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96SEO 2026-02-19 12:31 34
文件有很多但是被打开的文件很少这些没有被打开的文件在磁盘中这就叫做磁盘文件。
每次先打开一个文件需要先找到这个文件需要通过文件路劲及文件名先在磁盘中找到这个文件。
本篇文章要研究的是磁盘文件核心问题是如何存取问题。
在研究这些问题之前需要先认识一下硬件–磁盘
盘片可读可写可擦出一片两面都可以使用磁头在磁盘上来回读写盘片一面一个磁头磁头和盘片不是挨着的
一方面如果操作系统直接用CHS地址硬件改了那么软件也改了耦合度过高
在块级别上磁盘被划分为若干个固定大小的块通常是几KB或几MB。
文件系统会将文件分割成多个块并将这些块按需存储到磁盘上。
每个块都有一个唯一的地址文件系统通过记录块的地址和文件的元信息如文件大小、创建时间等来管理文件的存储和访问。
最终一个磁盘可以看作是基于扇区的数组每一个扇区都对应有一个下标来唯一标识。
通过这个下标LBA
逻辑扇区地址再结合每一面磁道的个数和每一个磁道上扇区的个数就可以定位到该扇区在磁盘上的位置CHS地址。
通过逻辑抽象用户和应用程序可以像操作文件一样操作磁盘上的数据而不需要了解底层的物理存储细节。
文件系统负责将逻辑操作转换为物理操作并管理数据在磁盘上的存储和检索。
这样文件系统提供了一种方便和可靠的方式来管理和利用磁盘的存储空间。
进一步可得所谓的文件只需要知道LBA地址文件很多个LBA地址纯硬件。
ext2文件系统上图为磁盘文件系统图内核内存映像肯定有所不同磁盘是典型的块设备硬盘分区被划分为一个个的block。
一个block的大小是由格式化的时候确定的并且不可以更改。
例如mke2fs的-b选项可以设定block大小为1024、2048或4096字节。
而上图中启动块Boot
Groupext2文件系统会根据分区的大小划分为数个Block
Group都有着相同的结构组成。
政府管理各区的例子超级块Super
Block存放文件系统本身的结构信息。
记录的信息主要有bolck
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。
Super
Block的信息被破坏可以说整个文件系统结构就被破坏了。
简而言之描述整个分区一个分区多大有多少块组每个块组使用情况等等。
超级块不是每个分区都有一个分区也不一定只有一个超级块。
GDTGroup
Table块组描述符描述块组属性信息描述一个块组的具体使用情况块位图Block
Block中哪个数据块已经被占用哪个数据块没有被占用比特位的位置表示块号比特位的内容表示该块是否被占用inode位图inode
Bitmap每个bit表示一个inode是否空闲可用i节点表:存放文件属性
inode内部不包含文件名内核层面每一个文件都要有inode_number我们通过inode号标识一个文件。
inode编号是分区为单位整体分配的一个分区内inode编号不可能重复。
两个分区的inode编号可能是重复的因此inode不能跨分区访问。
一个分组使用的inode编号是在一个范围中例如第一个分组时1
Block和GDT中都会记录start_inode和end_inode这样就能确定inode在哪一个分组里。
查找一个文件是根据该文件的文件名在系统中找到该文件对应的inode编号。
文件名的inode互为键值查找文件的顺序先根据文件名找到inode编号然后根据编号在所在的分区确定范围确定在某个组里面然后找对应的inode
Table确定是合法的然后找到对应的属性属性找好了之后对应的大小等都找到了。
进入的r权限本质为是否允许我们读取的w权限新建文件最后一定要向当前所处的目录中写入文件名和inode映射关系
首先创建文件一定是在一个路径下目录进行创建这个路径就会帮我们定位到一个分区然后去从第一个分组开始查看当前分组的
对应的比特位置为0至此一个文件就被删除啦。
可以发现从头到尾并没有去修改块中的内容这也是为什么拷贝
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