阜宁企业网站建设,wordpress幻灯片插件使用,个人网站的需求分析,免费生成app#x1f4df;作者主页#xff1a;慢热的陕西人 #x1f334;专栏链接#xff1a;Linux #x1f4e3;欢迎各位大佬#x1f44d;点赞#x1f525;关注#x1f693;收藏#xff0c;#x1f349;留言 本博客主要内容讲解了从磁盘的硬件结构#xff0c;再到操作系统内部是… 作者主页慢热的陕西人 专栏链接Linux 欢迎各位大佬点赞关注收藏留言 本博客主要内容讲解了从磁盘的硬件结构再到操作系统内部是如何组织文件系统的包括软硬连接的介绍 文章目录 1.磁盘的结构2.CHS定位法3.逻辑抽象4.文件系统4.1从硬件向软件过度4.2软硬件链接4.3软硬连接4.3.1制作软硬链接对比差别①硬连接②软连接 我们目前所了解到的都是被打开的文件如果文件没有被打开呢在哪里
一定不是在内存中只能在磁盘等外设中静静的存储着
磁盘文件如果没有被打开如何理解这些文件呢 没有被打开的文件有什么问题
1.如何合理存储的问题
2.主要是为了解决快速定位快速读取和写入—磁盘文件也是如此
pre:标识一个文件文件名(目前)
a.如何定位一个文件
b.如果对文件进行读取和写入
所以我们来了解以下磁盘的结构
1.磁盘的结构 磁盘是我们计算机上唯一的一个机械设备同时它还是外设(作为外设来说他们的速度都是相对CPU和内存来说比较慢的)。 一个剖面图 磁盘中的存储的基本单元:扇区512字节or4kb字节 一般的磁盘所有的扇区都是512字节。 磁道同半径的所有扇区 柱面所有盘片上的对应相同半径的磁道共同部分被称为柱面 那么磁盘是如何寻找磁盘上的文件的
2.CHS定位法 C:cylinder柱面(磁道) H:head 磁头 S:sector扇区 ①首先我们要定位在哪一个面
只需要确定用哪一个磁头读取盘片的编号来确定在哪一个面。
②确定在盘片的哪一个扇区
a.先定位在哪一个磁道—由半径决定
b.在确定在该磁道在哪一个扇区—根据扇区的编号定位一个扇区
一个普通的文件(属性数据)-都是数据(0,1)-无非就是占用一个或者多个扇区来进行自己的数据存储的
我们既然能够用CHS来定位任意一个扇区我们就可以定位多个扇区从而将文件从硬件的角度进行读取或者写入
3.逻辑抽象
①根据我们之前的了解如果OS能够知道任意一个CHS地址就能访问任意一个扇区。
②那么OS内部是不是直接使用的CHS地址呢答案是不是的。
③为什么
a. OS是软件磁盘是硬件硬件定位一个地址CHS但是如果OS直接用了这个地址万一硬件变了呢OS也要发生变化OS要和硬件做好解耦工作也就是说硬盘内部有一套自己的定位系统和操作系统内部是不一样的但是两者是可以相互转换的。
b.即便是扇区512字节单位IO的基本数据量也是很小的硬件512字节OS实际进行IO基本单位是4kB(可以调整的) — 磁盘是一种块设备。所以OS需要有一套新的地址进行块级别的访问。
接下来我们从硬件层面上深入的理解磁盘是和操作系统如何协作的
我们把磁道展开展开的磁道就是一个一个的小扇区这些小扇区好像一个一个的数组非常适合操作系统去做管理 初步完成了一个从物理逻辑到系统逻辑的过程数组不是天然有下标此时定位一个扇区只需要一个数组下标是不是就可以定位一个扇区了。而其中我们的OS是以4kB为单位进行IO的故一个OS级别的文件块要包括8个扇区甚至在OS的角度其实它是不关心扇区的
计算机常规的访问方式起始地址偏移量的方式(语言数据类型) 只需要知道数据块的起始地址(第一个扇区的下标地址) 4KB块的类型我们把数据块看作一种类型
所以块的地址本质就是数组一个下标N以后我们表示一个块我们可以采用线性下标的N的方式定位一个任何一个块了。
OS - N - LBA - 逻辑块地址
可是我们的磁盘只认识CHS地址
所以我们的LBA ---------CHS是可以相互转化的—简单的数学运算就可以做到 OS要管理磁盘就将磁盘看做一个大数组对磁盘的管理变成了对数组的管理我们的先描述在组织
//硬盘
struct block
{//...
}//区
struct part
{int lba_start;int lba_end;//组struct part group [100];
}4.文件系统
4.1从硬件向软件过度
前面我们提到了块的概念对于磁盘系统来说整个磁盘太大了那么将磁盘先分组—分区到最后最小的部分(这里说的是管理的物理结构最小的是扇区)就是块。 struct disk
{struct part[4];//....
}
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 。
接下来我们介绍这些参数 superBlock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。 广义来说文件系统的所有的信息1.文件系统的类型2.整个分组的情况 并且SB在各个分组里面可能都会存在而且是统一更新的而是为了防止SB域坏掉如果出现故障整个分区不可以被使用所以我们要时常做好备份。 GDTGroup Descriptor Table组描述符—该组内的详细统计等详细信息。 块位图Block Bitmap Block Bitmap中记录着Data block中那个数据块已经被占用了那个数据块没有被占用。 inode位图inode Bitmap每个bit位表示一个innode是否空闲可用。 i节点表(inode Table)存放文件属性。如文件大小所有者最近修改时间等。 数据区(data Blocks)存放文件内容。 block bitmap: 每一个bit表示datablock是否空闲可用 一般来说:
①一个文件内部所有属性的集合—inode节点128字节一个文件一个inode
②其中即便是一个分区内部也会存在大量的文件即会存在大量的inode节点一个group需要有一个区域来专门保存该group内的所有文件的inode节点—inode Table , innode表。
③分组内部可能会存在多个inode需要将inode区分开来每一个inode都会有自己的inode编号
④inode编号也属于对应文件的属性id
⑤而文件的内容是变化的我们是用数据块来进行文件内容的保存的所以一个有效文件要保存内容就需要[1, n]数据块如果有多个文件呢需要更多的数据块Data Blocks。
⑥Linux查找一个文件是要根据inode编号来进行文件查找的包括读取内容
⑦一个inode对应一个文件而改文件inode属性和改文件对应的数据块是有映射关系的
⑧在Linux内部是将内容和属性分离的都要以块的形式被保存在磁盘的某个位置
4.2软硬件链接
①inodevs文件名 Linux系统只认inode号文件的inode属性中并不存在文件名文件名是给用户用的。
②重新认识目录
目录是文件么是的目录有inode吗是。
有内容吗有内容是什么
③任何一个文件一定在一个目录内部所以目录的内容是什么呢需要数据块目录的数据块里面保存的是该目录下文件名和文件inode编号对应的映射关系而且在目录内部文件名和inode互为key值。
④当我们访问一个文件的时候我们是在特定目录下访问的cat log.txt a.先要在当前目录下找到log.txt的inode编号 b.一个目录也是一个文件也一定隶属于一个分区结合inode在该分区中找到分组在该分组中inode table中找到文件的inode c.通过inode和对应的datablock的映射关系找到该文件的数据块并加载到OS,并完成显示到显示器 ⑤如何理解文件的增删查改 a.根据文件名— inode number b.inode number —inode 属性中的映射关系设置block bitmap 对应的比特位置0即可。 c.inode number 设置inode bitmap 对应的比特位设置为0 所以总结一下删文件只需要修改位图即可 所以这就是为什么有那些文件恢复软件的存在 ⑥细节补充 a.如果文件被误删了我们该怎么办 我们只需要通过文件日志查看误删的文件的inode然后找到对应的inode bitmap将其置1(非常简单的说法实际的操作非常复杂) b. inode确定分组inode number是在一个分区内唯一有效的不能跨分区 c. 上面我们学到的分区分组填写系统属性 — 谁做的呢 OS做的。什么时候做的呢分区完成后后面要让分区能够被正常使用我们需要对分区做格式化格式化的过程其实就是OS向分区写入文件系统的管理属性信息。 d.我们如果inode只是单单的用数组建立和datablock的映射关系15 * 4kB 60KB 那么是不是意味着一个文件内容最多放入60KB不是的原因是我们存在直接索引也存在二级索引(所指向的数据块里面的内容不是直接的数据而是其他数据块的编号)和三级索引(相当于两层的多叉树)。 struct inode
{int inode number;int ref_count;mode_t mode;int uid;int gid;int size;data;...int datablock[NUM];
}⑦有没有可能一个分组数据块没用完inode没了或者inode没用完datablock用完了
这种情况是存在的就是一个分组中全是空文件的时候存在inode没了但是datablock还有冗余的情况但是在操作系统内部很少出现这种情况。
4.3软硬连接
我们有了以上之前的认识那么我们认识软硬链接就是顺水推舟的事情。
4.3.1制作软硬链接对比差别
①硬连接 我们用ls -li命令查看可以发现两个文件的inode是相同的那么实际上的意思就是两个文件在硬件上是同一个文件 不信的话我们cat一下查看一下内容是否相同 硬链接和目标文件公用同一个inode number意味着硬链接一定是和目标文件使用同一个inode的 硬链接没有独立的inode。 那么硬链接干了什么建立了新的文件名和老的inode的映射关系之前我们提到一个inode的结构体内部有一个参数叫ref_count这个参数就代表的是引用次数所以当我们每次建立一个硬链接的时候对应的ref_count就自加1所以本质是一种引用计数代表的是有多少个文件名指向我也就是硬链接数。 struct inode
{int inode number;int ref_count;mode_t mode;int uid;int gid;int size;data;...int datablock[NUM];
}②软连接 使用ln -s log.txt Newfile创建一个软链接 我们发现inode是不相同软链接内部放的是自己所指向的文件的路径类似于windows中的快捷方式 到这本篇博客的内容就到此结束了。 如果觉得本篇博客内容对你有所帮助的话可以点赞收藏顺便关注一下 如果文章内容有错误欢迎在评论区指正
