【Linux】理解文件系统——软硬链接

admin • 2023-01-15 20:41 • 5G

我们之前讨论的都是进程和被打开文件的关系，而如果一个文件是没有被打开呢？没有被打开的文件操作系统如何管理？

没有被打开的文件在磁盘上，所以磁盘上有大量的文件，这些文件要被静态管理起来，方便我们随时打开，而做这部分工作的我们称为文件系统。

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一、了解磁盘

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。下面，我们来简单了解一下磁盘的结构👇

1.磁盘的物理结构

磁盘是外设并且是我们计算机中唯一的机械结构（机械结构相对较慢）

磁盘的盘片/盘面就像光盘一样（盘面上存储数据），两面都有。而像刀子一样的是磁头（每一面都有一个磁头），磁头和盘面并没有接触，磁盘必须防止抖动。中间有马达，一旦盘片加电之后，盘片旋转，磁头摆动，马达可以控制磁头摆动，控制盘片旋转。对应的磁盘也有自己的硬件电路，通过硬件电路+伺服系统，给磁盘发二进制指令，让磁盘定位寻址某个区域。

2.磁盘的存储结构

磁盘寻址的时候，其基本单位既不是bit，也不是byte，而是扇区。

扇区的大小：512字节，512字节是硬件要求，对于外磁道和内磁道大小都是一样的，密度不一样。越靠近圆心的比特位越大，外侧的较小。

在单面上定位扇区：通过确认磁道，最终确定在对应磁道的哪一个扇区。确认磁道：每个磁道都有自己的编号，磁道周长不一样，但是存储大小是一样的，因为扇区大小一样，一个磁道有多少扇区也是固定的，所以每个磁道的扇区也有编址。所以定位到某个磁道上就能够找到。

机械硬盘的寻址方式：盘片不断旋转，磁头不断摆动，就是在确认在哪一个磁道，如何确认在哪个扇区？盘片也在旋转，就是让磁头定位扇区。

柱面：把一系列同心的磁道压在一起，宏观上看成一个整体。一般定位的时候：磁头、柱面、扇区====（磁头、磁道、扇区），这两个是等价的。柱面相当于磁头一起指向的位置就是柱面的边界位置。

在磁盘中定位任何一个扇区：先定位在哪一个磁道（哪个柱面），磁道确定，所有磁头共进退，此时磁头不动，在去定位磁头（定位盘面），最后在定位哪一个扇区。

总结：磁盘中定位任何一个扇区，采用的硬件级别定位方式（CHS定位法）：柱面Cylinder——磁头Head——扇区Sector

3.磁盘的逻辑结构

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。

OS要进行逻辑抽象，不直接使用CHS:1.便于管理，管理数组与管理三维立体结构，数组比较好管理;2.不想让OS的代码和硬件强耦合！比如磁盘的基本大小改变，OS的源码有必要跟着变

二、文件系统与inode

文件在磁盘中是如何存储：文件是在磁盘中的，而逻辑结构是线性结构。磁盘的空间很大，虽然对应的磁盘的访问的基本单位是512字节，但是依旧很小，OS内的文件系统会定制的多个扇区的读取，以1KB,2KB,4KB为基本单位，所以即使读取/修改1bit，也必须将4KB加载到内存，进行读取或修改，在将其写回磁盘。我们采用分治的思想，来管理磁盘空间进行分区：大的磁盘空间->小空间，大事化小，给每个分区写入不同的文件系统。

Boot Block是启动块，存在每个分区的开头，备份文件与启动相关的。

将剩下的空间继续分组，Block group 0…Block group n。管理好Block group0，其他的也能管理好，所以我们只需要了解Block group 0:

Super Block:保存的是整个文件系统的信息，为什么Super Block不像Boot Block一样存在每个分区的开头？Super Block保存在不同的分组里意味着备份，如果某个Super Block损坏，便可以通过拷贝其他分组的Super Block。

Linux的文件=内容+属性，而Linux的文件内容是属性是分批存储的。保存文件属性的是inode，inode块的大小是固定的，为128字节。一个文件，一个inode，包含文件几乎所有的属性，文件名并不在inode中存储。文件内容存储在data block块中，不同的文件文件内容不同，大小随着应用类型的变化大小也在变化。inode为了进行区分彼此，所以每一个inode都有自己的ID，这里我们利用指令ls -li查看inode编号：

inode table:保存了分组内部所有的可用（已经使用+没有使用）inode，前面说了，一般来说一个文件对应着一个inode

Data blocks:保存的是分组内部所有文件的数据块

inode Bitmap：inode对应的位图结构，统计inode的使用情况，位图中比特位的位置和当前文件对应的inode的位置是一样对应的，比特位为1，代表inode被占用，否则表示可用。

Block Bitmap:数据块对应的位图结构，位图中的比特位位置和当前data block对应的数据块位置是一一对应位置

GDT(group descripteor table):块组描述表，对应分组的宏观的属性信息，已经使用多少，inode有多少个，已经被占用了多少个，还剩下多少个。

查找文件的时候，统一使用的是inode编号。

内容放在data blocks中，属性在inode table中，而inode内部保存了一个数组，保存对应块的编号，二者就联系起来了：

但是如果文件特别大？并不是所有的data block只能存放文件的数据，也可以存放其他块的块号，所以最终指向更多的block来存储

创建一个文件：在位图的比特位由0置为1，找到其inode table,属性填进去，文件的数据写到block里，在inode和block建立映射关系，最后返回inode编号，创建成功

查找一个文件：拿到inode找到inode table，在根据inode table找到对应的数据块，内容加属性就全找到了

删除一个文件：删除文件也需要用到inode，实际上删除一个文件时，我们只需要找到inode在inode bitmap当中的比特位，把比特位由1置为0就删除了。

所以删除一个文件根本不需要把数据属性和内容清空，只要把inode bitmap的1置为0，属性就删除了，这个文件也占着数据块，也把block的比特位也置为0。所以把文件删除是能够恢复的，一旦删除只是把bit位清掉了，想要恢复只要得到inode的编号，然后把inode bitmap里的比特位由0置为1，在去inode table对应的映射表，在block bitmap的0置为1。

如果在Linux中误删除一个文件，还是能恢复的，但是前提必须是inode和data block没有被占用，所以当误删除一个文件时，最好的办法就是什么都不做。而我们在Windows中删除文件到回收站，只是转移了目录，在回收站中删除才是真正的删除。

可是我们在查找一个文件的时候，用的不是inode，而是文件名？

任何一个文件都在一个目录下，但是这些文件并没有重复的文件名

目录是一个文件，也有自己的inode，有对应自己的data block，目录的数据块存放的是当前目录下的文件名和inode的映射关系，所以inode并不需要保存文件名。

所以我们在一个目录下新增一个文件，必须得有写入权限，新增一个文件的时候，要向当前目录的内容里去写文件名和inode的映射关系，所以必须得有写入权限。罗列当前的文件，要有读权限，想读的时候要根据文件名找到inode读取底下的所有文件的属性，读的是拿到文件名，必须得去访问数据块，所以要有读权限

三、软硬链接

1.软链接

创建软链接：(文件名不重要)

ln -s myfile.txt soft_file.link

有自己独立的inode的称为软链接，即软链接是独立的文件,独立的文件有独立的inode和对应的文件内容。

所谓的软连接标定文件并不是用inode来标记的，我们删除myfile.txt，然后再去cat soft_file.link:

所以这个软链接并没有用目标文件对应的inode，而是用目标文件的文件名，把文件删了找不到，软链接的数据块里保存的是所指向的目标文件的路径，所以目标文件一删，软链接也就失效了。

删除软链接：既可以rm,也可以用unlink

unlink soft_file.link

软链接相当于快捷方式。软链接的作用：

当执行路径非常的深，导致路径非常的长，我们可能会忘记路径，所以我们可以通过软链接不用每次都输入长长的路径，可以通过软链接而快速找到：

这就相当于Windows的快捷方式了。

2.硬链接

创建硬链接：

ln myfile.txt hard_file.link

不带上s就是硬链接了。

软硬链接最重要的区别在于是否具有独立的inode，硬链接没有独立的inode，指向到其他文件的inode，不是独立的文件，**建立一个硬链接是在做什么？**当硬链接其中一个文件的大小、内容等发生变化，那硬链接的文件都会发生相应的变化，所以建立硬链接根本没有新增文件，因为没有给硬链接分配独立的inode，既然没有创建文件那么就没有自己的属性集合和内容集合，用的是别人的inode和内容。创建硬链接本质就是在指定的路径下，新增文件名和inode编号的映射关系！