24.文件系统

文件系统是以分区为单位，可能好几个分区，就有可能好几个文件系统。

每个组中文件内容以4kB为单位存在datablocks,其中有好几个文件块，

为什么不直接用扇区存，1是效率，2.是软件和硬件解耦考量，耦合度问题，直接用磁盘512话万一磁盘更新了，操作系统也要改 。

每个文件可以有同样类型属性，但是参数不同。inoode存属性集。

文件名有长有短一定会让inode大小浮动，如果太大inode节点变大，不能作为属性一部分存在inode。分组当中所有内容都已4kb为单位的数据块，属性放在inodetable，和存内容一样。

文件系统以一个数据块为单位，所以一次读取把全部数据块存到内存，多的可以不用。创建时间近，关联大。

不存名通过inode编号区分。

ls -l前面属性就是inode table中对应文件的属性 ls -li就能看到文件的编号

bimap对应位置1表示占用，清0表示没被占用。

删除只把位图对应位置0就行。

super block描述文件系统，每个组里有多少块有多少inode。。这样就决定了所有信息。因为组大小都是相同的。每个组里有多少块有多少inode。。就知道整个分区有多少组。位置也知道。文件系统载体是分区，我就知道整个文件系统

格式化： Superblock GDT 重写写 blockbit map inode清零 。

为什么superblock存在某组里描述所有信息而不是分区里的前面

不是所有分组都包含superblock，个别分组有，而且superblock内容完全一样， 这个影响整个文件系统，多个备份，即使坏掉可以用其他的恢复，

假设每个组1000个inode，/1000是租号，%1000是这个组哪个inode，位图就找到了，数据块也这样，

一个服务器很多盘，每个盘好几个分区，操作系统要把这些分区管理起来，先描述在组织。开机时，操作系统吧磁盘上的前四个管理信息填到内存，就比如说superblock，我们在内存申请一个superblock对象，在磁盘把该分区的superblock值拷贝到内存，初始化superblock对象。多个然后链表管理起来，然后GDT也是，。需要哪个数据块酒吧哪个加载到内存管理起来 都在内存由操作系统完成。

inode-先查inodebitmap，确定inode的合法性在inodetable对应位置找，根据inode找到，根据数组映射关系可以找到数据块。，知道inode就知道inode属性信息和数据。

通过/ % 可以知道在哪个分组 ，在哪个分区以后说

磁盘不区分文件目录，通过inode的属性区分，我么访问文件，就是先打开我所在的路径，读取对应目录。。。。看板书 ，找到inode之后在确定分组，然后bitmap。。。，（要想找到目录，也要拿到该目录的inode ,必须找到上级目录，。。。还要找上级目录最后找到/，根目录开机就被操作系统固定打开，其实是根据路径往后找inode 最后找到code.c，这叫路径解析）

维护多叉树，查看多叉树，节点有的，直接下一个，节点没有的创建，目录结构概念是内存级的，叫路径缓存

Linux为什么查找文件第一次很慢，第二次瞬间就出来了，第一次必须去硬盘一个inode 地找，第二次目录树已经完善，直接去目录中找，就找到了内存更快

dentry属于哪个inode,

parent就是父子结构关系，lru就是，dentry也会放在一个lru链表。也属于多叉树。多叉树提供路径查找功能，lru提供淘汰功能。当节点数超过 一定范围，lru执行算法进行淘汰节点。

不管路上节点，还是叶子结点都要有dentry， 所以根据路径很快就能找到inode属性了。

所以在操作系统打开一个文件创建structfile，只要记录下来这个文件对应路径，进程不是有cwd吗，就能找到这个文件的属性集合，操作系统每次查树效率太低，这个节点也属于hash，所以也可以快速查找

访问文件时候，根据路径一定可以找到指定文件inode就在文件啊系统可以找到bitmap就可以。。。但是分区怎么确定，哪个分组内部计算可以得到。拿到inode怎么能确定哪个分区，每个分区可能都有相同名inode。

一个盘云服务器分一个分区。

df -h查看挂载情况，vda1挂在在根目录下

那到底在哪个分区，这个文件如果存在一定存在某个分区，该分区一定被挂在在某个路径，我们通过路径前缀根据最近原则，确定该文件在哪个分区下。

全部串起来（文件加载的全过程）：

fopen 时候我们没有路径的时候操作系统会自动给添加cwd，如果需要就要查找structdentry树，帮我们进行路径搜索，把所有的我的文件所对应的路径上面的节点全部打开，找到文件名和inode映射关系，根据路径依次搜索，找到文件的inode，根据inode找到文件对应的属性和内容，在内核当中创建struct file，struct inode,文件缓冲区，文件操作对应的表，磁盘属性加载到内存，内容部分或者全部加载到文件缓冲区里，struct file 对象对应的地址在文件描述表当中进行分配给用户返回文件描述符，用户拿这个就可以访问。

通过路径判定出是哪个分区，但并不是每一次都通过路径判定，每个节点被打开都有struct dentry,

内部有supper block 的指针。super block就代表了哪一个分区，打开文件后路径解析完他通过路径判定就是这个分区的，直接让d_sb直接回指到分区。

vfsmount就是挂载点。通过file就能找到

任何文件都有自己对应的inode，也要有自己对应的内容在datablock理存，inode在inode table里存，文件读写时一定要根据inode编号找到inode节点，根据节点找到datablock，我怎么知道datablock是谁呢

inode内部有个数据块数组

磁盘上的inode

讲的inode是读进来的 i-block数组大小是15，这是指向数据块的数组，也就是15个数据块，4*15就是60KB，所以前12个填的直接就是数据块编号，后面的是一级二级三级索引，指向4 KBblock，这个block内存指向新数据块的地址，一个数据块4字节，多了1024个新的数据块。二级索引更多

如果datablock存不下了，inode和datablock编号文件系统里是全局的，inode决定自己在哪个分组里，数据块不一定只在自己分组里，可以跨组保存。

当inode用完datablock没用完，或者反过来，所以存在浪费。

总结：

dentry找到了inode就找到了

上面那个表示进程可以找到根目录在哪里，pwd在哪。

软硬连接：

ls -li发现软连接是个独立的文件，

相当于windows下快捷方式，

以下是硬链接

inode内部有引用计数数字 几个文件名和inode映射，。就是硬链接，所以目录是2

目录里再创建个目录上个目录引用计数变3.