成都私人做网站建设,免费发布推广信息的app,怎么做五合一网站,王烨华文章目录 磁盘结构磁盘物理结构磁盘的具体物理结构磁盘结构的逻辑抽象 文件系统BootBlockSuperBlockGroupDescriptorTableinode tableDataBlocksinodeBitmapblockBitmaplinux中的inode 和文件名如何理解文件的增删查改删 补充细节1.如果文件误删了,我们该怎么办?2.inode确定分… 文章目录 磁盘结构磁盘物理结构磁盘的具体物理结构磁盘结构的逻辑抽象 文件系统BootBlockSuperBlockGroupDescriptorTableinode tableDataBlocksinodeBitmapblockBitmaplinux中的inode 和文件名如何理解文件的增删查改删 补充细节1.如果文件误删了,我们该怎么办?2.inode确定分组,inode number是在一个分区内有效,不能跨分区3.上面我们学到的分区,分组,填写系统属性-谁做的呢?什么时候做的呢4.我们如果inode只是单单地用数组和datablock的映射关系5.有没有可能一个分区,数据块没用完,inode没了,或者inode没用完,datablock用完了 磁盘结构
磁盘物理结构
磁盘是计算机上唯一的一个机械设备,同时还是外设-非常慢(相对于cpu/内存) 磁头和盘面是没有挨着的,但是距离依旧很近:好比波音747距离地面一米飞行 对数据做写入和读取:更改基本元素的南北磁极 向磁盘写入:N-S 删除磁盘数据:S-N 所以一旦摩擦生热,就会消磁,数据就会丢失了
磁盘的具体物理结构
尝试在硬件上,理解数据的一次读和写
磁盘中存储的基本单元:扇区,一般是512字节(4096个比特位),也有4kb字节的 一般磁盘,所有的扇区,都是512字节 半径相同的所有扇区,构成一圈磁道(多个面的相同磁道形成一个柱面) 在一面上,如何在硬件上定位一个扇区呢? 首先定位哪一个面:只需要确定用哪一个磁头读取,磁头的编号表示的就是哪一个面 然后:
先定位在哪一个磁道-由半径决定再确定在该磁道的哪一个扇区-根据扇区的编号来定位一个扇区 磁头 head-柱面(磁道) cylinder-扇区 sector CHS定位法 而一个普通文件(属性数据) -都是数据(0/1) - 无非就是占用一个或者多个扇区,来进行自己的数据存储的. 我们既然能够用CHS定位任意一个扇区,我们就肯定能定位多个扇区,从而将文件从硬件角度,进行读取或者写入
磁盘结构的逻辑抽象
根据以上内容,如果OS能够得知任意一个CHS地址,就能访问任意一个扇区 但是OS内部不是直接使用的CHS地址 为什么? OS是软件,硬件定位一个地址是用得CHS,但是,如果OS直接用了这个地址,万一硬件变了,OS也要发生变化.OS要和硬件做好解耦工作即便是扇区,512字节,单位IO的基本数据量也是很小的,硬件是按照512字节处理,OS实际进行IO,基本单位是4KB(可以调整-通过编译linux源代码),因此我们把磁盘叫做块设备. 所以OS需要一套新的地址来进行块级别的访问 我们将圆形的磁盘盘面想象为一个线性结构
可是我们磁盘只认CHS 所以我们需要让LBA和CHS互相转换 通过简单的数学运算就可以做到: 伪代码: 假设两个面,每个面5000个扇区,每个磁道500扇区 LBA:6500 C:6500/1000 6 (6号磁道) H:int n 6500/5000 1 (所以在第二面) S:6500%1000 500(第500扇区) 连续读取8个扇区,我们就能得到块了 OS要管理磁盘,就将磁盘看作一个大数组,所以对磁盘的管理,就变成了对数组的管理 先描述,再组织!!! 文件系统 接下来我们谈的都是一个分区:(分区就类似与win的分盘: C盘,D盘…)
文件 内容 属性 最终都要以块的形式,保存在磁盘的某个位置 Linux是将内容和属性分离的 BootBlock
与系统的开机有关
SuperBlock
文件系统的所有属性信息
文件系统的类型整个分组的情况 为什么每个分组都可能有SB,而且是统一更新的: 是为了防止SB区域坏掉,如果出现故障,整个分区就不可以被使用了,所以要做好备份 (多副本保证分区安全) GroupDescriptorTable
GDT - 组描述符–改组内的详细统计等属性信息
inode table
一般而言,一个文件内部所有属性的集合,我们称之为inode节点(128字节),一个文件,有一个inode 即便是一个分区,内部也会存在大量的inode节点 一个group需要有一个区域来专门保存该group内所有文件的inode节点–inode table 分组内部可能会存在多个inode,所以需要将inode区分开来,每一个inode都会有自己的inode编号 inode编号也属于对应文件的属性id
DataBlocks
一个文件的内容是变化的,我们是用数据块来进行文件内容的保存的,所以一个有效文件,要保存内容,就需要[1,n]个数据块 如果有多个文件,就需要更多的数据块,DataBlocks Linux查找一个文件,首先是要根据inode编号,来进行文件查找,包括读取内容
struct inode
{int number;//...int blocks[NUM];//先简单理解,对应的就是该文件对应的数据块的编号
}所以一个inode对应一个文件,该文件inode属性和该文件blocks内容(数据块-4kb)是有映射关系的
inodeBitmap
inode bitmap的每一个bit表示inode是否空闲可用 4kb(一个块):4096*8 32768(比特位) 1表示inode正常工作,0表示inode不正常工作
blockBitmap
block bitmap的每一个bit表示datablock是否空闲可用
ls -il//显示文件的inode编号linux中的inode 和文件名
linux系统只认inode号,inode属性中文件,并不存在文件名! 文件名是给用户用的 -重新认识目录:
目录是文件吗–是目录有inode以及内容吗–有任何一个文件,一定是在一个目录内部,所以目录的内容是什么呢?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,在目录内,文件名和inode互为key值当我们访问一个文件的时候,我们是在特定目录下访问的,基本流程是: cat log.txt 先要在当前目录下,找到对应的inode编号一个目录也是一个文件,一定隶属于一个分区,结合inode,在该分区中找到分组,在该分组中inodetable中找到inode通过inode和对应的datablock关系找到对应的数据块,并加载到OS,并显示到显示器
如何理解文件的增删查改
删
常识:删除数据比拷贝数据快多了 做法:
根据文件名-inode numberinode number - inode属性中的映射关系,设置block bitmap 对应的比特位置0inode number 设置inode bitmap 对应的比特位为0 删文件只需要修改位图即可
补充细节
1.如果文件误删了,我们该怎么办?
正确的做法:什么都不要干,使用某种软件找到这个文件的inode编号,首先在分组中对应的inodebitmap对应位置置为1,再查找inode表对应的数据块bitmap置为1,然后查找数据块,就能恢复出来了
2.inode确定分组,inode number是在一个分区内有效,不能跨分区
举个例子,一个分区内,有100个分组,每个分组有100个inode编号,当inode是250号的时候,我们就能推算出他是在第三组的
3.上面我们学到的分区,分组,填写系统属性-谁做的呢?什么时候做的呢
是操作系统做的,是在分区完成之后,后面要让分区能够正常使用,我们要用格式化 格式化的过程,其实是OS向分区写入文件系统的管理属性信息 冷门知识: 大型公司更换磁盘,其中的磁盘不能随意流向市场,必须被销毁 4.我们如果inode只是单单地用数组和datablock的映射关系
假设inode里的数组大小是15*4kb,是不是意味着一个文件内容最多放入60kb呢
struct inode
{int inode number;int ref_count;mode_t mode;int uid;int gid;int size;data;//...block datablock[NUM];
}5.有没有可能一个分区,数据块没用完,inode没了,或者inode没用完,datablock用完了
有可能 这样确实可能会存在资源浪费,但是没什么大影响
