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【Linux】磁盘文件系统(inode)、软硬链接

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在讲过了内存文件系统后,我们可以知道文件分为两种:

  • 打开的文件(内存中)
  • 未被打开的文件(磁盘中)

今天我们主要来探讨未被打开的文件。

  • 当文件存储在磁盘中时,如果我要打开它,那我首先要能找到它(通过路径)
  • 既然是这样,那Linux中每一个文件都要有路径
  • 为了更好的进行磁盘级文件的管理,我们必须要有一个磁盘文件系统的东西

那么文件系统是怎么把没有被打开的文件在磁盘上管理起来的呢?

只要它管好了,就可以给我们提供正确的路径,那么我们就可以定位这个文件,在系统层面就可以打开这个文件,进而能够转化到内存中,进行内存文件的管理。

1. 认识磁盘

1.1 磁盘的物理结构

  • 磁盘的结构

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磁盘在工作时,主轴会高速旋转,磁头也会左右摆动。

  • 磁盘的存储结构

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一个盘片有两面,每一面都可以存数据。多个盘片,相同磁道之间自上而下形成一种逻辑结构:柱面。

  • 磁头在运动过程中不断摆动的本质是:定位磁道或柱面。
  • 磁盘在旋转的时候,目的是让磁道上不同的扇区处在磁头下方,本质是:定位扇区。(扇区是磁盘存储数据的基本单位,一般为512字节,读写时是以512字节为整体,构成一个“块”,所以磁盘也叫做块设备)

在linux系统也是可以查到扇区的

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  • 磁盘每一个面上都有一个磁头,对应h0-h5;读写哪一个磁头,本质是读写哪一面。
  • 传动臂上的磁头是共进退的。

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所以如何定位一个扇区呢?

  1. 先定位柱面(cylinder)
  2. 再定位磁头(head)
  3. 最后定位扇区(sector)

因此,这叫做

CHS定址法。

由于文件 = 内容+属性,但它们都是数据,在磁盘中无非就是占据哪几个扇区的问题。那既然我们能定位一个扇区了,那能不能定位多个扇区呢?

1.2 磁盘的逻辑结构

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磁带也是磁盘的一种,在磁带圈起来时,就类似一个盘面。将其拉直展开,就可以看成是由扇区为单位组成的数组。

我们可以将磁盘想象成卷起来的磁带,那么就可以将磁盘的某一个盘片上的某一个磁道抽象为线性结构,类似于数组:
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这样,每一个扇区,就有了一个线性地址(数组下标)
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所以,在系统使用文件的时候,只需要使用数组下标法(LBA),不用关心CHS,但是数组下标又是怎么得到的呢?

由于传动臂上的磁头是同进退的,所以在我们找磁道时,所有的磁头共同移动,对应就找到了一个柱面。
所以,磁盘虽然分了很多面,但是在我们看来,逻辑上磁盘是由n多个柱面组成的。

所以,磁盘的真实情况应该是:
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所以,磁盘就可以抽象为一个”三维数组“,但是在我们看来,其实它还是一个一维数组

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所以,每个扇区都有一个下标,我们叫做LBA(Logical Block Address),其实就是线性地址。

LBA与CHS之间可以互相转换(磁盘的工作)。

当磁盘告诉操作系统磁盘的总容量、扇区大小,那OS一瞬间就可以知道有多少个扇区了。

那么从今往后 ,在磁盘的使用者看来,根本不关心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的扇区了。

2. 引入文件系统

2.1 EXT系列文件系统的分区结构

有了上面的知识后,我们知道OS与磁盘进行IO时,就是访问数组下标所对应的扇区,但是扇区512字节有点少,即单次IO的数据量有点少。

为了增加单次IO的数据量,OS与磁盘进行交互时,是以1KB、2KB、4KB、8KB等数据块为单位进行IO的,

Linux中选择4KB数据块,一个数据块由8个扇区构成。

所以,在文件系统层面上,它才不管扇区,它IO的基本单位是数据块。
数据块转LBA地址:块号*8 + [1,8]
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那么我们的磁盘就被抽象成了以块位单位的数组。
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如果直接对块进行管理的话,成本太高了。因此将众多块又划分为一个分区,最终磁盘被划分为N个分区,分区之间各自独立。

分区中又划分出了组
分完组之后,只需要对组进行管理就可以。
一个组又分为如下几个区域:
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2.2 inode

由于文件 = 内容+属性,属性也是数据,是以结构体的方式构建出来的,该结构体叫做inode(文件对应属性的集合,一般是128字节),所以在磁盘的一个4KB块中,会有32个inode。
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在Linux中可以使用ls - i 选项查看一个文件的inode,下方显示出来的信息起始就是inode struct中的内容。
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在一个组中,会存在非常多的inode,所以组中就存在一张inode Table,存放组中所有inode,方便管理每一个文件。

Data Blocks中,全都是划分好的4KB块,存放的是文件的内容。

所以,在Linux下,文件的属性和内容是分开存储的。

那通过inode找到文件的属性后,内容是怎么找到的呢? - - 在inode中,存在一个block数组,记录当前inode所占用的data block块,后面讲。

一个组中的区域分布如下:

  • inode table(节点表):存储了每个inode的详细信息,包括文件的大小、权限、时间戳、数据块位置等
  • Data blocks(数据区):存放文件内容,全都是划分好的4KB块
  • inode Bitmap(inode table位图):每个bit位表示inode table中的inode是否被占用。 inode号在inode table中早就设置好了,只是有没有被使用的问题。inode bitmap中的位置与inode table中的位置是一一对应的。
  • Block Bitmap(块位图):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
  • Group Descriptor Table:块组描述符,描述块组属性信息。例如:每个组的起始inode与block编号。
  • 超级块(Super Block):存放当前分区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。Super Block有多份拷贝,可在损坏时进行修复。

分区格式化的本质:写入空的文件系统。将组中的super block、GDT、data bitmap、block bitmap置为空即可。

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关于inode

  1. inode是以分区为单位的,一个分区一套inode。因此不同分区可以有相同inode
  2. inode在分配时,只需要确定当前组起始inode即可

关于block

  1. 块号也是以分区为单位的
  2. 块号在分配时,也只需要确定当前组的起始block编号

在一个组中,我们是如何分配一个inode的呢?

  • 由于inode bitmap的存在,我们只需要在bitmap中找一个可用位置,然后加上当前组inode的起始编号即可。 由于组起始inode的存在,我们就在不同组的起始inode之间就形成了一个区间,所以我们就可以分配为全局且唯一的inode

在一个组中,我们是如何分配一个block的呢?

  • 由于block bitmap的存在,我们只需要在blockmap中找一个可用位置,然后加上当前组block的起始编号即可。 在整个区间中,block号也是全局且唯一的。 当一个组中存储大文件,块不够用时,可以跨组!inode中记录了所有存储文件内容的块

当知道一个inode号或者block块时,只需要在GDT中比对每一个组的起始编号,定位组;然后使用提供的inode号或者block号减去该组的起始编号,即可在位图中找到对应的位置,然后就可以确定inode在inode table的位置。
所以我们就可以确定任意一个块、任意一个组了。


那inode和block是怎么映射的呢?inode中block数组是多大呢?
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在ext系列的文件系统中,block数组的大小是15,可是一个块才4KB,总共才60KB,那怎么能行呢?
前12个确实直接指向数据块;后三个则不是,它们3个存的是数据块的编号。
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当前组的data block不够用时,是可以跨组的。但不建议这么做,因为一旦跨组访问了,意味所有的块不连续了,磁盘寻址效率也会大大降低。


在上面对文件的所有操作中,都是以inode为前提的,但是inode是怎么得到的呢?我们平时操作文件使用的都得文件名呀!

所以inode是通过文件名找到的,我们在struct inode中也并没有看到文件名的存在,那文件名存在哪里呢?

  • 要弄清楚上面的问题,我们首先要知道,文件有普通文件和目录文件,我们之前谈论的全部都是普通文件,那目录文件又是如何呢?
  • 上面我们已经从文件系统角度认识文件了,所以目录文件也要有属性和内容,那内容中也要有对应的数据块。
  • 目录文件的数据块中存的是什么呢? - - 存文件名和inode的映射关系,二者互为映射
  • 所以,文件名存放在文件所属的目录的数据块中

此时,我们就可以更清楚的认识目录的权限:

  • r:没有读权限,就无法读取目录的data block,也就得不到文件名和inode的映射关系,拿不到inode,你怎么访问文件。
  • w:没有写权限,无法把文件名和inode的映射关系保存到目录的data block中

那我们的文件名又是怎么找到的呢?

要找到一个文件名,首先要打开当前目录,访问当前目录的data block;
可是目录也是文件,也有文件名呀?所以还需要继续向上找,直到根目录。根目录的data block中固定存储了文件名与inode的映射关系。

但是在系统中并不是逆向的,而是正向的。
因为任何一个文件都有路径,在最开始时,系统就按照路径进行查找。

当我访问在同一个目录下的另一个文件时,系统还需要从头再访问一遍磁盘的文件系统吗? - - 不需要了,Linux系统中,会对所访问过的路径进行缓存!会以一个多叉树的结构,将路径缓存在内存中,该结构在内核中叫做

dentry树

所以,系统在查找一个文件时

  1. 先按照路径找到文件所在的目录
  2. 在目录的data block块中,获得文件名与inode的映射关系
  3. 拿着inode,对比磁盘分区的GDT,确定该inode在哪一个分组
  4. 确定分组后,用inode减去该分组的起始inode,确定inode的位置n
  5. 通过inode bitmap核实 n 位置,然后找到inode table中的n位置对应的inode
  6. 通过inode中的block数组,访问对应的数组块。

那inode和进程、文件描述符之间又有什么关系呢?
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此时,我们的进程和文件就关联起来了。

那整体上我们应该怎么理解呢?
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3. 软硬链接

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  • Access 最后访问时间
  • Modify 文件内容最后修改时间
  • Change 文件属性最后修改时间

在之前的学习中,我们直到使用ls -l 命令可以查看文件的属性,可是在文件权限后面的那一列数字,代表的是什么呢?

3.1 软链接

建立软链接的方式:

ln -s 被链接的文件名  链接后的文件名

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下面我们将它们的inode也显示出来

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发现二者的inode并不相同,软链接有自己独立的inode,因此,软链接本质是一个独立的文件。

当我们对被链接的文件与链接后的文件操作时,发现它俩操作的是同一个文件。

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删除一个软链接的方式:

unlink 链接后的文件名

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3.2 硬链接

建立硬链接的方式:

ln 被链接的文件名  链接后的文件名

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此时我们发现,file-hard.link与file.txt两个文件的inode相同,并且权限后面的那一列数组变成了2,这是什么情况呢?而且如果将file-hard.link删掉,那一列数字又变成了1,那一列数字到底是什么意思呢?

首先,既然二者的inode相同,那么硬链接本质上不是一个独立的文件。

了解软硬链接的创建后,那么该如何理解软硬链接呢?为什么要有软硬链接呢?

  • 理解软硬链接

软链接

  1. 软链接有独立的inode,那么它就有内容和属性。
  2. 内容中,它保存的是目标文件的路径,等同于快捷方式

硬链接

  1. 硬链接不是独立的文件,它本质存储的是指向文件inode的引用,通过共享inode来实现对同一文件数据的访问

文件权限后面对应的那一列数字是什么意思呢?

首先我们知道,文件名并不在inode中保存,它保存在文件所属目录的内容(data block)中,这也就意味着会有多个文件名映射到同一个文件上。
换句话说,一个文件在什么时候才能被系统真正的删除呢?- - 没有任何文件名映射到当前文件的inode时。
在inode内部,存在一个引用计数,来统计有多少个文件名映射到当前inode。
那一列数字,对应的就是当前inode的引用计数的个数,即硬链接数。

  • 为什么要有软硬链接呢?应用场景是什么?

软链接的作用

  1. 通过创建一个指向目标文件或目录的软链接,可以简化对目标文件或目录的访问路径。用户可以通过软链接名来访问目标文件或目录,而不需要输入完整的路径。
  2. 软链接类似于一个文件系统中的“快捷方式”,如果目标文件或目录被删除或移动,软链接将变成“死链接”(dangling link),即指向一个不存在的文件或目录。

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当我创建了一个目录时,为什么它的硬链接数是2呢?
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当我在empty目录中又创建了一个目录时,它为什么又变成3了呢?

因为有以下三个硬链接指向它

  • empty
  • empty/.
  • empty/dir/. .

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所以,这就是为什么一个文件创建时,默认有两个隐藏目录

.

. .

,为了方便找路径

硬链接的作用

  1. 数据冗余和备份:通过创建硬链接,你可以在不同的目录或同一目录中拥有文件的多个访问路径。如果原始文件被删除,硬链接仍然可以访问文件数据。这就意味着,在linux中,如果对文件进行备份,只需要建立硬链接!在这里插入图片描述
  2. 节省磁盘空间:硬链接不会创建文件的副本,而是共享相同的物理数据块。因此,它们可以节省磁盘空间,特别是在需要多个文件副本的情况下。
  3. 文件恢复:如果文件被误删除,但文件系统中仍然存在指向该文件的硬链接,那么文件数据仍然可以恢复。这提供了一种额外的数据保护机制。

注意:Linux中,不允许对目录新建硬链接。因为硬链接后的目录,也是可以进入的,那么就会产生环状路径。

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标签: linux 运维 服务器

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