Linux文件系统_inode
1，粗略了解磁盘分组后内部结构与文件系统
我们知道磁盘分完组之后，组内结构就如下图所示：
其中，inode Table是用来存储inode数据的区域，inodeBitmap则是用来查看inodeTable的具体使用情况。
Data blocks则是用来存放文件内同数据的，Block Bitmap则是用来查看Data blocks的具体使用情况。
由此我们可以知道，存储文件属性与内容的位置与位图的位置上是一一对应的，如果inode table中某组数据被占用了，就把inode bitmap中的位置变为1，表示此数据为有效数据；Data blocks也是一样。
如果需要修改bitmap时，先把内容复制到内存中进行修改（磁盘是块设备，无法进行二进制修改），然后再刷新回磁盘的bitmap中，都是以4kb的读取方式来修改。
如果需要使用内存时，向inode申请，再看需要几个块的内存，比如说需要两个块，再从Block bitmap中查看哪个块在空闲，找到之后把Block bitmap位置变为1，再把数据放入Dtata blocks中：
怎么找文件？
去找inode的编号，再去根据inode编号确定inodeBitmap是否合法，再去block bitmap找数据是否合法，最后就去找Data Blocks；
删除文件
只用在inode Bitmap和对应的Block Bitmap中的下标由1变为0，就约等于删除了数据。
所以，删除文件可以被恢复，只需要拿到删文件的inode Bitmap，把里面的位图由0改为1，在查与块的关系，把块号拿到，再把Block bitmap中的位图由0变为1，就可以把数据恢复了。
所以如果把文件误删除了，最好的办法就是什么都不要做，在Linux系统中，删除的本质上是让文件无效化，如果再乱用，把之前的inode等被别的数据占用覆盖，删除的文件就再也找不回来了。
GDT
我们如何知道块组的内存够不够？怎么知道用了多少Blocks？用了多少inode？使用比例是多少？
这时候我们看到组内还有一个管理模块：
Group Descriptor Table
简写为GDT
GDT块组描述符，就是对他后面的内容进行管理。
super Block
这个代表了一个分区的整体情况，他就是文件系统，不同的分区可以用不同的文件系统。
为什么superBlock会出现在组里？其实superBlock不需要分配给每一个组。
因为再一个分区里，一个superBlock挂了，那整个分区都没了！分组情况都不清楚了，所以，super Block会打散在每个不同的组里，如果某个super Block挂了，可以去其他组找superBloc并把数据覆盖回来。
格式化
每个分组，就算里面没有我一个文件，也要对Bitmap，group等做数据填入，比如将位图里全部制为0，这个过程就叫做格式化。
2，理解什么叫文件，什么叫目录（准确理解文件系统）
每一组里inode号个数，Blocks个数都是固定的！以一定的比例来分配inode与blocks。
那是否存在inode用完，block没用完的情况？存在，或许会有大量小文件存在某一组中。
那是否由blosk用完了inode没用完的情况？这种情况不存在。
1，关于inode与block
inode以分区为单位，一套inode。
inode分配的时候，只需要确定起始inode！！
块号也是统一编号的，相对应的bitmap也确定了，所以blockgroup里所有东西都是确定的。
在组中GDT里，有一个结构体：star_inode 1/star_inode 10001
有我们之前对磁盘的了解我们知道，对内存管理其实用下标就行，在同一分区的每一组中，假如每一组有1000个inode，100000个块，那么第一组的star_inode就是1，第二组star_inode就是1001，块也是一样，所以在inode分配的时候，只需要确定起始inode就可以确定后面的inode。
这些star_inode等管理存放在GDB里，所以每个组都有自己对应的区间：
inode区间举例子：
【1，1000】【1001，2000】
2，group问题
1，我们是如何分配inode的？
在inodeBitmap里的0001000（位图中有效数据） 加上 star_inode：就可以找到inodeTable
2，如何分配block？
在blockBitmap中的00001000 （位图中有效数据）再加上star_block的数据就可以找到block。
又因为块号是全局建立的，所以可以跨组分配空间（当组内空间不够时），这时就可以解释了当一组内只有1gb时如何放得下2gb数据。
如何全局定位？
用inode号用遍历去找区间他对应的区间，确定inode
用block号去遍历,在位图中找到inode_table ,databloks 就可以全局定位了。
3，回顾
1，如何查找文件？：遍历！
2，如何删除文件？就得先找到文件，在将位图中1改成0
3，如何修改文件？先查找文件，拿改属性举例子：
找属性-》inode，将inode信息从磁盘cp到缓冲区当中，将需要修改的内容写入，在刷新会磁盘中。
有了以上的知识，我们衍生出了两个子问题：
1，inode和block究极是怎么映射的？
inode中除了有文件属性之外，还存着15个指针，其中12个指针直接映射块号，
有三个指针映射的块号中存其他块号得以扩充容量：
2，凭什么拿到inode号？我们平时访问的都是文件名啊？/如何理解目录文件
看到上面的inode属性，我们可以知道文件名不在inode中保存，那文件名存在那？
我们先来理解什么是目录文件，大家都应该知道，在Linux中一切皆文件，目录也不意外，目录也是文件，也有自己的属性加内容，有自己的inode和datablock，也需要对应的数据块，同时我们知道在Linux中创建文件时，文件名不能相同，所以inode号和文件名互为映射关系，我们可以用vim来打开目录文件：
我们知道了目录也是文件，可以重新来理解一下目录权限：
没有权限r：没办法读文件，是因为没有权限打开dataBlock
没有权限w：不能创建文件：是因为无法把文件名映射关系写道目录中
没有权限x：进不去
为什么？
找到文件名-》首先打开当前目录（inode编号）-》目录也是文件，也有文件名？
可以逆向的路径解析！
其中，根目录是确定的，在Linux启动就默认创建了一个根目录。
为什么任何一个文件都要有路径？
因为如果没有路径，inode与文件名映射关系就建立不起来，所以每一个进程都要有一个cwd，路径就算进程给的。
Linux系统需要对路径结构进行缓存！
以什么结构来缓存我们的数据？
多叉树！
在进程中有一个纯内存的数据结构：struct dentry，里面有inode和内容，同时对路径进行缓存。所以对路径的访问就算不断的进行访问磁盘文件。
所以找路径=找缓存结构
同时，操作系统中lur会把多叉树中不用的节点去掉，就变成了链表·的访问增删了。
3，文件描述符与进程关系
进程中有一个指针指向文件描述符：
文件描述符指向file：
其中file里有操作表，缓冲区的指针，同时有一个path，path里面有指针指向dentry：
在dentry中可以看到有block，inode，然后有parent，child以多叉树的形式链接起来。
其中每个目录都有自己的dentry，这样就可以实现通过路径，找到当前dentry的inode，拿到inode号就可以访问文件数据：
4，做一个小实验：
我们怎么确认我们在哪个分区？
多个分区-》一个分区包含根目录（/）-》有若干个目录文件
如果只有分区是无法使用的，必须挂载在目录上，分区才能通过路径的方式进行访问！
指令：df -h可以查看挂载分区：
可以看到，我们的盘挂载在根目录上，这个时候我们写一个大型文件来模拟分区：
指令：dd if=/dev/zero of =./disk.ios bs=1M count=5
dd表示创造大型文件，if表示创建分区，of表示创建在哪里包括文件名，bs表示创造大小，count表示创造多少次：
然后用指令：mkfs.ext4 disk.ios来挂载目录：
图中还写了文件中有多少ionde多少block
然后用指令：sudo mkdir /mnt/myvda2
然后：
sudo mount -t ext4 ./disk.ios /mnt/myvda2
这时我们就创建好了临时分区：
就可以进去了：
这个时候可以创建文件：
需要加sudo
卸载分区指令：
umount /mnt/myvda2
可以发现删除不了，因为这个分区正在启动，需要退出分区目录才可以：
可以看见分区已被卸载。
文件系统是Linux操作系统的里一座大山，大家加油！