2 磁盘的具体物理存储结构
存储的基本单元：扇区 ---- 一般磁盘，所有的扇区都是512字节
同半径的所有扇区 — 称为 ： 磁道
如何定位一个扇区？
磁盘中定位一个扇区需要知道它所在的柱面号、磁头号和扇区号，这三个参数构成了磁盘的物理地址。
磁盘中定位一个扇区的过程分为两步：第一步是寻道，即将磁头移动到目标柱面上；第二步是旋转延迟，即等待目标扇区旋转到磁头下方。
磁盘中定位一个扇区的时间取决于寻道时间和旋转延迟时间，寻道时间与磁头移动的距离有关，旋转延迟时间与磁盘的转速有关。
磁盘中定位一个扇区的方法有多种，常见的有CHS（柱面-磁头-扇区）方法、LBA（逻辑块地址）方法和GPT（全局唯一标识分区表）方法。
3 进行逻辑抽象
谈到过物理层面定位某个扇区运用的算法是CHS定位法，那么LBA如何转到CHS定位呢？其实很简单，只需通过一些计算方式就可以进行转换，下面图片中的计算方法是捏出来的数据，方便大家理解LBA转到CHS定位的过程。
H磁头用来判断是哪个扇面，C柱面用来判断是哪个磁道，S就是确定在具体扇面的具体磁道中的具体某个扇区，这些工作在软件层面都可以解决，解决的过程其实就是LBA转到CHS的过程。
为什么OS要进行磁盘的逻辑抽象呢？直接用CHS定位不行吗？
其实有两个原因，第一点是便于管理：在软件层面OS只要管理一个线性数组就可以了，而在物理层面管理一个三维立体结构可不是轻松的。最重要的第二点是：不想让OS的代码和硬件强耦合，因为如果强耦合，底层换了存储设备由SSD换成HHD，OS的代码就失效了，而如果进行逻辑抽象的话，底层无论更换任何存储设备，在操作系统看来都不过只是一个线性数组结构罢了，适应性很强。
4 磁盘文件的管理
磁盘文件的管理思想 — 分而治之
操作系统对磁盘空间的抽象 — 数据块 一般是4kb大小
至于为什么选择4KB为基本单位，之前的计算机科学家做过测试，发现以4KB作为IO的基本单位，性能是最好的，所以文件系统就采用了4KB了，这背后都是有论文作为依据的。
早些年诞生一项理论，叫做局部性原理，这项理论证明，当计算机访问某些数据时，极大可能访问到它周围的数据，所以在进程IO数据时，多加载一些数据是有助于提高操作系统的效率的，并且在一定程度上减缓了数据多次IO的过程。顺序表相比链表优势便在于数据更加集中，缓存时数据的命中率更高。
所以多加载数据的原因就是，达到预加载数据和以空间换时间的目的！！！
所以真实的内存被划分是以4KB作为基本数据大小的空间，16G内存的笔记本中大约有4194304个基本数据大小的空间，这些空间叫做页框，就是内存中一个个的块。
磁盘中的文件，尤其是可执行文件，实际上也是按照4KB大小划分为一个个的块，可执行文件中的一个个块叫做页帧。
所以从磁盘中加载数据到内存时，就是分为一个个的块进行加载，将页帧的数据加载到页框里，这就是文件系统和内存管理之间的耦合，他们都是以4KB为大小进行划分的。
磁盘分区的各个区的管理策略都是相同的，只要把管理方法ctrl+c,ctrl+v就可以解决其他区的管理问题了，区域中细分的组之间的管理策略也是如此，所以在管理时，我们只要管理好细分的组便可以管理好磁盘这一大块空间了。
从磁盘文件管理角度为什么有类型？操作系统的访问方式就是起始地址加上偏移地址这么访问的。所以只需要知道数据块的起始地址即可访问对应数据内容
所以块的地址本质就是：数组的一个下标，N，我们采用线性下标N的方式，就能定位任何一个块了
介绍下位图：
文件系统中的位图是一种数据结构，用来表示有限域中的稠集，即每个元素至少出现一次，没有其他的数据和元素相关联。文件系统中的位图通常用来标记磁盘空间的分配情况，每个比特位对应一个磁盘块，0表示空闲，1表示占用。
5 理解ext系列文件系统（以ext2为例）
我们可以通过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
inode
inode表是文件系统中的一种数据结构，它存放了文件的元数据信息，如inode号、大小、属性、时间等。 inode表中的每个条目叫做inode，它是文件或目录在一个文件系统中的唯一标识。
inode表的内容可以用·stat命令或ls -i命令来查看。 例如，如果你有一个文件叫file.txt，你可以用stat file.txt来查看它的inode信息，如下：
$ stat file.txt File: file.txt Size: 13 Blocks: 8 IO Block: 4096 regular file Device: fd02h/64770d Inode: 123456 Links: 1 Access: (0644/-rw-r--r--) Uid: ( 0/ root) Gid: ( 0/ root) Access: 2022-10-05 10:00:00.000000000 +0800 Modify: 2022-10-05 10:00:00.000000000 +0800 Change: 2022-10-05 10:00:00.000000000 +0800 Birth: -
从上面的输出可以看出，file.txt的inode号是123456，它的大小是13字节，它的权限是0644，它的所有者是root，它的修改时间是2022-10-05 10:00:00等等。
你也可以用ls -i file.txt来查看它的inode号，如下：
$ ls -i file.txt 123456 file.txt
从上面的输出可以看出，file.txt的inode号是123456。
为了能解释清楚inode我们先简单了解一下文件系统
Linux ext2文件系统，上图为磁盘文件系统图（内核内存映像肯定有所不同），磁盘是典型的块设备，硬盘分区被划分为一个个的block。一个block的大小是由格式化的时候确定的，并且不可以更改。例如mke2fs的-b选项可以设定block大小为1024、2048或4096字节。而上图中启动块（Boot Block）的大小是确定的.
块组 Block Group：ext2文件系统会根据分区的大小划分为数个Block Group。而每个Block Group都有着相同的结构组成。如政府管理各区的例子
超级块（Super Block）：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
GDT，Group Descriptor Table：块组描述符，描述块组属性信息，有兴趣的同学可以在了解一下 块位图（BlockBitmap）：Block Bitmap中记录着Data Block中哪个数据块已经被占用，哪个数据块没 有被占用
inode位图（inode Bitmap）：每个bit表示一个inode是否空闲可用。
i节点表:存放文件属性 如 文件大小，所有者，最近修改时间等
数据区：存放文件内容
可以说super block时文件系统的控制块 — 代表整个分区（或者说整个文件系统）的情况 保存文件系统的所有属性信息 （很重要！）---- 多份super block 就是为了防止故障发生，整个分区都不可以使用，起备份的作用！同时每个分区又分为不同的块组（block group），每个块组中都存在超级块，块组描述符— 记录块组宏各个部分的位置和大小，如位图、inode表等；数据块位图 — 记录块组中哪些数据块已经被使用，哪些没被使用；inode位图 – 记录了哪些inode已经被使用，哪些没有； inode表 — 存放了文件的元数据信息，如inode号、大小、属性、时间等；以及数据块 —存放了文件的实际内容或者指向其他数据块的指针（当然数据块data blocks 占据块组的百分之九十九的内存）
inode bit map 和block bit map的关系是什么 ？并行关系 一个管理inode的属性 一个管理数据
查看inode ---- ls -il
怎么理解inode？
touch一个新文件看看
将属性和数据分开存放的想法看起来很简单，但实际上是如何工作的呢？我们通过touch一个新文件来看看如何工作
[root@localhost linux]# touch abc [root@localhost linux]# ls -i abc 263466 abc
创建一个新文件主要有一下4个操作：
存储属性
内核先找到一个空闲的i节点（这里是263466）。内核把文件信息记录到其中。
存储数据
该文件需要存储在三个磁盘块，内核找到了三个空闲块：300,500，800。将内核缓冲区的第一块数据复制到300，下一块复制到500，以此类推。
记录分配情况
文件内容按顺序300,500,800存放。内核在inode上的磁盘分布区记录了上述块列表。
添加文件名到目录
新的文件名abc。linux如何在当前的目录中记录这个文件？内核将入口（263466，abc）添加到目录文件。文件名和inode之间的对应关系将文件名和文件的内容及属性连接起来。
inode表中的datablock数组
inode表中的datablock数组是一个指针数组，它用来存储文件的数据块的地址。datablock数组的长度和文件系统的类型有关，一般有12个或15个指针。
datablock数组中的指针分为以下几种类型：
直接指针：直接指向文件的数据块，一般有12个，可以存储48KB（假设块大小为4KB）的文件数据。
间接指针：指向一个间接块，间接块中存放了多个直接指针，一般有一个，可以存储4MB（假设块大小为4KB，每个指针占4字节）的文件数据。
双重间接指针：指向一个双重间接块，双重间接块中存放了多个间接指针，一般有一个，可以存储4GB（假设块大小为4KB，每个指针占4字节）的文件数据。
三重间接指针：指向一个三重间接块，三重间接块中存放了多个双重间接指针，一般有一个，可以存储4TB（假设块大小为4KB，每个指针占4字节）的文件数据。
这样的结构可以让inode表中的inode占用较少的空间，同时可以支持较大的文件。
再次理解
如何理解文件名 ---- 在目录文件内，文件名和inode互为key值 即映射关系
如何理解文件访问 — 一个目录也是一个文件，也有inode
如何理解文件的增删查改
- 查就是通过目录文件的数据信息进行查找
- 怎么删除文件 — 为什么删除这么快 — 很简单，因为只是修改了inode位图
- inode 不会被删 只会被覆盖 ---- bit map 置0 即删除 等待下次覆盖
格式化是什么？ 其实就是对属性信息做操作，如bit map清空，描述符初始化
6 理解软硬理解
软硬链接是Linux系统中的两种文件链接方式，它们可以为一个文件创建多个有效的路径名。
软链接（也叫符号链接）类似于Windows系统中的快捷方式，它是一个特殊的文件，其中包含了另一个文件的路径名。软链接可以跨文件系统，可以对目录或不存在的文件名进行链接，但是如果原文件被删除了，软链接就会失效。
硬链接是指为一个文件创建一个或多个文件名，它们都指向同一个索引节点（inode），也就是同一个数据块。 硬链接不能跨文件系统，不能对目录进行链接，也不能对不存在的文件名进行链接，但是如果原文件被删除了，硬链接仍然有效。
在Linux系统中，可以用ln命令来创建软硬链接。
创建软链接：ln -s 源文件 目标文件
创建硬链接：ln 源文件 目标文件
软链接是一个独立的链接文件，有自己的inode number ，所以必有自己的inode属性和内容
软连接应用场景 — 本质其实就相当于快捷方式
那软连接的属性我们知道了，它的内容放的是什么呢？就是指向源文件的地址字符串
其中ref count 引用计数器 — 代表有多少文件指向我 — 当为0时就代表文件已经被删掉
软链接文件是一个独立的文件，有自己的inode节点，这个文件数据中保存的是源文件路径，通过保存的路径访问源文件，因此源文件被删除则无法再访问，通过路径将找不到源文件，这时候软链接就会失效。
软链接文件是一个独立的文件有自己的inode节点，文件中保存了源文件路径，通过数据中保存的源文件路径访问源文件
硬链接是文件的一个目录项，与源文件共用同一个inode节点，直接通过自己的inode节点访问源文件（其实本质上来说与源文件没区别）
硬链接被删除，则inode中的链接数-1，并不会直接删除文件数据，而是等链接数为0的时候才会实际删除对应文件的inode，将所占用数据块置为空闲
