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操作系统的核心管理之一就是文件管理，分为打开文件的管理与磁盘文件的管理两部分内容。那么如何快速的找到想要的文件呢？其实为了方便快速找到文件，在磁盘中的文件都是按一定规律和顺序存放的。
1.磁盘
磁盘如何存储数据
磁盘属于物理存储的硬件，磁盘的盘面是由无数个微小的磁铁组成的，分为南北级两态对应着0、1，磁头通过充放电的过程改变南北极两态，从而实现了数据写入的操作，也就将数据保存在磁盘中了。
磁盘的物理存储结构
如图所示，这是磁盘的其中一个面，磁盘中有很多个面，每个面都有一个磁头，也就是说也有很多的磁头。图上一个一个圈称之为磁道；红色阴影部分是扇区，也是磁盘的最小单元，通常是512byte或4KB，磁盘属于块设备，是以块为单位进行I/O操作的。在磁盘中读取数据时也就是按照这个扇区读取的，如果说想修改1个字节，也要把整个扇区加载到内存中进行修改操作。
CHS定位法
当我们想像一个扇区写入数据的时候，如何找到该扇区呢？CHS定位法，首先选择一个面，也就是选择磁头，之后选择该面上的一个磁道，是通过磁头摆动定位柱面（磁道），最后通过磁片的摆动选择磁道的哪一个扇区。就可以定位到想要写入的扇区了。
2.磁盘存储的逻辑结构
对磁盘的管理也就变成了对数组的管理了，那么现在记录一个数据的位置，就直接记录整个数据的数组下标以及在扇区的偏移量大小就可以了。例如下表为2334，首先除以柱面（磁盘）个数，算出在哪一个盘面，在除以磁道个数，算出在哪个磁道，最后模上该磁道的扇区个数就可以定位到扇区了。
3.文件系统
操作系统可以按照扇区为单位进行I/O操作，也可以基于文件系统，以文件块为单位进行I/O操作。通常是以8个扇区（4KB）为一个块，4KB就成为了文件保存内容/属性的一个基本的单元了。那么如何正确的定位文件块呢？
LBA逻辑块地址
文件块的首地址可以使用LBA地址，LBA地址不在关注柱面、磁道、扇区等概念了，而是转换为4KB的block[n]数组进行管理，系统内置的LBA算法会将CHS定位的地址转化为LBA地址，这个过程我们是不需要啊关注的。
文件系统对于磁盘空间的描述
如图所示一个500GB的空间先被分成了5个100GB，每一个100GB的空间都称为一个分区；之后又分成了若干个2GB的空间，每一个2GB的空间称为一个块组，对于每一个2GB空间的管理都是一样的，所以文件系统对于大空间管理，变成了把2GB空间管理好，其他的复用就可以了。
每一个2GB空间内部都有一个Boost Block，它是用来存放一些磁盘的信息的。Block group就是每一个块组。
inode编号
在命令行中可以使用ls -li显示我们创建的文件对应的inode编号，一个文件一个inode编号，在整个分区中具有唯一性。在Linux内核中，识别文件只和inode有关。
inode Table
用于存放文件的属性（大小、所有者、修改时间等）。其实保存文件的属性内容是通过inode保存的，每一个文件在分区中都有一个唯一的inode，唯一的inode也对应了一个struct inode结构体，该结构体内部存放了文件的各种属性字段。一个块组中可以存放若干个文件，也就对应了若干个struct inode结构体，所以inode Table就是用来管理若干个inode结构体的一个结构体数组，struct inode_struct[n]。
因为inode在分区中有唯一性，那么我们在分区中找inode编号为x的文件时，还需要遍历整个分区中的块组吗？不需要，每一个块组的起始位置都会存放该块组的起始inode编号，所以我们只需要找到特定inode编号区间的块组，在其内部的inode Table字段数组中寻找就可以了，不需要遍历整个分区的块组。
Data blocks
该区域是用来存放文件数据的区域，这里面通常是以4KB的固定大小，将该区域分为若干个块的，并进行编号处理。那么访问文件的时候如何找到该数据在Data blocks的哪里呢？
inode结构体中有一个int block[n]数组存放着文件内容在哪些数据块。所以首先通过inode编号找到在哪个块组，之后减去该块组的起始inode编号，就找到了该inode在struct_inode的第几个位置存放，最后在inode结构体内部访问block数组，就知道文件存放在Data blocks区域的哪几个数据块中了。
根据上述描述会有一个问题，如果说一个文件的大小是大于一个块组的大小该怎么存储呢？block结构体通常可以映射15个数据块地址，0~12个属于直接映射，也就是说数组内的位置信息对应的数据块是直接存放的文件的数据，而剩下的属于间接映射，数据块内部存放的不是文件的数据内容，而是保存的块列表，通过访问数据块内部的块列表，就可以访问到更多的数据块了。对于更大的文件可以采用多级映射，也就是说块列表中映射的位置存放的也是块列表。更大的文件的话也可以存放块组编号，从而进行跨组存储和访问了。
对于目录在Linux中的定义也是一个文件，只不过在Data blocks的数据块内部，目录存放的数据是该目录保存的文件的编号等属性罢了，等到访问目录的时候，通过将目录对应数据块内部的数据进行解析，就直到存放了哪些文件了。
inode Bitmap与Block Bitmap
inode Bitmap是一个位图，每一个比特位用来表示一个inode是否处于空闲可用的状态。Block Bitmap也是一个位图，每一个比特位用来记录Data blocks中每个数据块的占用情况。
新建一个文件的过程：先检测inode Bitmap位图，找到0的位置，将0修改为1，记录偏移量。之后在inode Table中根据偏移量找到对应的inode结构体对象，把文件的各个属性字段写入inode结构体中，之后根据文件的大小，在Block Bitmap中找到n个位置，把n个位置全部修改为1，表示已经被使用了，之后将n个位置的偏移量也就是编号写入inode结构体的block数组内部，最后把数据内容写入到block结构体记录的Data blocks数据块中，最后把inode编号返回给上层，就完成了一个文件的创建操作
删除一个文件的过程：也就是修改inode Bitmap和Block Bitmap即可，其他的不需要动，有新的文件创建后会将这些地方覆盖的。所以说有了该机制也才提供了数据恢复的功能。
恢复一个文件的过程：通过上层记录的inode编号找到inode结构体，根据内部block记录的信息恢复Block Bitmap，通过inode编号恢复inode Bitmap，这样也就完成了文件的恢复。
GDT与Super Block
Group Descriptor Table用来记录的是整个块的属性信息（块组描述符）。
Super Block是用来记录整个分区的属性信息，主要有分区中块组的使用情况，inode编号的使用情况，一个block的大小，以及inode的总量等信息。所以说如果Super Block被破坏了，那么操作系统就无法读取到该分区中的存储空间使用情况，那么整个分区就无法使用了。所以该字段会有多份保留在多个块组中，但并非每一个块组都有，这样的话会占用空间。
文件名与inode转化
在Linux中文件名不属于文件的属性，所以在底层的inode结构体中是不会存放文件名的字段的，那么如何通过文件名找到文件的呢？文件是一定存在于目录当中的，而目录在底层的数据块中会存放该目录内部文件的文件名与inode的映射关系，所以通过访问目录的数据块，就可以访问到文件对应的inode编号了。
那么目录也是文件，目录的inode又是哪里来的呢？目录是文件，那么文件就一定存在于目录当中，那么这样不是循环了吗？但是循环到根目录就好了，根目录也就是分区的最开始，分区会存放着根目录的数据位置信息，从而就能访问到根目录下的文件与inode之间的关系了。接下来的每一层都可以通过目录数据块中的内容将文件名与inode进行转换了。同时对于经常访问的文件路径信息会被记录到缓存当中，也提高了访问文件的效率。
所以这样的话，根据文件的路径，可以先确定分区，之后根据路径一层一层的进行转换和寻转就可以找到对应的文件了。
分区的挂载
我们说了每一个分区中的inode是唯一标识的，所以在分区内部可以通过inode找到唯一的一个文件，但是从分区层面来说，每一个分区都可以有一个相同的inode，怎么判断该一个inode编号是哪个分区下的inode编号呢？
一个磁盘在被分区格式化之后，Linux如果想要使用这个分区，就要把整个分区进行挂载操作mount（sudo mount /dev/sdb/ /mnt）。该操作就相当于把一个分区和一个目录进行关联，让这个目录作为了分区的根目录，当我们访问文件的时候，是一定会带有路径的，那么根据路径的起始位置就可以判断出访问的文件在哪一个分区了。
4.软硬连接
软连接是一个独立的文件，底层会分配一个inode编号，但是内部的数据块存放的是连接的文件的路径。而硬链接不是一个独立的文件他没有独立的inode编号，实现逻辑是在指定目录内部创建一个文件名与inode的映射关系。
软连接： ln -s 路径 名称
硬链接： ln 路径 名称
删除连接文件： unlink 连接名称
对于一个文件来说，没有文件名和inode之间的映射才算是被真正的删除了，inode当中会有引用计数记录着有几个文件名映射到该文件，当引用计数减少到0的时候，才会真正的删除该文件。
ls -li
使用ls -li不仅可以查看inode编号，也可以查看到该文件硬链接的数量。对于一个新建的目录，硬链接的数量会是2，一个是上层目录中保存的自己本身与inode的映射关系，而另一个是该目录下会有一个.目录，该“.”目录的inode和该目录是一样的。所以说硬链接会有两个。
如果说在新建的目录下在创建一个目录的话，那么硬链接就会变成三个，因为新建的目录下会有一个".."目录指向上一层目录，这个".."目录的inode编号和该目录一样，所以会有三个硬链接。
硬链接是不可以给目录建立的，因为很容易造成文件系统的层次紊乱。操作系统在进行查找时只有目录文件才会进入下一层，同时会判断文件类型，如果L的话就是软连接文件，如果是软连接的话是不会进入寻找的，而硬链接不一样，他和普通文件一样无法去鉴别，所以会进入硬链接目录中记录寻找，那么就会出问题，如果硬链接指向的是上级目录呢？如图所示就会造成循环，所以不要给目录建立硬链接，操作系统也是不允许的。
