解析磁盘文件系统
目录
磁盘
数组--磁盘文件--文件系统
重点来了！！！
（1）inode Table:
那inode是什么？
Inode Bitmap
Dateblocks:
Block Bitmap:
四大模块串联：
那么我们如何存储一个文件？（在组的视角）
inode与block间的映射
如何找到文件--文件名与inode
磁盘
引：对于我们的文件我们分为已打开的和未打开的：
今天我们就磁盘文件和文件系统展开描述！
1.首先我们先来了解硬件设备磁盘：
这是我们日常生活中常用的磁盘内部结构，其中的光滑面上就是我们储存文件的地方，那它是如何工作的？
（1）磁盘储存结构：
a.光面上存在多个同心磁道，每个磁道上的扇区是磁盘存储的基本单位，一般为512字节（规定）！
b.磁盘高速旋转，利用主臂上的磁头进行左右移动进行信息读取，注意磁盘外壳内处于真空状态。
上面三图从平面到立体整个展示了主要的存储结构。
其中文件信息就在扇区上，那么如何定位扇区？
理解：同半径磁道卷起来就是一个柱面，不同半径的柱面卷起来就形成了上面的蓝色圆柱（像果丹皮）
磁盘常用CHS定位法：
C：确定磁头访问哪一个柱面(cylinder)
H：定位哪一个磁头(header)
S:定位扇区(sector)
c.多个磁头随传动臂共进退
（语言层）d.每个柱面展开相当于一个矩形（大的数组），每个矩形中的扇区就相当于小数组都有一个下标，则我们查询扇区时就可以利用数组的查询方式LBA，则LBA与CHS可以相互转换。
LBA = 柱面号C单个柱面总的扇区数 + 磁头号H每个磁道扇区数+ 扇区号S -1
总结：对于OS来说我们访问磁盘文件就是用LBA查。
数组--磁盘文件--文件系统
我们可以将磁盘抽象成下图：
OS对于这么大的数组采用分治的思想进行管理。Linux规定OS单次以4kb的大小进行IO，即八个扇区。相当于地区管理中的省，那么我们还可以分出市，所以我们将八个扇区化为一个区，一个区又可以分多个组：
那么我们只要管理好一个组，将这种模式应用到其他组就可以很容易管理整个磁盘文件。
（软件层面）OS对于一个组提出了下面的结构：
一个就一个这样的管理结构，对于一个组又提出了上图最下面的6块，接下来我们以这六块介绍OS管理文件的方法。
Block Group:相当于每个省里的市，将磁盘分区又划分为不同的组。
Super Block:记录inode和data blocks的数量，即一个分区里有多少个文件属性和与之对应的数据块，也是文件进行创建删除修改的信息读取处，其与文件系统共存亡。
GDT：
引：一个分区一个文件系统，不同分区可以用不同的文件系统，如：
而GDT里存的是不同文件系统下块组的属性信息。
重点来了！！！
我们已知文件 = 属性 + 数据
接下来的四个模块就是，描述属性和数据的，也是整个文件系统的核心。
（1）inode Table:
这是一张存储文件属性的集合，上面也是以4KB为一块的数组，每个元素存的是inode。
那inode是什么？
inode是属性数据的集合，相当于一个文件的索引节点，本质上也是一个结构体：
inode结构体主要的信息就是上图。在此声明文件名不在inode中，具体在哪？后面会讲。
a.我们可以用下面的指令查看一个文件的inode
ls -l -i
b.对于这个结构体Linux默认一般为128字节
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前面我们说过一个分区一个文件系统，而且我们还知道了文件的属性存在于inode中，inode存在于Inode Table里，那么我们如何知道Inode Table里哪些块是否已经存在inode？
Inode Bitmap
我们了解到Linux中分组是以4KB大小的，那我们如何以小的字节数标记数万个文件属性的储存？我么就引入了Inode Bitmap以位来存储：
假设我们有10000个文件属性，10000/8 = 1250字节 /1024 约为2KB这就实现了以少存多。
我们规定0为空1为已经存储！
Dateblocks:
其也形似数组，Linux规定它也是以4KB为一个数据块，来存储文件的内容
Block Bitmap:
与inode相似也是一种按位记录哪些数据块有数据哪些没有。
四大模块串联：
总结和补充：
（1）有了这样一套管理结构，我们也是将磁盘文件从硬件转变为软件，并将其抽象为一个超大的数组，并在OS层面实现了管理文件的办法--文件系统应运而生。
(2)
我们要了解在一个分区里每个组都有自己的始末inode
（3）我们对于文件的增删查改就可以在map上进行0/1交换，而且对于OS来说，在内存上有专门的结构体struct_sb/gdt将一个分区中的super_block(sb)与GDT读取，进而将每个组的文件信息像链表一样链接起来，这样就变成了链表的增删查改。
（4）格式化：将bitmap上的1全变成0，使inode和block失效。
那么我们如何存储一个文件？（在组的视角）
（1）首先我们会去其inodebitmap上找一个位用来记录刚文件已存在，然后在GDT上查找每个组的起始inode,然后将自己的位数和初始inode相加后得到的值在去Inode Table上的对应位置储存文件属性。
所以有了始末inode我们就可以跨组进行储存！！！
（2）与inode储存方式相同，数据也是按照这种方式进行数据储存，但由于其大小可能很大，所以它也可能存储的是其他的储存该文件数据的块号。将起始块号（下标）给Inode。
inode与block间的映射
这些索引块便会指向不同的数据块，然而数据块有可能存储其他的块号，这样便可以存储大量数据。
如何找到文件--文件名与inode
我们访问文件是用文件名进行访问的，而OS则用inode这两者间的联系是什么？
我们开始就讲过我们通过文件路径进行访问文件，所以OS给用户提供了目录，然而目录也是文件！
目录 = 属性 +数据
其中目录的数据块就存储的是文件名与文件inode的映射关系，然后起始目录也就是我们找到不同文件在哪个区的依据。（磁盘层面）
当我们进行文件路径逆序解析找到根目录后（用户理解层面），OS便会正序按照这个路径找到文件，为了减少对磁盘文件系统的解析访问，OS会进行路径缓存，将访问到的路径以树的形式储存。（dentry tree)