文件系统的理解

当我们创建文件时，如果创建一个空文件，那么还是有相应的文件信息给它。这说明文件包括内容+属性。我们文件的属性信息是放在inode结构体中，每一个文件对应一个inode。文件的内容放在block中，每一个文件可以对应多个block，如果这个文件比较大的话。
而系统中的文件一定相当多，那么就需要管理。怎么管理呢？先描述再组织。而inode就是描述信息。我们的文件系统就是对磁盘的整体认知，其中包括了磁盘的使用情况和如何对磁盘的数据进行操作等等。

struct inode{
	//各种属性信息
	//包括关联的block位置
}
struct block{
	//文件内容
}
struct filesystem{
	//基本情况
	//该分区空间
	//已经使用和未被使用
	//inode
	//block
	//group
	//操作方法(大量的函数指针)
}

当我们使用ls -al的时候我们可以看到文件的各种信息，而这实际上就是将文件的inode加载到内存中，然后打在显示器上。

磁盘

此时我们需要了解一下磁盘的结构。
一个磁盘分为好多个盘片，上图显示了3个盘面。而每个盘面有两个盘面，每个盘面都可以写数据。所以上图有6个盘面。而每个盘面上面又分为数个同心圆，每个同心圆上面又划分各个扇区。这样我们寻找一块磁盘区域需要三个步骤：1，找到盘片。2，找到同心圆。3，找到扇区。
但是这样有些复杂。所以我们使用了常用的方法！！在磁盘外面敷上一层虚拟的数据结构来模拟磁盘！这种手法在系统中可太常见了。
可以认为，我们使用数组来模拟磁盘。磁盘的大小是固定的，那么这个数组大小也是固定的。我们将磁盘中的每个盘片映射到不同的区域。然后将同心圆再次划分，然后再次划分到扇区。这样我们查找磁盘中的内容就转换成了查找数组。
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然后我们基于这个数组再分区，比如1个扇片(不同的系统分区不同)为一个区。这样每个分区就有一个文件系统来帮助操作系统管理文件。文件系统中包含着这个分区的使用情况，比如使用多少，未使用多少，当然还包含文件的inode和block。

但是分区还是太大，文件系统又会划分出groups，而每个groups又分为不同的部分。我们现在来研究一下一个group。因为我们知道一个group的原理后，我们就可以知道整个分区，最终整个磁盘的原理，因为每个group的原理相同。

group的各个部分分析

在每个分区最前面都有1个boot block group，这个可以认为是启动时操作系统的信息。
每个group都有一个Super Block，这个可以说是这个分区的信息，包括分区使用情况，未使用情况，inode使用情况等等。为什么每个group都包含这玩意呢？因为防止一个group的这部分损坏，这样还有备份，给文件系统加保险。
而Group Descriptor Table就是每个group的信息，包括使用情况，使用多少inode等等。
group中还包含inode table，这就是文件的属性信息，其中就有该文件占据的block信息，比如该文件内容占用第200，300个block，那么inode就有到200，300的链接。inode的数量是固定的，也就是说如果你的文件每个都很小，那就可能会出现一种情况：内存还剩很多，但是无法创建文件了。因为inode使用完了。
Data Blocks就是存储文件内容的区域，这个区域又被划分多个blocks。而如果文件较大可能占用多个block。

好了，现在我们知道如果想访问一个文件，那么只需要拿到它的inode就可以。那么问题来了，inode怎么拿到？

文件系统为每个inode分配inode id号，这个id号每个分区唯一！我们只需拿到inode id就能拿到这个文件。那么如何保证inode id唯一？inode id也需占用空间，那么inode id存放在磁盘中哪个位置？
我们可以在ls中加入i选项查看文件的inode。
在每个group中使用inode Bitmap位图来存放inode id！ 没错，假设每个group最多可以存放10万个文件，那么就给位图分10万个bit位，每个位初始化为0.等到分配的时候，哪个位为0，就占用哪个inode id，然后将位图中对应的位置变成1即可。
类似的，block也有很多，每个block需要进行标识，是否被使用，那么也使用Block bitmap位图来标识，如果一个block被使用，就将其对应的位图位置变成1，反之变成0即可。

文件的存储过程

怎么存储一个文件？
去inode位图中找到未使用的inode id，然后给这个文件分配inode。找到未使用的block，将数据存入这些block，然后建立文件名和inode id和block的关系，最后将inode位图和block位图对应位置变成1即可。
怎么查找一个文件？
拿到文件的inode id，找到对应的inode，然后找到存储的block，拷贝数据到内存中即可。
怎么删除数据呢?
难道还要真正的删除数据吗？有没有发现一个现象，当你下载什么很慢。但是删除就几秒钟的事。其实，文件的删除只需按照inode id找到inode，断开inode与该文件的block关系。然后断开该文件与inode的关系。最后将inode位图和block位图对应的位置变成0即可。
同时目录也是文件，那么目录也需要分配inode id和inode。那么目录的block中存储什么呢？ 目录的内容存储着该目录下文件名和它们inode的映射关系，所有文件的属性信息都保存在文件的inode中，而非目录的inode和block中。这样的好处是减少存储消耗，只需要在目录中找到和文件的inode映射关系，就找到了文件的属性。

软硬链接

linux下有链接的概念，还分为软硬链接，链接就是为我们定位文件。在linux下使用ln创建软硬链接：

观察h_link和s_link的内容，我们发现都和链接的文件的内容相同。观察这张图，我们会发现软硬链接的本质。
硬链接：
硬链接的inode id跟它链接的文件相同，这说明硬链接不是一个文件。它只是一个链接关系。这两个文件可以通过任意一个访问同一个inode。删除其中一个文件，硬链接就变成了原文件，只是名字变量而已。
我们还看到属性信息中还有一列是链接数。这实际上是硬连接数，即有多少个文件对应同一个inode。因为file.c和h_link对应一个inode，所以这两个文件的链接数都是2.实际上，我们删除一个文件，系统会将该文件的硬链接数-1，如果为0，那么释放该文件。
新建的目录默认是2个链接数，因为当前目录的上级目录有一个硬链接。该目录里面还有一个链接。

新目录

test_dir的链接数是2.因为可以通过名字访问该目录的inode。也可以进入该目录通过 “一个点” 访问该目录。如果在该目录下再创建目录，那链接数就会变成3，因为可以通过“两个点”访问该目录。

软链接：

通过观察inode，发现软链接的inode跟链接文件不同。所以软链接本质是一个独立的文件。但是软链接里面的数据跟链接文件一样。你可以认为软链接的block中存放着链接文件的路径。当我们干掉软链接的链接文件时，软链接的内容也被清空。软链接也就失去了意义。
软链接类型windows中的桌面快捷方式。
软链接的作用：当你的可执行文件不在当前路径，或者路径比较深的时候，你可以建立一个软链接去执行这个软链接即可。 为什么不用硬链接呢？因为硬链接就不是快捷方式了，删除原文件还会残留下来。
还有一张网图，我觉得形容软硬链接很厉害。