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【Linux进行时】磁盘文件结构

时间:2024-04-11 15:00:41 来源:网络cs 作者:欧阳逸 栏目:广告工具 阅读:

标签: 文件  结构  行时 

磁盘

上篇文章,我们提及文件是存放在磁盘当中,本篇文件我们来了解一下磁盘的结构!!!

磁盘的概念:

❓什么是磁盘?

💡磁盘(disk)是指利用磁记录技术存储数据的存储器。

磁盘是计算机主要的存储介质,可以存储大量的二进制数据,并且断电后也能保持数据不丢失。早期计算机使用的磁盘是软磁盘(Floppy Disk,简称软盘),如今常用的磁盘是硬磁盘([Hard disk](https://baike.baidu.com/item/Hard disk/2806058?fromModule=lemma_inlink),简称硬盘)。

磁盘的基本结构:

磁盘是我们电脑上的唯一的一个机械设备,目前我们的笔记本上可能已经不用磁盘了,而是固态硬盘 (SSD) 。相对而言用起来更快,效率更高。固态硬盘是另一种存储的方案,和磁盘的存储差别很大,单价比磁盘大很多。一般 500G 的固态基本上比同等的磁盘要贵个两三百块。

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🧊盘片:
磁盘通常由一个或多个盘片组成,这些盘片通常是由金属或玻璃等材料制成的圆形薄片。一个盘片有正反两个面。
🧊磁头:
磁头负责读取和写入数据。每个扇面都有一个磁头,它浮动在盘片表面上方,通过微小的电流在磁盘表面上读写数据。
🧊磁道(柱面):
扇面表面被划分为许多同心圆,每个圆被称为一个磁道。数据被写入或读取时,磁头会在特定磁道上移动。
🧊扇区:
磁道被进一步划分为多个扇区,每个扇区存储一定量的数据。磁盘中存储的基本单元,通常为 512 字节或 4 KB。

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CHS寻址方式:

❓通过上述的介绍我们大概知道了磁盘的结构。那我们现在思考一个问题,如何在一个磁盘上确定一个扇区呢?💡答案很简单,我们先确定一个盘面,盘面根据磁头( magnetic head)就可以确定了。再根据根据磁道也就是柱面(cylinder)定位扇区,最后在某个磁道上找到该扇区(cylinder),就可以定位到某个扇区了。这种磁盘寻址的方式是chs.

🧊因此以后找一个扇区只要

磁道(柱面): cylinder
磁头: head
扇区: sector

🧊而这种定位扇区的方法被称作 CHS 定位法。

磁盘的逻辑抽象结构:

通过上述我们知道磁盘寻址定位方式chs,但是这是物理寻址方式,操作系统是软件层,这套寻址方式看到不适操作系统。操作系统的上面怎么寻址管理磁盘上的数据的呢?我们先看看下面这张图片。

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类比于磁带,卷起来是圆形的,扯开是线性结构的。所以我们可以把磁盘盘片想象成线性结构。以OS为角度,则认为磁盘是线性结构,要访问某个扇区,只需要定位数组下标,也就是说知道这个扇区的下标就算定位了一个扇区。在操作系统内部,我们称这种地址为LBA(Logic Block Address)地址!而要写到物理磁盘上,我们就要把LBA地址转换成对应磁盘的三维地址CHS地址。总结来说,OS的地址为LBA地址,而对应的磁盘为CHS地址。

因为 OS 是以 4KB 为单位进行 IO 的,故 OS 读取的数据块要包括 8 个扇区,在 OS 的角度甚至可以不关心扇区。

只需要像计算机常规的访问方式那样: 起始地址 + 偏移量,即获取数据块第一个扇区的地址(下标) + 4KB(块的类型)即能访问的整个数据块。**

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文件系统:

🧊学习完上面的知识后,我们知道 OS 通过先描述再组织的方式将磁盘抽象成一个大数组进行管理。

🧊而具体管理的方法,就是我们接下来要讲解的内容了。

由于磁盘抽象成的数组过于庞大,首先第一步就需要将其分作几个区域。每个区域的管理方式都是一样的,因此只要管理好一个区域就相当于管理好整个磁盘了。(类似于 begin 和 end 进行下标的划分)

🧊虽然磁盘已经经历过一次分区,但是每个区的大小依旧十分庞大,我们还需要再进行一次分组

文件系统分组管理结构:

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由此管理每个区的任务就简化到了管理每个组,只要实现一个组的管理通过复制粘贴就可完成其他组的管理,进而完成整个区的管理,而管理好每个区就相当于管理好了整个盘。

🧊在每个区内都会有一个Boot Block,又名为启动块,在开机时会通过它读取 OS 镜像的地址,从而找到操作系统,若是这个区域损坏则会直接影响操作系统的启动

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。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(Block Bitmap):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

🧊我们常说,在文件 = 内容 + 属性,在 Linux 中内容和属性是被分开存储的。

一般而言,一个文件内部所有属性的集合就是 inode 节点(128字节),同时一个文件对应一个 inode。

🧊在一个分区中便会有大量的文件,因此就会又大量的 inode,由此需要将 group 中所有的 inode 管理起来,即 inode Table。

存储属性:

其中每个 inode 都有自己对应的编号,也属于对应文件的属性 id。我们可以通过 ls -i 查看文件的 inode 编号。

ls -i

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在之后的访问中,OS 也是根据 inode 编号来进行文件查找或读取内容。

内容存储:

🧊存完属性后,那考虑的便是如何存储文件内容。我们通过数据块来保存文件内容,所以一个有效文件保存内容至少需要 1 个数据块。

🧊而数据块在 Data Block 中,那么我们该如何定位文件对应的数据块呢?

🧊其实,在 inode 内部便会存入当前文件对应数据块的索引,之后在 Data Block 中定位即可。可以如此近似理解。

struct inode{    int number;    ...//其他文件属性    int datablocks[NUM]; };

深入理解文件操作:

如何理解inode:

**🧊Linux 系统中只识别 inode 编号,文件的 inode 中并不存在文件名,**文件名提供给用户使用的。我们又该如何理解这层关系呢?

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🧊创建一个目录文件后,我们可以观察到目录文件也有自己的 inode 编号,那目录中都存了什么数据呢?

🧊实际上,目录的数据块里保存的就是该目录下文件名与文件 inode 编号对应的映射关系,二者互为key值。

🧊因此,任何一个文件都应该在一个目录内部。

🧊同时,inode 可以用于确定分组,inode number 在一个分区中唯一有效,不能跨分区。(分组的起始位置 + 位图的位置)

创建一个新文件:

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。

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删除一个文件:

删除文件的话只需要修改两个 bitmap 即可,将空间空闲出来,下次便会直接覆盖写入

文件访问:

🧊当我们访问文件时:

首先在当前目录下,找到输入文件名对应的 inode 编号。
一个目录一定隶属于一个分区,结合编号在该分区中找到对应分组,在该分组的 inode table 中找到文件的 inode。
通过 inode 与对应的 Data Block 关联起来,于是便找到了相关数据,进而根据命令进行其他操作

如何存储大文件

🧊若是直接使用 inode 内部的数组直接索引 Data Block 中的内容,假设一个数组可以存 NUM 个内容,是否意味着我们最大只能存 NUM * 4KB 大小的文件呢?

🧊答案是否定的,我们可以使指向的数据块里的内容并非直接的数据,而是其他数据块的编号,由此拓宽文件的存储大小。

🧊这种索引方式称为二级索引。

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