Linux--文件系统_linux 取每磁道扇区数-优快云博客

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ok，我们今天学习Linux中的文件系统

1.硬件

机械磁盘是计算机中唯⼀的⼀个机械设备
磁盘---外设
慢
容量⼤，价格便宜

1-1磁盘物理结构

1-2磁盘的存储结构

如何定位一个扇区？

可以先定位磁头（header）
确定磁头要访问哪⼀个柱⾯(磁道)（cylinder）
定位⼀个扇区(sector)
CHS地址定位

⽂件=内容+属性都是数据，⽆⾮就是占据那⼏个扇区的问题！能定位⼀个扇区了，能不能定位多个扇区呢？

扇区是从磁盘读出和写⼊信息的最⼩单位，通常⼤⼩为 512 字节。
磁头（head）数：每个盘⽚⼀般有上下两⾯，分别对应1个磁头，共2个磁头
磁道（track）数：磁道是从盘⽚外圈往内圈编号0磁道，1磁道...，靠近主轴的同⼼圆⽤于停靠磁头，不存储数据
柱⾯（cylinder）数：磁道构成柱⾯，数量上等同于磁道个数
扇区（sector）数：每个磁道都被切分成很多扇形区域，每道的扇区数量相同
圆盘（platter）数：就是盘⽚的数量
磁盘容量=磁头数× 磁道(柱⾯)数× 每道扇区数× 每扇区字节数
细节：传动臂上的磁头是共进退的 (这点重要)

柱⾯（cylinder），磁头（head），扇区（sector），显然可以定位数据了，这就是数据定位(寻址)⽅式之⼀，CHS寻址⽅式。

CHS寻址

对早期的磁盘⾮常有效，知道⽤哪个磁头，读取哪个柱⾯上的第⼏扇区就可以读到数据了。但是CHS模式⽀持的硬盘容量有限，因为系统⽤8bit来存储磁头地址，⽤10bit来存储柱⾯地址，⽤6bit来存储扇区地址，⽽⼀个扇区共有512Byte，这样使⽤CHS寻址⼀块硬盘最⼤容量为256*1024*63*512B=8064MB(1MB=1048576B)（若按1MB=1000000B来算就是 8.4GB）

1-3 磁盘的逻辑结构

磁带上⾯可以存储数据，我们可以把磁带 “拉直”，形成线性结构

那么磁盘本质上虽然是硬质的，但是逻辑上我们可以把磁盘想象成为卷在⼀起的磁带，那么磁盘的逻辑存储结构我们也可以类似于：

这样每⼀个扇区，就有了⼀个线性地址(其实就是数组下标)，这种地址叫做 LBA

磁盘的真实情况是：

磁道：

某⼀盘面的某⼀个磁道展开：

即：一维数组

柱面：

整个磁盘所有盘面的同⼀个磁道，即柱面展开：

柱面上的每个磁道，扇区个数是⼀样的
这不就是⼆维数组吗

整个磁盘不就是多张⼆维的扇区数组表 ( 三维数组？)

所有，寻址⼀个扇区：先找到哪⼀个柱⾯(Cylinder),在确定柱⾯内哪⼀个磁道(其实就是磁头位置， Head)，在确定扇区（Sector），所以就有了CHS。

我们之前学过C/C++的数组，在我们看来，其实全部都是⼀维数组：

所以，每⼀个扇区都有⼀个下标，我们叫做LBA(LogicalBlockAddress)地址,其实就是线性地址。所以怎么计算得到这个LBA地址呢？

LBA，1000，CHS必须要！ LBA地址转成CHS地址，CHS如何转换成为LBA地址。

OS只需要使⽤LBA就可以了！！ LBA地址转成CHS地址，CHS如何转换成为LBA地址。谁做啊？？磁盘⾃⼰来做！固件(硬件电路，伺服系统)

1-4CHS && LBA地址

CHS转成LBA：

磁头数 * 每磁道扇区数 = 单个柱⾯的扇区总数
LBA = 柱⾯号C * 单个柱⾯的扇区总数 + 磁头号H * 每磁道扇区数 + 扇区号S - 1
即：LBA = 柱⾯号C*(磁头数*每磁道扇区数)+磁头号H * 每磁道扇区数 + 扇区号S - 1
扇区号通常是从1开始的，⽽在LBA中，地址是从0开始的
柱⾯和磁道都是从0开始编号的
总柱⾯，磁道个数，扇区总数等信息，在磁盘内部会⾃动维护，上层开机的时候，会获取到这些参数。

LBA转成CHS：

柱⾯号C = LBA // (磁头数 * 每磁道扇区数) 【就是单个柱⾯的扇区总数】
磁头号H = ( LBA%(磁头数*每磁道扇区数) ) // 每磁道扇区数
扇区号S = (LBA%每磁道扇区数) + 1
"//": 表⽰除取整

所以：从此往后，在磁盘使⽤者看来，根本就不关⼼CHS地址，⽽是直接使⽤LBA地址，磁盘内部⾃⼰转换。所以：

从现在开始，磁盘就是⼀个元素为扇区的⼀维数组，数组的下标就是每⼀个扇区的LBA地址。OS使⽤磁盘，就可以⽤⼀个数字访问磁盘扇区了。

2.文件系统

2-1 块概念

其实硬盘是典型的“块”设备，操作系统读取硬盘数据的时候，其实是不会⼀个个扇区地读取，这样效率太低，⽽是⼀次性连续读取多个扇区，即⼀次性读取⼀个”块”（block）。硬盘的每个分区是被划分为⼀个个的”块”。⼀个”块”的⼤⼩是由格式化的时候确定的，并且不可以更改，最常⻅的是4KB，即连续⼋个扇区组成⼀个”块”。”块”是⽂件存取的最⼩单位。

注意：

磁盘就是⼀个三维数组，我们把它看待成为⼀个"⼀维数组"，数组下标就是LBA，每个元素都是扇区
每个扇区都有LBA，那么8个扇区⼀个块，每⼀个块的地址我们也能算出来。
知道LBA：块号 = LBA / 8
知道块号：LAB = 块号 * 8 + n .(n是块内第⼏个扇区)

2-2 "分区"

其实磁盘是可以被分成多个分区（partition）的，以Windows观点来看，你可能会有⼀块磁盘并且将它分区成C,D,E盘。那个C,D,E就是分区。分区从实质上说就是对硬盘的⼀种格式化。但是Linux的设备都是以⽂件形式存在，那是怎么分区的呢？

柱⾯是分区的最⼩单位，我们可以利⽤参考柱⾯号码的⽅式来进⾏分区，其本质就是设置每个区的起始柱⾯和结束柱⾯号码。此时我们可以将硬盘上的柱⾯（分区）进⾏平铺，将其想象成⼀个⼤的平⾯，如下图所示：

注意:

• 柱⾯⼤⼩⼀致，扇区个位⼀致，那么其实只要知道每个分区的起始和结束柱⾯号，知道每⼀个柱⾯多少个扇区，那么该分区多⼤，其实和解释LBA是多少也就清楚了.

2-3 inode

文件 = 数据 + 属性，我们使用 ls -l 的时候看到的除了文件名，还能看到文件数据（属性）


[root@localhost linux]# ls -l
 
总用量 12
-rwxr-xr-x. 1 root root 7438 "9⽉  13 14:56" a.out
-rw-r--r--. 1 root root  654 "9⽉  13 14:56" test.c

每行包含7列：

模式
硬链接数
文件所有者
组
大小
最后修改时间
文件名

ls -l 读取存储在磁盘上的文件信息，然后显示出来

其实这个信息除了通过这种⽅式来读取，还有⼀个stat命令能够看到更多信息

[root@localhost linux]# stat test.c
File: "test.c"
Size: 654               Blocks: 8          IO Block: 4096   普通⽂件  
Device: 802h/2050d      Inode: 263715      Links: 1
Access: (0644/-rw-r--r--)  Uid: (    0/     root)   Gid: (    0/    root)
Access: 2017-09-13 14:56:57.059012947 +0800
Modify: 2017-09-13 14:56:40.067012944 +0800
Change: 2017-09-13 14:56:40.069012948 +0800

到这我们要思考⼀个问题，⽂件数据都储存在”块”中，那么很显然，我们还必须找到⼀个地⽅储存⽂件的元信息（属性信息），⽐如⽂件的创建者、⽂件的创建⽇期、⽂件的⼤⼩等等。这种储存⽂件元信息的区域就叫做inode，中⽂译名为”索引节点”。

每⼀个⽂件都有对应的inode，⾥⾯包含了与该⽂件有关的⼀些信息。为了能解释清楚inode，我们需要是深⼊了解⼀下⽂件系统。

注意：

Linux下，⽂件的存储是属性和内容分离存储的！！！
Linux下，保存⽂件属性的集合叫做inode，⼀个⽂件，⼀个inode，inode内有⼀个唯⼀的标识符，叫做inode号，inode ——>属性数据的集合

inode逻辑结构

i 结点编号

权限

属主

时间

文件大小

...

文件的属性inode

/*
 * Structure of an inode on the disk
 */
 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 {
        struct {
            __le32  l_i_reserved1;
        } linux1;
        struct {
            __le32  h_i_translator;
        } hurd1;
        struct {
            __le32  m_i_reserved1;
        } masix1;
    } osd1;             /* OS dependent 1 */
    __le32  i_block[EXT2_N_BLOCKS];/* Pointers to blocks */
    __le32  i_generation;   /* File version (for NFS) */
    __le32  i_file_acl; /* File ACL */
    __le32  i_dir_acl;  /* Directory ACL */
    __le32  i_faddr;    /* Fragment address */
    union {
        struct {
            __u8    l_i_frag;   /* Fragment number */
            __u8    l_i_fsize;  /* Fragment size */
            __u16   i_pad1;
            __le16  l_i_uid_high;   /* these 2 fields    */
            __le16  l_i_gid_high;   /* were reserved2[0] */
            __u32   l_i_reserved2;
        } linux2;
        struct {
            __u8    h_i_frag;   /* Fragment number */
            __u8    h_i_fsize;  /* Fragment size */
            __le16  h_i_mode_high;
            __le16  h_i_uid_high;
            __le16  h_i_gid_high;
            __le32  h_i_author;
        } hurd2;
        struct {
            __u8    m_i_frag;   /* Fragment number */
            __u8    m_i_fsize;  /* Fragment size */
            __u16   m_pad1;
            __u32   m_i_reserved2[2];
        } masix2;
    } osd2;             /* OS dependent 2 */
 };
 /*
 * Constants relative to the data blocks
 */
#define EXT2_NDIR_BLOCKS        12
#define EXT2_IND_BLOCK          EXT2_NDIR_BLOCKS
#define EXT2_DIND_BLOCK         (EXT2_IND_BLOCK + 1)
#define EXT2_TIND_BLOCK         (EXT2_DIND_BLOCK + 1)
#define EXT2_N_BLOCKS           (EXT2_TIND_BLOCK + 1)

备注：EXT2_N_BLOCKS = 15

再次注意：