哈尔滨优化网站公司,信用中国 网站 建设方案,济南标场馆建设有新进展,商务网站建设策划思路作者主页#xff1a; 作者主页 本篇博客专栏#xff1a;Linux 创作时间 #xff1a;2024年10月17日 一、磁盘的物理结构
磁盘的物理结构如图所示#xff1a; 其中具体的物理存储结构如下#xff1a; 磁盘中存储的基本单位为扇区#xff0c;一个扇区的大小一般为512字… 作者主页 作者主页 本篇博客专栏Linux 创作时间 2024年10月17日 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位为扇区一个扇区的大小一般为512字节或者4kb这里我们暂且认为是512字节。一般的磁盘一个扇区都是512字节同半径所有的扇区构成了一圈磁道。
所以我们要读取指定文件数据的时候要首先根据确定是哪一个盘面其次再去确定是哪一个磁道最后根据扇区的编号去定位扇区即可。其中通过磁头、柱面(磁道)、扇区确来定位扇区的方法叫做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可以得知CHS的地址就能够访问任意一个扇区。但是由于OS是软件磁盘是硬件为了防止硬件发生迭代变化OS也要跟着变化就要做好OS与硬件的解耦工作因此OS内部使用的不是CHS的地址。
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即块组 。 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的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block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后一次写入数据的时间最近一次写入磁盘的时间等其他文件系统的相关信息。
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
一般而言我们把文件内部所有属性的集合叫做inode节点一般大小为128字节。一个文件会有一个inode一个分组内会有大量的文件也有大量的inode节点所以在组内会有一个专门的区域来保护这些inode节点这个区域就叫做inode Table也叫 inode 表。
在分组内部每个inode表都有自己的inode编号inode编号本身也属于对应文件的属性Linux查找一个文件的时候也是通过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
在Linux中使用 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值且inode属性中不会包含文件名因为文件名只是提供给用户看的
任何一个文件一定存在于目录中目录其实也是一个文件也有自己的inode值和对应的数据块目录的数据库块里保存的是该目录的文件名和inode值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 。 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] 使用 code-soft 链接了code。code-soft 是一个链接文件。 观察到 code-soft 与 code.c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 code-hard 链接了code.c。 code-hard 是一个普通文件。 观察到 code-hard 与code.c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。 code-hard 与 code.c 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
Linux中不允许对目录进行硬链接
3、为什么要有硬链接 一、文件备份与冗余 提供额外的文件访问路径创建硬链接后多个文件名可以指向同一个文件的 inode索引节点。这意味着可以通过不同的路径名来访问同一个文件内容。如果一个路径名被意外删除或损坏仍然可以通过其他硬链接路径访问文件起到了一种备份的作用。增加文件的可靠性在一些关键应用场景中通过创建硬链接可以确保文件在多个位置都能被访问降低了因单个文件名丢失或损坏而导致数据丢失的风险。 二、文件管理与组织 方便文件共享多个用户或程序可以通过不同的硬链接路径同时访问同一个文件无需复制文件内容节省了磁盘空间和时间。例如在一个团队项目中不同的成员可以通过各自的工作目录中的硬链接来访问共享的文件实现文件的协同操作。简化文件结构可以使用硬链接来组织文件系统使得相关的文件可以通过多个路径进行访问。这对于一些复杂的文件系统结构或需要灵活访问文件的情况非常有用。 三、与传统文件系统的兼容性 与旧有系统和工具的兼容性许多传统的文件系统工具和应用程序都能够理解和处理硬链接。这使得在从旧系统迁移到 Linux 或在不同的文件系统环境中工作时能够继续使用熟悉的文件管理方式。稳定性和可靠性硬链接的实现基于文件系统的底层结构相对稳定可靠。不像某些高级文件系统特性可能会在不同的操作系统版本或文件系统实现中存在差异硬链接在大多数情况下都能提供一致的行为。 六、动静态库 动静态库的本质就是可执行程序的半成品。 一段代码生成一个可执行程序需要以下的四个步骤 预处理完成头文件的展开去掉注释宏替换条件编译等最终形成xx.i文件编译完成语法分析词法分析语义分析符号汇总检查无误后将代码编译成汇编指令最终形成xx.s文件汇编将汇编指令转换成二进制文件xx.o文件链接将生成的各个.o文件进行链接最终形成可执行程序 详细内容在下一篇文章中…… 最后
十分感谢你可以耐着性子把它读完和我可以坚持写到这里送几句话对你也对我
1.一个冷知识 屏蔽力是一个人最顶级的能力任何消耗你的人和事多看一眼都是你的不对。
2.你不用变得很外向内向挺好的但需要你发言的时候一定要勇敢。 正所谓君子可内敛不可懦弱面不公可起而论之。
3.成年人的世界只筛选不教育。
4.自律不是6点起床7点准时学习而是不管别人怎么说怎么看你也会坚持去做绝不打乱自己的节奏是一种自我的恒心。
5.你开始炫耀自己往往都是灾难的开始就像老子在《道德经》里写到光而不耀静水流深。
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愿我们一起加油奔向更美好的未来愿我们从懵懵懂懂的一枚菜鸟逐渐成为大佬。加油为自己点赞
