文件的内容，可能就要保存在若干个数据块里面。

其实每个inode，都是一个结构体，里面存着文件的属性，比如indoe的编号、文件的大小等等属性，其中有一个属性是记录数据块的数组，通过这个数组能够找到对应的数据块。 同时，为了节省空间，一般从下标为12的开始，所指向的数据块里面，也包含了另外的数据块的id，这样就能大范围地包含住所有所需的数据块。

以上的操作是创建文件，添加文件，那删的话，该如何操作？

其实很简单，就是将位于inode Bitmap中的位图对应的inode比特位和Blocks Bitmap中的位图对应的数据块比特位，从1置为0，文件就删除了！

但是问题是，我们平时使用文件时，并不是用文件的inode啊，而是文件名。

文件一定是在某个目录下，根目录也是目录，而目录也是文件！是文件，就有块，有组，有块组，那就有自己的inode和数据块，inode放的是目录文件直接的编号，而数据块放的是当前目录下的文件名和各自的inode的映射关系！

因此，当我们创建一个文件的时候，一定是往根目录的数据块里面写入文件名跟其映射的inode关系，也就必须有写入权限，当要罗列文件的时候，就必须要有读权限，要访问根目录的数据块！

软硬连接

先来看看软链接和硬链接的文件：

软链接，使用：

ln -s 文件名 软链接的名字      -s表示就是soft的意思

 此时创建了一个软链接的文件，可以看到此时两个文件均是独立文件

创建硬链接：

ln 文件名 硬链接的名字

软硬链接的区别：

区别在于是否具有独立的inode！有独立的inode，就可以当作独立文件来看待。从上面的结果来看，inode的编号，软链接的inode跟其它两个都不一样。因此软连接拥有独立的inode，是独立文件，而硬链接没有，那么建立一个硬链接，到底有什么用？

如果我们对没有软硬链接的普通文件进行操作，写一些内容进去，就会发现，普通文件的大小变大了，同时硬链接的也变大了！并且可以注意到，硬链接的文件属性跟普通文件属性是一模一样的！

可以从侧面看出，“hello Linux”已经同时被写入到了两个文件里面区了，这里就不展示出来了。

因此我们知道了，创建硬链接，根本就没有创建出新文件，因此，硬链接的inode和数据块，用的都是别人的，也就是那个所谓的普通文件的。由此看来，硬链接其实就是在当前目录下，新增文件名和inode的映射关系，映射普通文件！在inode中，有一个引用计数，称作硬链接数，用来记录有多少人指向它。这也是为什么我们看到普通文件和硬链接文件的属性里，有个2，而软链接是的1，那个就是硬链接数。

此时如果将普通文件，也就是没有软硬链接的那个删掉，此时，硬链接的文件并不会消失，只是硬链接数从2变成1。所有，真正地把文件删除，是当这个文件的硬链接数变成0的时候，才算真正被删除，因此硬链接的作用就是硬链接重要的文件，防止误删，而且还可以以.开头，隐藏起来。

此时，这个留下来的硬链接的文件，不就相当于原本的文件进行了重命名吗！但是硬链接并不是为了重命名而存在的，而是防止误删。

此时的软链接文件，还是存在的，因为它是一个独立文件嘛，但是它失效了！因为软链接的文件用的是原本文件的文件名，原本的文件被删了，它就找不到这个文件名了，一删它就找不到，这就说明软链接拥有查找原本文件的方式！在一个树状结构当中，我们查找一个文件的方法是根据路径来查找的，而软链接的文件，它的数据块里面保存的是原本的文件，也就是目标文件的路径！而这个文件已经被删除了，路径没了，因此软链接也就失效了！

综上：软链接相当于Windows下的快捷方式，软链接可以找到目标文件，快捷方式也是目标文件的打开方式之一。

软硬链接的作用：

软链接类似快捷方式，那么比如我们在根目录里面写了一段C程序，然后要在另外的目录去执行，一般情况下在输入执行指令的时候，要输入路径，但如果我们在这个目录里面创建这个C程序的软链接，那么就可以不需要输入目录， 就好比如我的QQ在C盘的某个文件夹里，我在桌面的这个目录文件里创建了QQ的快捷方式一样。

对于硬链接，我们发现，在没有硬链接之前，普通文件的硬链接数一开始就是1，因为普通文件，本身就有自己的文件名和inode的映射关系，所以在inode里面的计数器就会是1，也就是硬链接数。如果创建一个目录，一个空目录，它一开始的硬链接数是2，这是为什么呢？

因为空目录本身就是一个文件，然后每个目录里面，都有两个隐藏目录，其中的一个叫做当前目录"."，这个目录就是当前目录的硬链接！因此它的inode编号跟空目录本身是一模一样的，所以有两个硬链接数。

还有一个现象就是，当我们在这个空目录empty里面，创建一个空目录dir，此时就会发现，empty这个空目录的硬链接数变成3了。原因很简单，dir里面也有两个隐藏目录，一个是dir自己的硬链接，另外一个是上一级目录的硬链接！这就是cd ..是返回上级目录的原因，这个".."就是上级目录的硬链接！所以，此时的empty目录，一共有两个硬链接，包括自己一个，一共3个硬链接数！

温馨提示：

硬链接：①Linux不允许普通用户给目录创建硬链接。②不能在不同的文件系统下创建硬链接，即普通文件和硬链接的文件需要在同一个文件系统下。③不能对不存在的文件进行硬链接。

软链接：①可以给目录创建软链接。②可以跨文件相同。③可以对不存在的文件进行软链接，因为对于软链接指向的目标文件，是一个字符串。

ACM：

ACM即：Access 最后访问时间、Modify 文件内容最后修改时间和Change 属性最后修改时间。

温馨提示：修改了文件属性，只有Change的时间更改，而修改了文件内容，Modify和Change都会更改，因为大小变了即属性变了。对于Access，如果在短时间内频繁访问，那么这个时间是不会更改的，只有在一段时间内访问了，才会被修改。

⭐⭐⭐文件系统相关内容讲解完毕，那么接下来就是关于动静态库的学习咯，加油！⭐⭐⭐

下一篇预告：动静态库！