文件系统.md

组成

1. inode 用于记录文件的权限信息，以及对应的data block编号，每个文件占用一个inode
2. data block 用于存放文件的内容，每个文件至少占用一个
3. superblock 用于记录整个文件系统的inode block用量以及文件系统相关信息

索引式文件系统，inode和block都有自己的编号，可以根据inode直接获取所有data block 的编号并直接访问，访问效率高

filesystem = boot sector + block group * n

block group = super block + filesystem description + data block bitmap + inode bitmap + inode table + data block

data block

1. data block的数量格式化后就不能改变了
2. 每个data block只能存放一个文件的信息，若文件较大会占用多个block，若较小则该data block剩余容量会浪费掉

inode table

1. inode中记录了文件的meta信息，包括: rwx权限信息，用户和群组，时间相关atime ctime mtime，文件大小，data block的位置，以及特殊权限SUID、SGID、SBIT，特殊属性a: apppend only, i: imuatable等
2. inode的数量在文件系统格式化时确定
3. 每个inode的大小为128Bytes
4. 每个文件占用一个inode，因而文件系统支持的文件数量在格式化时就已经确定了
5. 用户在访问文件是，首先根据文件名获取到inode编号，进而获取inode上的权限信息，如果权限符合才能继续操作

inode结构

|--- 权限等meta信息 ---|---直接记录区 X 12---|---简介记录区 X 1--|--双间接记录区 X 1---|--三间接记录区 X 1---|

inode上每个记录区占用4Bytes，假设我们的文件系统data block大小为1k

直接记录区 : 直接指向data block，每个直接记录区所能代表的文件大小为1k

间接记录区 :inode直接指向的data block不是用于记录数据信息，而是用于记录真是存储数据的data block的位置, 这样的话，间接记录区直接指向的data block被当作指针，由于每个记录占用4Bytes，一个间接记录区所能代表的文件的大小为

1024 / 4 * 1k = 256k

双间接记录区 : 双间接记录区能够记录的文件大小 256 * 256 * 1k

三间接记录区 :三间接记录区能够记录的文件大小 256 * 256 *256 * 1k

这样，该文件系统的单文件大小最大为：(12 + 256 + 256^2 + 256^3)* 1k

super block

super block大小通常为1k，其中记录了：

1. inode和data block总量
2. 已经使用和未使用的 inode 和 data block数量
3. inode(128 Bytes)和data block(1k, 2k, 4k)大小
4. 文件系统最近读取，写入和磁盘校验的时间
5. 文件系统的挂载状态，valid bit为0表示未挂载，为1表示已挂载

此外，我们注意到文件系统的每个block group都有superblock，其实都是第一个block group中superblock的备份

filesystem description

记录了当前block group中不同区段的划分, superblock，inode bitmap， block bitmap，inode table， data block的起始编号

block bitmap

记录哪些data-block已经被使用，哪些未被使用

inode bitmap

记录哪些inode已经被使用，哪些未被使用

文件访问流程

1. 获取目录的inode号
2. 根据目录的inode判断对目录是和否有x权限，若有权限则在目录的中 查找文件名对应的inode号码
3. 根据文件的inode判断对文件的权限，有权限再去读取对应的data block

文件创建流程

1. 判断对目录是否有wx权限
2. 在inode bitmap中查找空闲的inode号，并更新权限信息
3. 在block bitmap中查找空闲block并将数据写入，然后更新对应的inode信息，将inode中的记录区指向该block
4. 更新superblock

Hard link

假设有文件 /a/b 和/c/d, 他们是一对hard link 那么二者的关系如图：

/a  => inode.a => block.a => {b :  inode.b} => | inode.real |<= {d: inode.d} <= block.c  <= inode. c <= /c 
                                                      

不会创建新的文件，只会在目录的data block下添加一笔记录

1. 无法跨文件系统，因为是在目录的block下添加一笔文件名到inode的记录
2. 无发链接目录，因为必须为目录下的每个文件创建链接，太复杂

Symbolic / Soft link

会使用新的inode创建文件，文件内容就是目标文件的完整路径

新创建的空目录link count为2，因为

/parent/child都指向/parent/child/.该目录的inode

此外parent的link count会加1，因为

/parent/child/.. 指向 /parent 的inode