建设网站前景怎么样,沈阳营销型网站建设,自动连点器,旅游网站建设规划书模板下载目录 一、磁盘的物理结构
二、磁盘逻辑抽象
三、文件系统
1、Super Block
2、Group Descriptor Table
3、inode Table
4、Data Blocks
5、inode Bitmap
6、Block Bitmap
四、Linux下文件系统
1、inode与文件名
2、文件的增删查改
2.1、查看文件内容
2.2、删除文件…目录 一、磁盘的物理结构
二、磁盘逻辑抽象
三、文件系统
1、Super Block
2、Group Descriptor Table
3、inode Table
4、Data Blocks
5、inode Bitmap
6、Block Bitmap
四、Linux下文件系统
1、inode与文件名
2、文件的增删查改
2.1、查看文件内容
2.2、删除文件
2.3、创建文件
2.4、补充内容
五、软硬链接
1、软链接
2、硬链接 一、磁盘的物理结构
磁盘的物理结构如图所示 其中具体的物理存储结构如下 磁盘中存储的基本单元为扇区一个扇区的大小是512字节或者4kb这里我们暂且认定为512字节。一般磁盘所有的扇区都是512字节。同半径的所有扇区构成了一圈磁道。 我们要读取指定数据就需要先根据磁头编号确定使用哪一个盘面再确定读取哪一个磁道最后根据扇区的编号定位扇区即可。其中通过磁头(head)、柱面(磁道)(cylinder)、扇区(sector) 来定位扇区的方法称为 CHS 定位法。 一个普通文件包括属性 内容本质上都是数据占据一个或多个扇区我们既然能够用 CHS 定位任意一个扇区就能定位任意多个扇区从而将文件从硬件角度读取或者写入。
二、磁盘逻辑抽象 我们已经知道如果OS能够得知CHS地址就能访问任意一个扇区。但是因为OS是软件磁盘是硬件为了防止硬件发生迭代变化而导致OS也要跟着变化就要做好OS与硬件的解耦工作因此OS内部使用的并不是CHS地址。 为了减少进行IO操作的频率OS与外设进行IO操作的基本单位大小是4KB(可以调整)。就算只需要修改一个字节的数据也需要把这个数据所在的4KB大小的数据都加载进内存修改好后再统一写回磁盘因此我们把磁盘称为块设备。OS需要有一套新的地址来进行块级别的访问。 把磁盘磁道看作一个连续的空间结构 扇区就相当于连续的数组此时定位一个扇区就只需要一个数组下标了。由于OS是以4KB为单位进行IO的所以一个OS级别的文件块要包括8个扇区。OS不关心扇区的概念计算机常规的访问地址是通过 起始地址 偏移量 的方式进行的因此OS访问数据块时只需要知道数据块的起始地址 4KB 就可以了把数据块看作一种类型。 所以块的地址本质就是数组的一个下标N以后就可以采用下标N的方式定位任意一个块了。这种寻址方式被称为 LBA 即逻辑块地址。 获得 LBA 地址后通过简单的数学计算就可以转换成磁盘的 CHS 地址。假如已知 LBA 6500 磁盘一个磁面的大小为 5000 一个磁道的大小为 1000 。则其对应的地址是第 2 个磁面第 6 个磁道第 500 个扇区。
从此之后对于磁盘的管理就被抽象成了对一个大数组的管理。
三、文件系统 由于磁盘很大为了更加方便的管理OS对磁盘块进行了分区。分区后再对每一个磁盘区域进行分组。具体结构如下 在OS对磁盘进行分区时会在最开始的位置设置一个 Boot Block 这段区域里面主要保存与OS相关的内容比如分区表、镜像地址等等。一般而言这个分区存在于 0 号盘面的 0 号磁道的 1 号扇区。当用户开机时OS会加载磁盘的驱动读取磁盘的分区表再从特定分区的开始位置读取到OS所在的地址并加载OS此时OS才算真正运行起来。 在之后是OS对每一个分区进行分组形成的诸多 Block group 。 每一个 Block group 都有上图所示的 6 块区域。
1、Super Block Super Block 保存的是文件系统的所有属性信息包括文件系统的类型、整个分组的情况。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。 后面每一个 Block group 中可能都有一个这样的超级块并且每一个超级快存储的数据都完全相同统一更新。这样做的目的是防止超级块区域坏掉如果出现故障整个分区不可再被使用因此要做好备份。
2、Group Descriptor Table GDT 为组描述符保存该组内的详细统计等属性信息。比如本组内从哪里到哪里是哪部分内容本组被使用了多少等等。
3、inode Table 一般而言我们把一个文件内部所有属性的集合称为 inode 节点一般大小为 128 字节。一个文件有一个inode。一个分组内会有大量的文件也就有大量的inode节点所以在组内需要专门有一个区域来保存这些inode节点这个区域叫做 inode Table 也叫 inode 表。 在分组内部每一个inode都有自己的inode编号inode编号本身也属于对应文件的属性。 Linux查找一个文件就是根据inode编号来查找的。 一个inode对应一个文件该文件的inode属性和该文件对应的数据块是有映射关系的。
4、Data Blocks 文件的内容是变化的用数据块来进行保存。所以要保存一个有效文件的内容就需要 n 个数据块。如果有多个文件就需要多个数据块。这些数据块所在的区域就是 Data Blocks 。一个数据块的默认大小是 4KB 。 Linux查找一个文件首先找到该文件的inode。在inode结构体内部有一个 int blocks[NUM] 数组数组内记录了存储该文件内容的数据块的地址。一个分组中百分之95以上的内容都是 Data Blocks 。 当操作系统要加载一个文件时只加载该文件的 inode 节点。而 inode 节点中包含该文件内容数据块的映射关系想要访问哪部分内容就根据映射关系把哪一部分内容加载到内存中。
5、inode Bitmap inode Bitmap 是一个位图结构每个bit表示一个 inode 是否空闲可用。
6、Block Bitmap Block Bitmap 是一个位图结构记录着 Data Block 中哪个数据块已经被占用哪个数据块没 有被占用。
四、Linux下文件系统
使用 ls 指定加上 -i 命令选项就可以观察到文件的 inode 1、inode与文件名 Linux系统只认inode编号且文件的inode属性中不包含文件名文件名只是给用户看的。 任何一个文件都一定在目录内部目录本身也是文件也有自己的inode和对应的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。而且在目录内文件名与inode编号互为key值。 inode number 在一个分区内唯一有效不能跨分区使用。根据 inode number 可以确定该文件在当前分区的哪一个分组。
2、文件的增删查改
2.1、查看文件内容 当用户访问一个目标文件的内容时一定是在特定目录下访问的具体流程如下
先要在当前目录下找到目标文件的 inode number 。一个目录也是文件也隶属于一个分区在该分区中通过目标文件的 inode number 找到分组在该组的 inode Table 区域找到目标文件的 inode 。通过目标文件的 inode 与对应 Data blocks 的映射关系找到该文件的数据块加载到OS最后显示在显示器上。
2.2、删除文件
当用户删除一个目标文件时具体流程如下
在当前目录下根据文件名找到目标文件的 inode number 。根据 inode number 找到目标文件的 inode 结合与对应 Data blocks 的映射关系把 block bitmap 对应的比特位设置为 0 。根据 inode number 把 inode bitmap 对应的比特位设置为 0 。
所以我们想要删除文件就只需要修改位图即可并没有把数据块清空。
2.3、创建文件
当用户创建一个目标文件时一定是在一个目录下创建的。具体流程如下
OS在目录所处的分组里扫描 inode bitmap 找到空余的位置并设置为 1 获得 inode number 。把该文件创建出来后的默认属性填充到对应的 inode 中。在当前所处的目录文件的 Data blocks 里追加一条新的文件名与 inode number 的映射关系。
2.4、补充内容 上面的内容包括分区、分组、填写系统属性等等这些工作都是OS做的。分区完成之后为了让分区能够正常使用需要对分区做格式化操作即OS向分区写入文件系统的管理属性信息并做区域划分工作。如果区域划分之前已经做好了那么格式化操作把位图结构清空把属性字段设置为初始状态就可以了。 文件系统给 inode 与 Data blocks 建立映射关系通过数组来完成由于 Data blocks 很大为了能够映射的过来数组采用了直接索引、二级索引、三级索引的方式来完成映射因为不是重点内容仅作了解不作讲解。 文件系统中有可能出现 inode 没用完Data blocks 用完了。或者 inode 用完了但是 Data blocks 还有剩余的情况。比如只建立一个文件然后不断地往这一个文件中塞入数据消耗 Data blocks。或者不断地建立空文件消耗 inode 。这种问题目前是没有办法解决避免的。
五、软硬链接
1、软链接
建立软链接指令
ln -s [目标文件] [软链接文件名称]
具体操作如下 使用 my-soft 链接了 myfile.txt 。 my-soft 是一个链接文件。 观察到 my-soft 与 myfile.txt 的 inode number 不同这说明软链接是一个独立的链接文件。有自己的 inode number必有自己的inode属性和内容。软链接的内容是自己所指向的文件的路径。可以让用户快速的找到目标文件。 软链接的具体用法是如果一个目标文件的路径非常深我们每次访问目标文件都要写一遍很长的路径效率不高。此时就可以使用软链接在工作目录制作一个软链接文件以方便访问目标文件。类似 Windows 系统中的快捷方式。
2、硬链接
建立硬链接指令
ln [目标文件] [软链接文件名称] 具体操作如下 使用 my-hard 链接了 myfile.txt 。 my-hard 是一个普通文件。 观察到 my-hard 与 myfile.txt 的 inode number 相同这说明硬链接与原文件是同一个文件硬链接只是建立了新的文件名与老的inode number的映射关系只修改了当前目录的内容。 my-hard 与 myfile.txt 的硬链接数都变成了 2 。意思是此时有两种方法可以找到该文件分别对应两个文件名。硬链接数本质是一种引用计数。 现在我们使用指令 unlink 来删除硬链接 此时文件的硬链接数又变成了 1 。
接下来我们再创建一个目录文件观察硬链接数 可以看到目录文件的默认硬连接数是 2 。这是因为目录文件天生拥有两个硬链接一个是它本身的名字另一个是在该目录内部的 . 符号。如果目录文件的内部还有目录文件那么该目录文件的硬链接数就变成了 3 本身的名字、该目录内部的 . 符号、该目录内部的目录内的 .. 符号 现在查看一下根目录的硬链接数 硬链接数为 19 。根目录下的内容如下 一般来说一个目录文件的硬链接数 -2 就是该目录下的目录个数。 需要注意的是用户无法自主给一个目录文件建立硬链接 显示不能给目录建立硬链接。这是因为如果可以给目录建立硬链接容易造成环路路径问题。OS没有把这个权限放给用户。 关于文件系统的相关内容就讲到这里希望同学们多多支持如果有不对的地方欢迎大佬指正谢谢
