【 linux 】文件系统
目录
1. 聊一聊硬件
2. 文件系统
2.1 结构
2.2 路径解析
2.3 挂载分区
2.4 总结
1. 聊一聊硬件
想知道文件是如何管理的和硬件是分不开的，这里看一下硬件磁盘的组成和原理
磁盘存储的基本单位是扇区，一个扇区通常能存储512字节，除了扇区一个磁盘还有磁道，柱面，传动臂等结构
柱面，磁头，扇区三者组成了CHS定址
OS文件系统访问磁盘，不以扇区为单位，而是以“块”为单位，一般是4KB，连续8个扇区，“块”是文件存取的最小单位
为了便于管理，OS对磁盘进行了分区分组。这样对一组的管理就是对磁盘的管理
文件=内容+属性，linux下，内容和属性是分开存储的，内容存储在Data Blocks区，属性存储在inode区，一个文件，一个inode
一个文件的属性inode长这样
struct ext2_inode { __le16 i_mode; /* File mode */ __le16 i_uid; /* Low 16 bits of Owner Uid */ __le32 i_size; /* Size in bytes */ __le32 i_atime; /* Access time */ __le32 i_ctime; /* Creation time */ __le32 i_mtime; /* Modification time */ __le32 i_dtime; /* Deletion Time */ __le16 i_gid; /* Low 16 bits of Group Id */ __le16 i_links_count; /* Links count */ __le32 i_blocks; /* Blocks count */ __le32 i_flags; /* File flags */ union...文件名属性并未纳入inode数据结构中，任何文件的内容大小可以不同，但是属性大小是相同的
认识了硬盘这种“块”设备，块是分区下的结构，如何找到块，又如何管理这些inode就是文件系统的工作
2. 文件系统
2.1 结构
文件系统的目的是组织和管理硬盘中的文件,文件系统将整个分区划分成若干个大小的块组，只要能管理一个分区，就能管理所有分区，就能管理所有磁盘文件
依次介绍一下各部分的作用
1. Super Block
存放⽂件系统本⾝的结构信息，描述整个分区的⽂件系统信息。记录的信息主要有：bolck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
2. GDT
块组描述符表，描述块组属性信息，整个分区分成多个块组就对应有多少个块组描述符。每个块组描述符存储⼀个块组的描述信息，如在这个块组中从哪⾥开始是inodeTable，从哪⾥开始是Data Blocks，空闲的inode和数据块还有多少个等等。块组描述符在每个块组的开头都有⼀份拷⻉
3. Block Bitmap
记录着Data Blocks中哪个数据块已被占用，哪个数据块还没有被占用
4. Inode Bitmap
每个bit表示一个inode是否空闲可用
5. Inode Table
存放文件属性，当前分组所有indoe属性的集合，inode编号以分区为单位，不可跨分区
6. Data Block
数据区：存放文件内容，也就是一个个的block，根据不同的文件类型情况不同。对于普通⽂件，⽂件的数据存储在数据块中。对于⽬录，该⽬录下的所有文件名和目录名存储在所在⽬录的数据块中，除了⽂件名外，ls-l命令 看到的其它信息保存在该⽂件的inode中，Block号按照分区划分，不可跨分区
创建一个文件的过程
目录也是文件，属性不用多说，内容保存的是文件名和inode的映射关系
Filename: mnt, Inode: 1048577 Filename: tmp, Inode: 1179650 Filename: sys, Inode: 917506 Filename: libx32, Inode: 17 Filename: srv, Inode: 786434 Filename: lib64, Inode: 16 Filename: sbin, Inode: 18 Filename: dev, Inode: 131073 Filename: swapfile, Inode: 12 Filename: run, Inode: 104857所以，访问文件，必须打开当前目录，获得对应的inode号，然后进行文件访问
2.2 路径解析
要想访问当前文件需要知道当前文件的目录，目录也是文件，所以也需要知道上一级目录，如此递归下去，出口就是根目录。从根目录开始依次访问每个目录下指定的目录，直到访问到文件，这个过程叫linux路径解析
如果访问任何文件，都从/目录开始进行路径解析太慢了，所以linux会缓存历史路径结构，Linux中，在内核中维护树状路径结构的内核结构体叫做：struct dentry
struct dentry { struct inode *d_inode; /* Where the name belongs to - NULL is negative */ struct dentry *d_parent; /* parent directory */ struct list_head d_lru; /* LRU list */ struct list_head d_subdirs; /* our children */ struct super_block *d_sb; /* The root of the dentry tree */ ... }每个文件都有对应的dentry结构，包括普通文件。这样所有被打开的文件，就可以在内存中形成整个树形结构。dentry是纯内存结构，磁盘上不存在dentry，磁盘上只有目录文件的数据块，内核读取后转化成内存中的dentry
2.3 挂载分区
挂载分区是为了解决跨分区问题，
挂载 = 把分区的根目录"嫁接"到现有目录树的某个节点上
挂载前: 挂载后 (mount /dev/sdb1 /mnt/data): / / ├── home ├── home ├── etc ├── etc └── mnt └── mnt └── data ← (空目录) └── data ← 现在指向 /dev/sdb1 的根目录 ├── photos/ ├── videos/ └── backup.tar.gz挂载的本质是在 VFS 层创建一个特殊的 dentry，其 d_flags 标记为 DCACHE_MOUNTED，并将该 dentry 的 d_inode 指向新分区的根 inode，路径解析时，内核遇到带 DCACHE_MOUNTED 标志的 dentry，会自动跳转到对应文件系统的根 dentry 继续解析
2.4 总结
进程pcb中有两个指针*fs和*files，*fs指向fs_struct,存储的是该进程当前的文件系统上下文信息,它保存了进程的根目录、当前工作目录和 umask,本质上是该进程在 VFS 目录树中的"导航状态"
注意的是fs_struct存储的是路径解析的起点（锚点），而不是路径解析过程中产生的 dentry 链或缓存结构。只存储两个特定的 dentry 引用（root 和 pwd）作为解析基准，是进程级别的上下文配置，告诉 VFS "从哪里开始解析"。解析过程中经过的所有中间 dentry，都存在于全局的 dentry cache (dcache)中，不属于任何进程的fs_struct
struct file中确实包含struct path，而struct path内部又包含了dentry防止路径发生变化或者相对路径缺失。struct file中的path打开后是永不改变的
串联一下
open("config.txt") │ ▼ 1. VFS 从 current->fs->pwd.dentry 出发 ← fs_struct 提供起点 │ ▼ 2. 在全局 dcache 中逐级查找 "config.txt" ← dcache 提供缓存 │ ▼ 3. 找到目标 dentry + inode │ ▼ 4. 分配 struct file，将结果存入 f_path + f_inode ← file 记住结果 │ ▼ 5. 返回 fd，存入 current->files->fd[n] ← files_struct 管理描述符 │ ▼ 6. 后续 read(fd) 直接使用 file->f_path/f_inode ← 不再碰 fs_struct最后一张图加深记忆
终