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前言#xff1a;
了解机械磁盘
初始盘片与磁头
盘片是怎么存数据的呢#xff1f;
详解盘片
如何访问磁盘中的一个扇区呢#xff1f; -- CHS 定位法
磁盘的逻辑存储
LBA#xff08;Logical Block Addressing --- 逻辑块寻址#xff09;
如何将 LBA 地址转换为…目录
前言
了解机械磁盘
初始盘片与磁头
盘片是怎么存数据的呢
详解盘片
如何访问磁盘中的一个扇区呢 -- CHS 定位法
磁盘的逻辑存储
LBALogical Block Addressing --- 逻辑块寻址
如何将 LBA 地址转换为 CHS 地址
如何管理扇区
什么是 inode
inode 怎么管理文件内容
什么是数据块
位图
理解新建/删除文件
理解文件名 前言 进程运行时会把需要用到的文件从磁盘加载到内存中那么系统是如何在磁盘中快速找到进程想要的文件的呢 了解机械磁盘
初始盘片与磁头
从下图中我们可以简单地了解一下机械磁盘 盘片文件的数据都存储在盘片中一个磁盘中不止一块盘片多个盘片是摞在一起的。当磁盘开始运作时盘片中间的马达会带动盘片旋转。 磁头 磁头用于读取盘片中的内容。当磁盘运行时磁头会旋转到盘片的上方读取盘片的数据。一个盘片有上下两面两面各有磁头。 当磁盘开始运作时盘片顺时针或者逆时针旋转磁头绕着轴左右摆动在盘片中进行寻址找到想要的位置进行读写。 因为磁头和盘片都是金属做的两个金属相互摩擦会把盘片刮花那么盘片的数据都被刮没了所以磁头不是紧紧挨着盘片的而是有一定的距离。除此之外磁盘内部是无尘的也是为了防止把盘片刮花 盘片是怎么存数据的呢 首先需要明确计算机在底层硬件层面主要使用二进制数系统进行数据处理和运算这是因为二进制系统非常适合电子电路的工作方式。二进制只有两个数字0 和 1这可以很容易地通过电子信号的两种状态来表示例如电压的高低、电流的通断等。 但是 0 和 1 只是一种二元状态盘片中并不是真实地存储着 0 和 1 这两个数字 盘片可以想象成由无数个磁铁构成磁铁具有南北极南北极也是一种二元状态在盘片上修改数据实际上也是在修改盘片上磁铁南北极的朝向。 由于磁铁的磁性保持的时间长所以磁盘可以长时间保存数据即使断电了数据也不会丢失因为它们采用的是磁性、电荷捕获或其他物理性质来持久化地存储信息而内存无论是DRAM还是SRAM它们都是易失性存储器它们都需要电力来维持内部电子元件的状态意味着在断电情况下不能保留信息。所以说磁盘是永久存储介质
详解盘片 磁道是指磁盘表面用来存储数据的一系列同心圆。每个磁道是磁盘上可以读取或写入数据的一个环形区域。磁盘的每一个面都被划分成许多这样的磁道。 柱面是由所有盘片上的同一半径位置组成的虚拟圆柱体指在硬盘上多个盘片相同位置的一组同心圆磁道。想象一下如果你将硬盘垂直切割并且沿着这个切割面看去你会看到一组圆形的磁道这些磁道位于不同盘片的相同径向距离处这一组磁道就构成了一个柱面。 当提到一个柱面时实际上指的是该柱面上所有磁头所覆盖的所有磁道。 磁道由多个扇区组成磁道被划分成多个扇区每个扇区通常是固定大小的数据块常见的大小为512字节或4096字节随着技术的发展更大容量的硬盘可能会采用更大的扇区。当硬盘读写头移动到特定磁道上方时它可以访问该磁道上的所有扇区。 磁道被划分成扇区后扇区的面积大小可能不一样但是扇区的内存大小都是一样的 如何访问磁盘中的一个扇区呢 -- CHS 定位法 每个盘面、磁头都有唯一的编号在一个盘面里每一个磁道也有唯一的编号每一个扇区也有唯一的编号。 如果想访问磁盘中的一个扇区通过磁头定位先确定扇区在哪一个磁道cylinder上接着确定要使用哪一个磁头head上面还是下面最后确认在磁道上的哪个扇区sector这种定位方法称为 CHS 定位法。 我们就可以理解选择哪个磁头就相当于选择了哪个盘面磁头的来回摆动是为了定位盘面的磁道而盘片的旋转是为了寻找磁道上的扇区。 盘片的旋转和磁头的摆动都属于机械运动机械运动导致磁盘的访问速度是比较慢的所以需要操作系统把磁盘的数据预加载到内存中提高效率 磁盘的逻辑存储 逻辑存储主要涉及文件系统如何管理和访问磁盘上的数据。 LBALogical Block Addressing --- 逻辑块寻址
如果把盘片的所有磁道拉直磁盘就可以看成非常长的线性空间。
假设有4个盘面2个盘片每个盘面有200G总共800G每个盘面的基本单元扇区为512字节所以一共有1 677 721 600 个扇区每一个扇区都有对应的下标对磁盘的管理就变成对数组的增删查改。 LBA的主要优点包括 简化了寻址不需要考虑物理结构如柱面、磁头和扇区。提高了性能减少了硬件和软件处理复杂寻址逻辑的需求。支持更大的磁盘容量由于LBA是基于数字的线性地址它不受传统CHS寻址中柱面数、磁头数和扇区数限制的影响。 如何将 LBA 地址转换为 CHS 地址 LBA逻辑块地址SPT每磁道的扇区数Sectors Per TrackHPC每个柱面的磁头数Heads Per CylinderHPC * SPT 一个柱面总共有多少个扇区 计算柱面号C C LBA / ( HPC * SPT ) 计算磁头号H H LBA % ( HPC * SPT )/ SPT 计算扇区号S S LBA % ( HPC * SPT )% SPT 1 1 是因为扇区号是从1开始计数的而LBA是从0开始计数的。 如何管理扇区
假设磁盘中共有 800G如何管理这 800G 呢
我们可以对 800G 进行分区假设分成5个区100G、100G、150G、150G、300G假设每个区内部是没有差异的那么把这 5 个区管理好不就相当于把 800G 管理好了吗。在我们的电脑中把磁盘分为 C盘、D盘就是所说的分区。
同样的道理假设我们把 100G 进行分组平均分成 10 组每组 10G把这 10G 管理好100G 也就管理好了。这样把大问题划分成小问题的思想就是分治思想。
那么如何管理好这 10G 呢
首先文件 内容 属性文件的内容大小是不固定的但是文件的属性的大小是固定的Linux 将文件的内容和属性分开存储inode 可以将文件的内容和属性进行管理
在每个分组中都有 Block Bitmap、inode Bitmap、inode Table、Data Blocks。其中Data Blocks 是用来存储文件的内容。 什么是 inode inode 其实是一个结构体结构体的内容与文件有关通常包括 文件类型表示这是一个普通文件、还是目录、符号链接等。权限文件的所有者、组和其他用户的读、写、执行权限。所有者ID 和 组ID标识文件所有者和所属用户组的数字ID。文件大小以字节为单位的文件大小。时间戳包括最后访问时间atime、最后修改时间mtime和状态改变时间ctime。指向数据块的指针这些指针指向实际存储文件数据的数据块。对于小文件可能直接在inode中存储一些数据对于大文件则指向一系列的数据块。 注意文件的 inode 中不包含文件名此外一个 inode 结构体大小为 128 字节大小是固定的。 一个文件一个 inode每个文件都有 inode 编号inode编号 是在整个分区内唯一有效的数字所以对文件的管理就变成了对 inode 的管理。 inode 怎么管理文件内容
什么是数据块
每个分组中都有一个 Data Blocks也就是数据块。
在EXT2文件系统中数据块并不是数组。数据块是存储文件内容的最小单位它们是磁盘上的固定大小的连续空间。EXT2文件系统将磁盘划分为多个相同大小的数据块每个数据块可以用来存放文件的数据或元数据如inode信息。尽管数据块不是数组但是文件的内容可以通过类似数组的方式来访问。一个数据块只能存放 4KB 大小的数据。
而 inode 定义了数组 block[ 15 ] 数组中存放着指向数据块的指针一个数组只能记 15 个数据块的位置那一个文件最大只有 60KB 吗 数组下标从 0 到 11 是直接映射指针指向的数据块直接存放文件的内容下标从 12 到 13 指针指向的数据块存放的是其他数据块的内容文件的内容存储在这些其他数据块中一次间接下标 14 存储的是其他数据块的位置指针指向的数据块存放的是其他数据块的内容这些其他数据块中存储的还是其他数据块的内容此时的数据块的内容为文件的内容二次间接。 位图
在Data Blocks 中有的数据块已经使用了有的还没有使用 Block Bitmap 可以更快的分辨出哪些已经使用了哪些还没有使用
同样的inode Table 中有的 inode 已经使用了有的没有inode Bitmap 的作用和 Block Bitmap 相同
从下面这张图可以看出每一个分组都有一张位图一个分区就会有很多张位图而 inode编号是在分组中唯一的那么怎么确定 inode 在哪张位图中呢 每个分组都会记录自己组的 inode 的起始编号和组内 inode 的个数假设分组内的起始编号如下 假设 inode 编号为 1500通过比较每个分组的 inode 的起始编号我们就可以确定 inode 在 Block group 1 中。 根据偏移量 500500 1500 - 1000就可以在 Block group 1 的位图中查询该文件是否存在。 理解新建/删除文件 新建文件先查 inode bitmap找到最小的为 0 的位置把这个位置改为 1然后去 inode table 找到对应的位置把文件的属性填好把文件的内容填写到数据区中并把填写的数据区的位置填入到 inode 的block 中。 删除文件找文件的 inode 编号把 inode bitmap 改为 0把 inode 结构体中的 block 数组对应的 block bitmap 改为 0只是把位图清掉并不会把inode 和数据区里面的内容清除掉 可见删除文件比新建文件快很多。 理解文件名
作为用户我们知道的是文件名并不知道 inode 编号在不知道文件 inode 编号的情况下如何找到这个文件呢
首先我们需要了解目录目录也是一个文件文件都有自己的属性内容那目录的内容是什么呢 因为任何一个普通文件一定在一个目录中目录的内容是目录中的文件的文件名和 inode 编号之间的映射关系找文件只需要找到文件所处的目录就可以字符串匹配到文件名进而找到文件名和 inode 的映射关系找到文件对应的 inode 编号。 目录这个文件的数据块存的就是文件名和 inode 编号之间的映射关系。 新建文件假设在组 0 里面新建文件在 inode 位图中找到一个最小的还没有用过的编号然后把文件的属性都写到对应的 inode 中有文件内容的话就把文件内容写入到数据块中然后向上层返回 inode 编号接着建立文件名和 inode 编号的映射关系把这个关系写入到文件目录的数据块中。 目录没有写权限时我们没办法在该目录下创建新文件因为我们新建文件会修改目录的内容没有写权限就不能修改目录内容。没有读权限就不能读取inode 和文件名的映射关系。 删除文件拿着文件名就可以知道与 inode 的映射关系找到映射关系知道 inode 编号后清掉位图然后在目录的内容中去掉文件名和 inode 的映射关系没有目录的写权限也是没办法删除目录下的文件的。
