Linux系统编程：文件系统和inode

目录

一. 磁盘的结构和读写数据的方式

1.1 磁盘级文件和内存级文件

1.2 磁盘的物理结构

1.3 访问磁盘数据的方式

二. 磁盘文件系统

2.1 磁盘的分区管理方法

2.2 文件名和inode的关系

三. 结合文件系统对文件创建和删除的相关问题的理解

3.1 文件创建时操作系统进行的工作

3.2 文件删除时操作系统进行的工作

3.3 查看文件时操作系统进行的工作

3.4 已删除文件的恢复问题

四. 总结

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一. 磁盘的结构和读写数据的方式

1.1 磁盘级文件和内存级文件

• 内存级文件：被某个进程打开的文件，文件的内容被加载到了内存。
• 磁盘级文件：没有被进程打开的文件，存储在磁盘。

如果设备断电，内存中的数据会丢失，但是磁盘上存储的数据依旧会被保存下来。也就是说，磁盘是一种永久性的存储介质，永久性的存储介质还有：SSD、光盘、磁带等。

磁盘，是计算机系统中唯一的机械设备。

现代笔记本电脑和很多台式机，都采用SSD来替代机械硬盘。SSD，就是我们常说的固态硬盘，它以固态电子芯片作为存储介质，相对于磁盘，SSD的读写速度更快，成本也较高。大型互联网公司的服务器，一般还是使用磁盘来存储数据。

1.2 磁盘的物理结构

一个磁盘的主要结构包括：磁盘盘片、磁头、音圈马达、主轴等。磁盘盘片用于存储数据，磁头用于从磁盘中读取数据和向磁盘中写数据。

计算机只认识二进制数据，也就是0/1，因此，只要能在磁盘盘片上读写0/1信号即可。磁盘盘片上涂有磁性物质，通过磁头放电，改变磁盘上磁性物质的正负极，从而实现数据的读写。通过磁盘上的正负极信号，来记录二进制数据，从而实现对数据的永久性存储。

图1.1 磁盘的物理结构

磁盘盘片，根据区域划分原则，可分为如下几块区域：

• 磁道：在一个磁盘盘片上，距离中心轴半径相同的环形面。
• 扇区：一个磁道中的一段扇形区域，每块扇区所对应的圆周角大小相同。
• 柱面：所有磁盘盘片上，以主轴为中心轴，半径相同的圆柱面。（一个磁盘并非只有一个盘片，而是由许多盘片摞起来的）

一个扇区，为一个数据存储的单元。一般一个扇区可以存储512bytes的数据，也有些磁盘一个扇区存储4KB的数据，现在的技术也支持了不同扇区的容量有所不同。

图1.2 磁盘盘片结构

1.3 访问磁盘数据的方式

如果我们想要访问某个特定的数据，要依次进行如下的工作，找到数据存储的位置：

1. 确定数据存储在哪个磁盘盘面（确定对应磁头）-- Head
2. 确定位于那个磁道（柱面）-- Cylinder
3. 确定位于哪个扇区 -- Sector 

上述寻址方法，被称为CHS寻址法， 有了CHS，我们就能够访问到任意扇区的数据。

我们可以通过磁带结构，来抽象类比磁盘。如图1.3所示，磁带被环形缠绕在一个柱面上，每层磁带叠加起来，就好比磁盘的盘片结构，磁带上也存在正负极来记录二进制信号。磁带可以展开为线性结构，这个线性结构就类似于数组，而我们可以想象将磁盘当做磁带展开，这样盘形结构就变为了数组似的线性结构。每个数组下标位置，就相当于一个磁盘上的扇区，根据下标就可以转换获取对应的盘面、磁道和扇区。

假设存储空间为1T的磁盘，那么我们就可以假想整个磁盘的存储空间就是一个数组，而向磁盘的某个扇区写数据，就等同于向这个数组中某个特定下标位置写数据。

图1.3 磁带

图1.4 磁盘盘面抽象展开图

二. 磁盘文件系统

2.1 磁盘的分区管理方法

由于一个磁盘的存储空间相对较大，为了便于管理，一般会对磁盘进行分区管理，这就好比我们将电脑的存储空间分为C盘、D盘、E盘。磁盘的存储空间，会被划分为若干个Block Group和一个Boot Block，Boot Block记录整个文件系统相关的属性信息，如果Boot Block中的数据丢失，那么对整个文件系统来说将是灾难性的，因此，在每个block group中，会有一块Super Block，用于备份文件系统的属性信息。当Boot Block中的信息丢失时，OS会去Block Group中寻找备份信息。

每个Block Group又可以根据存储数据的不同，分为这几个区域：Super Block、Group Descriptor Table、Block Bitmap、inode Bitmap、inode Table、Data Blocks。在这些分区里，存储了文件的数据和属性，以及块组和文件系统相关的属性信息。

图2.1 磁盘分区图

每块Block Group(块组)内部分区存储的内容为：

• Data Block：数据块，存储文件的正文内容，一般来说，每个块组的容量为4KB。
• inode Table：inode表，每个文件会分的一块128bytes的inode空间，用于存储文件的属性信息。同时，每个inode都有与之对应的inode编号，对应于某个特定的文件，如果拿到文件的inode编号，就可以找到对应的inode模块，获取文件的属性信息。
• inode Bitmap：与inode Table对应的位图，每个二进制比特位对应一个inode Table的下标位置，0表示该inode Table位置(某个inode编号)没有被使用，1表示被使用了。
• Block Bitmap：与Data Block对应的位图，每个存储文件内容的Data Block如果被使用了，与之对应的Block Bitmap的二进制位就为1，否则为0。
• Group Descriptor Table：块组描述表，记录该Block Group（块组）中，使用了几个inode，还剩几个inode，使用了几个Data Block，还有多少Data Block没有使用等信息。
• Super Block：记录整个文件系统的属性信息，如果Boot Block或某个块组上的Super Block上存储的信息被破坏，那么其他块组中的Super Block就存储了其备份信息，用于OS恢复文件系统属性信息。之所以要在多个块组保存多份文件系统属性信息，是因为如果文件系统属性信息被破坏或丢失，那么整个文件系统就会崩溃。

在磁盘的每个块组上记录上面的这些信息，让每个文件的属性和内容可追溯、可管理。在磁盘中，文件的内容和文件的属性是分开存储的，文件 = 文件内容 + 文件属性。

一个Data Block存储4KB的数据，磁盘和内存进行IO操作的基本单位为4KB，但是，一个扇区一般存储512Bytes的数据，不让一个扇区存储的数据量和磁盘和内存进行IO操作的基本单位保持一致主要出于以下两个方面考虑：（1）如果IO的基本单位太小，那么就会大幅增加IO的次数，降低计算机系统的整体效率。（2）如果让磁盘扇区大小和IO基本单位大小一致，那么如果磁盘扇区大小发生变化，那么就需要更改OS的源代码，不让它们一致，是为了实现硬件层面和软件层面的解耦，软件工程要求高内聚低耦合。

2.2 文件名和inode的关系

存储在特定块组中的每个文件，都会有一个独立的、与之对应的inode编号，通过这个inode编号，可以在inode Table中，查找到特定的下标位置，以获取文件的属性信息。

Linux系统内置的ll、stat等获取文件属性信息的指令，其底层都是通过拿到文件的inode编号，进而在inode Table中获取文件的属性信息来实现的。

那么，文件的内容又是怎样获取的呢，怎样知道某个文件的内容存储在哪个Data Block中呢？

每个Data Block，都有一个特定的编号，每个文件的inode中，会记录有文件对应的Data Block编号， 只需要根据inode中记录的Data Block编号，就可以找到与之对应的Data Block，从而找到文件的内容。如图2.2所示，inode中有一个blocks数组，记录存储这个文件内容的Data Block编号。

获取某个文件的内容的流程为：拿到文件的inode编号 -> 找到与之对应的inode -> 找到inode内部的Blocks数组，获取存储这个文件的内容Data Blocks -> 访问Data Blocks获取文件内容。 

那么，如果文件很大，需要庞大数量的Data Blocks才能放下的时候，又该怎么办呢，总不能将这些Data Blocks的编号全都放到inode中的Blocks数组中吧？ -- Data Blocks中不仅可以存储文件的具体内容，也可以存储其它的Data Block编号，这个可以根据Data Blocks中记录的其他Data Block编号，找到存储了具体文件内容的Data Blocks。

图2.2 通过inode编号获取文件内容

inode中，并不会存储文件的文件名！

提问，如何通过文件名获取文件对应的inode编号呢？目录（文件夹），也属于文件，有与之对应的inode编号和Data Blocks，目录的Data Blocks中存储该目录下文件名和inode编号之间的映射关系，这就解释了为什么同一目录下不允许有同名的文件，因为如果有同名文件，就无法建立文件名与inode编号之间准确的映射关系。

在某一特定磁盘块组Data Group中，inode和Data Block的数量都是固定的。这就解释了为什么有时候明明块组中还有内存空间，但却无法成功创建新文件的现象。这有可能是因为inode Table被用完了，但Data Blocks还没用完，或者Data Blocks被用完了，但是inode Table还没有被用完。

三. 结合文件系统对文件创建和删除的相关问题的理解

3.1 文件创建时操作系统进行的工作

遍历块组的inode Bitmap，查找一个还没有被使用的inode编号，分配给新建的文件 -> 将对应的inode Bitmap的二进制为置为1 -> 向inode中写入文件的属性信息 -> 为文件分配Data Blocks，记入inode中，并将Block Bitmap中与之对应的二进制位置为1 -> 将文件名及其与inode编号之间的映射关系写入到文件所在目录对应的Data Blocks中。

3.2 文件删除时操作系统进行的工作

根据文件名，从文件所在路径的Data Blocks中获取该文件的inode编号 -> 根据inode编号，在inode Tables中，找到与之对应的inode，从inode中获取该文件占用的Data Blocks编号 -> 将inode Bitmap和Blocks Bitmap中对应的二进制位置0 -> 在文件所在的目录的Data Blocks中，解除文件名和inode编号的映射关系。

注意：删除文件不需要清除Data Blocks中的文件内容，只要改变位图标记、解除文件名和inode编号之间的映射关系即可。因此，删除一个大文件所耗费的时间远低于拷贝一个大文件的时间。

3.3 查看文件时操作系统进行的工作

根据文件名拿到与之对应的inode编号 -> 通过inode编号找到该文件的inode -> 从inode中获取存储该文件内容的Data Blocks -> 访问指定的Data Blocks，查看文件内容。

3.4 已删除文件的恢复问题

当用户删除一个文件时，OS会有记录相应的删除日志，日志中会包含文件的inode编号。由于删除文件并不会删除掉inode Tables和Data Blocks中的内容，因此，可以通过已删除文件的inode编号，获取存储文件内容的Data Blocks，这样就可以实现对删除文件的恢复。

但是，恢复删除文件有一个必要的前提：原来文件所使用的inode Tables和Data Blocks均没有被覆盖。如果被覆盖，那么文件就无法恢复，写文件、新建文件等各种操作，都有可能造成被删除文件的inode Tables和Data Blocks被覆盖，因此，如果误删了重要文件，在文件恢复之前，什么都不应该做！

四. 总结

• 文件根据是否被进程打开，分为内存级文件和磁盘级文件。

• 磁盘的主要结构有：盘片、磁头、主轴、音圈马达等。数据存储在磁盘盘片上，磁盘盘片被划分为一个个的磁道和扇区，一个扇区为一个磁盘存储单元。磁盘盘片上涂有磁性物质，磁性物质的正负极，代表二进制数据的0和1，磁头负责在磁盘盘片上读取数据和向磁盘写数据。

• 通过CHS法，找到数据在磁盘中的盘片、磁道和扇区，就可以获取对应的数据。

• 磁盘中是被分为若干个块组进行分区管理的，每个块组存储有文件的属性信息和文件的内容，文件的属性信息和内容是分开存储的，每个文件占用一个inode来存储属性信息，占用若干个Data Blocks存储文件内容。

• 目录也是文件，与它自己的inode和Data Blocks，目录的Data Blocks中存有该目录下文件的文件名和与之对应的inode编号。