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目录 1、文件系统 什么是磁盘 磁盘的物理结构 磁盘的存储结构 磁盘的逻辑抽象结构 inode 2、软硬链接 软链接 硬链接 软硬连接的区别 软硬链接的删除 3、文件的三个时间 1、文件系统前面我们学习到的东西，全部都是在内存当中，但并不是所有的文件都被打开，大量的文件就在磁盘上静静的躺着，这批文件非常多，杂，乱，我们必须要对这些磁盘文件进行管理，我们把做这部分管理工作的操作系统模块称之为文件系统。现在我们把视角从内存迁移到磁盘上来看。 什么是磁盘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，简称硬盘）。 磁盘的物理结构看如下磁盘的拆开图样式：
硬盘结构包括： 盘片、磁头、盘片主轴、控制电机、磁头控制器、数据转换器、接口、缓存等几个部份。. 所有的盘片 (一般硬盘里有多个盘片，盘片之间平行)都固定在一个主轴上。盘片的表面涂有磁性物质，这些磁性物质用来记录二进制数据。因为正反两面都可涂上磁性物质，故一个盘片可能会有两个盘面。在每个盘片的存储面上都有一个磁头，磁头与盘片之间的距离很小 (所以剧烈震动容易损坏)，磁头连在一个磁头控制器上，统一控制各个磁头的运动。. 磁头沿盘片的半径方向动作，而盘片则按照指定方向高速旋转，这样磁头就可以到达盘片上的任意位置了。 磁盘的存储结构看如下的图示：
磁盘上存储的基本单位是扇区，一般是512字节，数据是在扇区上存储的。在读写磁盘的时候，磁头找的是某一个面（哪一个磁头）的某一个磁道（哪一个柱面——距离圆心的半径）的某一个扇区（磁道上的一段）。只要我们能够找到磁盘上的盘面，柱面（磁道），扇区，即CHS地址，我们就能找到磁盘上的任意一个存储单元。 磁盘的逻辑抽象结构理解文件系统，首先我们必须将磁盘想象成一个线性的存储介质，想想磁带：
磁带被卷起来时，就像磁盘一样是圆形的，里面存储的是数据，当我们把磁带拉直后，其就是线性的。我们把盘片想象成为线性的结构，就可以把盘片当成是数组，定位有关sector（扇区），只要找到下标LBA（逻辑块地址）就可以了。因此对磁盘的管理，就转化成为了对数组空间的管理，如图：
因此内存中的数据想要往磁盘里写入，在内存中只需要知道有关地址叫LBA（逻辑块地址），然后将LBA地址映射转换为CHS地址，再将内存中的数据配合CHS写到磁盘里，即可完成磁盘的写入。 问：如何将LBA地址转化为CHS地址？ 现在假设磁盘有2片（4个面），一个面能存1000个数据，每个面有20个磁道，已知LBA地址是3234，那么写入的过程如下： 3234 / 1000 = 3 —— 在第3面（H是3）3234 % 1000 = 234234 / 20 = 11 —— 在第11个磁道（C是11）234 % 20 = 14 —— 在第14个扇区（S是14）综上： C：11H：3S：14上述磁盘的每一个扇区的大小是512字节，但是有一个问题，OS表示每一次访问512字节很小，效率差，因此OS对进进行再一次抽象，以8个扇区为单位，整合为一个OS所认为的存储单元，所以大小就变成了4KB。OS在读写数据的时候，就会去这个存储单元中找。（IO的基本单位是4KB）
上述这样操作有两个好处： 提高IO效率不要让软件（OS）设计和硬件（磁盘）具有强相关性，换句话说，就是解耦合！又因为磁盘（512GB）太大了，OS就会将其划分多个小区域，但是依旧很多，就再划分成多个小组，把每个小部分都做管理，分而治之，就管好了整个大空间，这就是分区的过程。
综上对如何管理文件，就变成了对一个小组数据的管理。 inodeinode初步解释： 在命令行中输入ls -l，即可显示当前目录下各文件的属性信息：
在命令行当中输入ls -i，即可显示当前目录下各文件的inode编号。
Linux ext2文件系统： 计算机为了更好的管理磁盘，会对磁盘进行分区。而对于每一个分区来说，分区的头部会包括一个启动块（Boot Block），对于分区的其它区域，文件系统会根据分区的大小将其划分为一个个的块组（Block Group）。
注意： 启动块的大小是确定的，而块组的大小是由格式化的时候确定的，并且不可以更改。文件 = 内容 + 属性，二者都是数据，都要存储。Linux采用的是将内容和属性数据分开存储的方案，内容在block中（4KB），内容是可以无限增多的。属性数据在inode中（128字节），文件的属性是稳定的。每个组块都有着相同的组成结构，每个组块都由超级块(Super Block)、块组描述符表(Group Descriptor Table)、块位图(Block Bitmap)、inode位图(inode Bitmap)、inode表(inode Table)以及数据表(Data Block)组成。
前面的1968979和1968977就是文件的inode编号。 ⑤、Block Bitmap：这里按位记录着Date Block（数据块）哪个被占用，哪个没被占用，每个bit位为0表示没被占用，为1表示被占用。⑥、inode Bitmap：这里按位记录着inode的使用情况。每个bit位为0表示没被占用，为1表示被占用。⑦、Group Descriptor Table（GDT）：对块组进行描述，包含了有多少inode，起始的inode编号，有多少个inode被使用，有多少block被使用，还剩多少等待信息。⑧、Super Block：就是我们文件系统的顶层数据结构，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。问1：既然Super Block可以显示整个分区的信息，那么为什么还会在组里，而不是在组外面呢？ 实际上，并不是每个组都有Super Block的，只是在一部分组中，有几个有，并且这些Super Block是完全相同的，它的主要目的是为了备份，如果放在外面，那么这个位置一旦出错，那么这整个区的信息就全部丢失了，而有了很多份备份，丢失了一份，还可以去从另一份中得到信息。问2：一个inode（文件，属性）如何和属于自己的内容关联起来呢？ inode中有struct inode结构体，里面包括了文件所有的属性，和一个blocks[15]数组，其中的下标[0, 11]直接保存的就是该文件对应的blocks编号，下标[12, 15]指向一个datablock，但是这个datablock不保存有效数据，而保存文件所适用的其它块的编号。（相当于一个二级索引）问3：文件名算文件的属性，但是inode里面，并不保存文件名，因为Linux下，底层实际都是通过inode编号标识文件的。因此，要找到文件，必须找到文件的inode编号，那么是谁帮我们找到inode编号呢？ 首先，Linux下目录是文件，文件 = 内容 + 属性，所以一个目录也有自己的blocks和inode，目录的数据块blocks中放的就是文件名和inode编号的映射关系！因此Linux同一个目录下，不可以创建多个同名文件，文件名本身就是一个具有Key值的东西。问4：当我们创建一个文件时，OS操作系统做了什么？ 先查找inode Bitmap，找到一个比特位没有被使用，把此比特位由0置为1，在inode Table中找到对应的inode节点，向里面写入对应的属性，并且为它分配数据块，把数据写到数据块中，同时修改block Bitmap，并且建立inode和block的映射关系，最终返回该文件的inode。创建一个文件的时候，一定是在一个目录下。 通过文件名（对应的inode编号）-> 找到自己所处的目录 -> 根据目录的inode，找到目录的data block -> 将文件名和inode编号的映射关系写入到目录的数据块中。问5：删除一个文件，OS操作系统做了什么呢？ 找到自己的目录的inode，再找到自己目录的blocks，然后根据文件名的唯一性，以及它与inode的映射关系，找到对应的inode编号，然后再根据inode编号找到它对应的Block group，然后将该文件所对应的inode Bitmap和block Bitmap由1置0，就完成了文件的删除。最后在文件所处的，目录中，把文件名和inode所对应的映射关系去掉，此时这个文件就被删掉了。所以平时拷贝文件所花费的时间很长，而删除东西几秒钟就完事了，原因在于删除只是把标记该文件对应的属性和数据块相关的位图由1置0即可。因此，Linux并没有真正的清除数据，只是将inode Bitmap和block Bitmap由1置0，就相当于删除了。此外，想要恢复整个删除的数据也很容易，只要知道了这个inode，通过一些工具，把这个inode对应的inode Bitmap和block Bitmap由0恢复成1即可。问6：为什么拷贝文件的时间耗费很长，而删除文件却很快？ 因为拷贝文件需要先创建文件，然后再对该文件进行写入操作，该过程需要先申请inode号并填入文件的属性信息，之后还需要再申请数据块号，最后才能进行文件内容的数据拷贝，而删除文件只需将对应文件的inode号和数据块号置为无效即可，无需真正的删除文件，因此拷贝文件是很慢的，而删除文件是很快的。 2、软硬链接 软链接我们可以通过以下命令创建一个文件的软链接。 [xzy@ecs-333953 date22]$ ln -s my.txt my.txt.soft
通过 ls -i -l 命令可以看到，软连接的inode号和源文件的inode号是不同的，并且软连接文件的大小比源文件的大小要小的多。
软连接又叫符号链接，软连接文件相当于源文件来说是一个独立的文件，该文件有自己的inode号，但是该文件只包含了源文件的路径名，所以软连接文件的大小要比源文件小得多。软连接就类似于Windows操作系统当中的快捷方式。 如下我使用mkdir -p指令在当前目录下创建嵌套的目录，并cd到d3目录：
但是软连接文件只是其源文件的一个标记，当删除了源文件后，链接文件不能独立存在，虽然仍保留文件名，但却不能执行或是查看软连接的内容了。
问：既然软连接是一个独立文件，inode是独立的，那么软连接的文件内容是什么呢？ 软连接保存的内容就是指向的文件的所在路径！！！ 硬链接我们通过以下命令创建一个文件的硬链接。
硬链接就是单纯的在Linux指定的目录下，给指定的文件新增文件名和inode编号的映射关系。
与软连接不同的是，当硬链接的源文件被删除后，硬链接文件仍能正常执行，只是文件的链接数减少了一个，因为此时该文件的文件名少了一个。看如下的示例：
问1：什么是硬连接数？ 硬连接数本质就是该文件inode属性中的计数器count，标识有几个文件名和我的inode建立了映射关系。简言之，就是有几个文件名指向我的inode（文件本身）问2：硬链接有什么用呢？ 看如下我重新创建了一个目录和文件：
为什么文件被创建出来，默认的硬连接数是1？ 如果硬链接数是0，那么就应该是被关闭的文件了，所以至少应该从1开始。此外，普通文件的文件名，本身就和自己的inode具有映射关系，且只有1个，所以文件的默认硬连接数是1。为什么目录被创建出来，默认的硬连接数是2呢？
我们cd进入创建的目录，会发现目录中自动创建两个文件 . 和 ..，仔细看这个inode编号，会发现 . 和mydir的inode编号是一样的，综上，自己本身的目录名mydir和自己本身的inode有一个映射关系，且任何一个目录里头都有一个 . ，它通过自己所处的目录和inode建立一个硬链接，所以目录的默认硬链接数是2。
所以我们也可以根据系统的硬连接数，不进入文件，从而估算出文件的目录数（一个目录下相邻的子目录数 = 该目录的硬连接数 - 2）。因此，硬链接的一个作用就是进行路径切换。 软硬连接的区别
区别如下： 软连接是一个独立文件，有自己独立的inode和inode编号。硬链接不是一个独立文件，它和它的目标文件使用的是同一个inode。软连接相当于快捷方式，硬链接本质没有创建文件，只是建立了一个文件名和已有的inode的映射关系，并写入当前目录。 软硬链接的删除建议用unlink来删除软硬连接的文件（unlink也可以删除普通文件，与rm没什么区别）
在Linux中，我们可以使用命令 stat 文件名来查看对应文件的信息：
这其中包含了文件的三个时间信息： Access： 文件最后被访问的时间。Modify： 文件内容最后的修改时间。Change： 文件属性最后的修改时间。当我们修改文件内容时，文件的大小一般会随之改变，所以Modify的改变会带动Change一起改变，但丢该文件属性一般不会影响文件内容，所以一般情况下Change的改变不会带动Modify的改变。此外，我们可以使用touch命令把这三个时间都更新到最新状态。（当一文件存在时使用touch命令，此时touch命令的作用变为更新文件信息）。 |
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