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磁盘计算机上唯一的一个机械设备，同时它还是外设
机械磁盘很便宜，虽然效率会慢一些，所以企业一般使用机械磁盘，因为便宜
磁盘不仅仅外设，还是一个机械设备(盘片、磁头)，所以磁盘一定非常慢
盘片：一片两面，有一摞盘片
磁头：一面一个磁头
一个磁头负责一面的读取
马达比如说剃须刀，或者手机的震动等
所以盘片就可以 以顺时针的方式高速旋转
同时在磁头位置也存在一个马达，控制磁头左右来回摆动
磁头是共进退的，要不一块过去，要不就一块不去
磁盘盘片上有无数个基本单元，每一个基本单元按照特定的空间排布好的，每一个单元就是磁铁
南极表示1，北极表示0，
向磁盘写入：把北极改成南极 (N->S)对内容做磁化
删除磁盘数据：把数据从南极设置为北极 (S->N)
这样就可以完成微观上 一个比特位的读和写
磁头本质上 是对数据做写入和读取，更改基本元素的南北极，读取南北极
整体结构
抽象的一面结构
磁盘中存储的基本单元是扇区，一般扇区的大小为512字节或者4KB字节
一般磁盘所有的扇区都是512字节大小
同半径的所有的扇区即为磁道
1.先定位在哪一个磁道—由半径决定
2.再确定在该磁道，在哪一个扇区，根据扇区的编号，来定位一个扇区
所以首先要定位哪一个面
磁头是共进退的，半径相同的每一个面上的磁道共同在抽象上就会形成一个柱面
只需要确定用哪一个磁头读取，磁头的编号就表示哪一个面
所以定位任意一个扇区，需要确定 磁头head 、柱面 cylinder、扇区 sector 即CHS定位法
普通文件中包含属性和数据，都可以看做数据(0,1)，占用一个或者多个扇区，来进行自己的数据存储
既然能用CHS定位为任意一个扇区，就能定位任意多个扇区，从而将文件从硬件角度进行读取或者写入
OS内部是不是直接使用CHS地址？不是
第一点：因为OS是软件，磁盘是硬件，硬件定位一个地址，用的是CHS，但是如果OS直接用了这个地址，万一硬件改变，OS也要发生变化，所以OS要和硬件做好解耦工作
第二点：即便是扇区512字节，单位IO的基本数据量也是很小的，所以硬件是按照512字节处理，
操作系统实际进行IO，基本单位是4KB
操作系统和磁盘进行交互时，基本以4KB为单位，
基本大小：进行磁盘读取和磁盘写入时，必须以基本单位为基本大小，来与外设进行交互
哪怕只修改一个比特位，也要把一个比特位所在的4KB全部读到内存，
把一个比特位改完，再把4KB内容全部写到目标文件中，要以块的方式整体与外设进行交互
所以一般把磁盘称为 块设备
所以OS需要有一套新的地址，来进行块级别的访问
把盘面抽象成一种线性结构
以一个盘面举例
相同磁道的东西一定放在一起的
整体可以看作是数组，设置数组名为 sector_disk1
初步完成了从物理逻辑到线性逻辑抽象的过程
因为看作是一个数组，而数组都是有下标的
假设数组下标为n，定位一个扇区，只需要数组下标就可以定位一个扇区了
OS是以4KB为单位进行IO的，一个操作系统对应的文件块要包括8个扇区
计算机常规访问方式：采用起始地址+偏移量的方式
只需要知道数据块起始位置的地址，即第一个扇区的下标地址 + 4KB（块的类型)
可以把数据块看作一种类型
所以块的地址本质就是数组的一个下标N
N的地址在OS中被叫做LBA，即逻辑块地址
假设LBA地址为6500 ，单片大小为5000
首先确定在那一面，也就相当于在哪一个磁头上
H(磁头): int n=6500/5000=1 说明H的地址在第2面上
C(柱面):6500/1000=6 1000为磁道的大小，对应的H就在6号磁道上
S(扇区): 6500 %1000=500
所求扇区 就在 2号面中的6号磁道的第500个扇区
连续读取8个扇区，就能得到块
为了方便管理，就把数组拆分为一个个的区域
若感觉管理500GB太难了，就减少管理，从而管理150GB，将管理小的经验复制，从而使每一个小的都管理好
从而使500GB整体管理好 ，这种思想就叫做分区
虽然分完区小了很多，但依旧很大，所以操作系统对整个分区还会在做分组
假设每个区为150GB，就把15GB为一组，把其中一个组管理好了，按照一个组的管理方式就把所有组管理好了
由于每个区都可以分组，就有了 Block group
一个分区当中最开始有一个Boot Block
会保存与操作系统启动相关的内容，如分区表和操作系统镜像地址
一个组中分为 Super Block(超级块) 、Group Descriptor Table(组描述符)、Block Bitmap、inode Bitmap(位图)、inode Table (inode表)、Data blocks(数据块)
Super Block 保存的是文件系统的所有属性信息 如文件系统的类型、整个分组的情况
Super Block在各个分组里面可能都会存在，而且是统一更新的
为了防止Super Block区域坏掉，如果出现故障，整个分区不可以被使用，所以要做好备份
Group Descriptor Table
GDT:组描述符 – 改组内的详细统计等属性信息，用来描述整个
一般而言，一个文件内部所有属性的集合，被称为inode节点 ，大小一般为128字节
一个文件，一个inode，一个分区内部也会存在大量的文件即会存在大量的inode节点，一个group,需要有一个区域专门保存该group的所有文件的inode节点 即 inode table -----inode表
文件的内容是变化的，用数据块对文件内容保存的，所以一个有效文件要保存内容就需要1/n数据块
若有多个文件就需要更多的数据块，数据块称为 Data blocks
linux查找一个文件，是要根据inode编号，来进行文件查找到，包括读取内容
一个inode对应一个文件，而该文件inode属性和该文件的数据块是由映射关系的
inode Bitmap
共有4096*8个比特位，按照从低向高扫描位图时，比特位的位置对应inode表中的inode
为1表示inode正常工作，为0表示inode不正常工作
每一个比特位表示 一个inode是否空闲可用
Block Bitmap
每一个bit位表示data block是否空闲可用
1.inode与文件名
Linux系统只认inode编号，文件的inode属性中，并不存在文件名
文件名是给用户用的
2.目录是文件么？
是的，目录有inode和内容
3.任何一个文件，一定在目录内部，所以目录的内容是什么？
目录要有内容就需要数据块，目录的数据块里面保存的是该目录下 文件名和inode编号对应的映射关系
在目录内，文件名和inode编号互为key值
4.当我们访问一个文件的时候，是在特定目录下访问的 cat log.txt
1.先要在当前目录下，找到log.txt 的 inode编号
2.一个目录也是一个文件，也一定属于 一个分区，在该分区中找到分组，在该分组中对应的inode table中，找到文件的inode
3. 通过inode与 对应的data block的映射关系，找到该文件的数据块 ，并加载到OS,并完成到显示器
创建文件myfile.tx，并向文件中一直追加 hello world
[yzq@VM-8-8-centos lesson1]$ touch myfile.txt
[yzq@VM-8-8-centos lesson1]$ echo "hello world" >> myfile.txt
[yzq@VM-8-8-centos lesson1]$ echo "hello world" >> myfile.txt
[yzq@VM-8-8-centos lesson1]$ echo "hello world" >> myfile.txt
[yzq@VM-8-8-centos lesson1]$ echo "hello world" >> myfile.txt
[yzq@VM-8-8-centos lesson1]$ ls -li
total 4
1311370 -rw-rw-r-- 1 yzq yzq 48 Apr 2 22:25 myfile.txt
查询当前myfile.txt文件的 inode编号为1311370
建立软链接 ln -s
[yzq@VM-8-8-centos lesson1]$ ln -s myfile.txt my-soft
[yzq@VM-8-8-centos lesson1]$ ll
total 4
-rw-rw-r-- 1 yzq yzq 48 Apr 2 22:25 myfile.txt
lrwxrwxrwx 1 yzq yzq 10 Apr 2 22:30 my-soft -> myfile.txt
对myfile.txt文件进行软链接，并命名为my-soft
当前文件链接数为1，并以l开头说明
[yzq@VM-8-8-centos lesson1]$ ls -li
total 4
1311370 -rw-rw-r-- 1 yzq yzq 48 Apr 2 22:25 myfile.txt
1311371 lrwxrwxrwx 1 yzq yzq 10 Apr 2 22:30 my-soft -> myfile.txt
输入 ls - i， 发现两者的inode编号不同
说明软链接是一个独立的链接文件，有自己的inode编号，必有自己的inode属性和内容
软链接内部放的是自己所指向的文件的路径
可以认为保存的是一个字符串，保存的是当前myfile文件的路径
建立硬链接 ln
[yzq@VM-8-8-centos lesson1]$ ln myfile.txt my-hard
[yzq@VM-8-8-centos lesson1]$ ll
total 8
-rw-rw-r-- 2 yzq yzq 48 Apr 2 22:25 myfile.txt
-rw-rw-r-- 2 yzq yzq 48 Apr 2 22: my-hard
lrwxrwxrwx 1 yzq yzq 10 Apr 2 22:30 my-soft -> myfile.txt
对myfile.txt文件进行硬链接，并命名为my-hard
发现 myfile.txt文件的链接数变为2
[yzq@VM-8-8-centos lesson1]$ ls -li
total 8
1311370 -rw-rw-r-- 2 yzq yzq 48 Apr 2 22:25 myfile.txt
1311370 -rw-rw-r-- 2 yzq yzq 48 Apr 2 22:25 my-hard
输入 ls-li 后，发现硬链接my-hard和myfile.txt文件的inode编号相同
硬链接和目标文件公用同一个inode编号，意味着一定是和目标文件使用同一个inode
硬链接没有独立的inode
硬链接建立了新的文件名和老的inode的映射关系
若此时将myfile.txt文件删除，就会发现my-hard依旧可以运行 ，并为之前myfile.txt文件的内容
[yzq@VM-8-8-centos lesson1]$ rm myfile.txt
[yzq@VM-8-8-centos lesson1]$ ll
total 4
-rw-rw-r-- 1 yzq yzq 48 Apr 2 22:25 my-hard
[yzq@VM-8-8-centos lesson1]$ cat my-hard
hello world
hello world
hello world
hello world
ref count默认为1 ，若有新的指向过来，执行++ 变为2
ref count称为 硬链接数 本质是一种引用计数
代表有多少个文件名指向我，默认情况下有一个文件名和inode映射关系就为1，若再建立一个文件名和inode的映射关系就增加为2，若删除一个文件，则ref count-- ，直到计数为0对应的文件才真的会删掉
若可执行程序在多级目录中，正常来说想要调用多级目录只能一层一层就写
通过使用软链接，将需要调用的可执行程序命名为mytest
此时直接调用mytest 即可达到调用多级目录下的可执行程序的目的
创建多个文件 ，硬链接数都为1
创建一个目录 dir ，硬链接数为2
进入目录dir中，. 作为隐藏文件 inode编号与目录dir相同，所以硬链接数为2
. 与 dir 目录的inode编号相同
… 与上一级目录的inode编号相同
在dir目录下再次创建一个子目录d1
d1中的. 的inode编号与d1目录相同
d1中…与上一级目录dir的inode编号相同
dir目录的硬链接数变为 3 ，
除了dir目录本身与目录中的 . 以外 ，在子目录d1下的 … inode编号也与dir目录相同
当给目录dir建立硬链接时，发现并不能成功
若给目录建立硬链接，容易造成环路路径问题
若在lesson1目录找一个文件，依次向下到达dir-link ，而dir-link又相当于是lesson1，所以又会重新在lesson1目录找文件
Access 最后访问时间
Modify 文件内容最后修改时间
Change 属性最后修改时间
change代表对一个文件的属性做修改
chmod+x 对myfile.txt文件的属性做修改，此时change的时间更新成为最新了
modify 代表对文件的内容做修改
使用重定向 往myfile.txt文件中追加内容 ，此时modify的时间更新为最新了，而一般改内容 属性也会跟着变化
Access 文件的访问时间
使用vim通过进入文件中，但不修改 ，而再次使用stat时，Access的时间更新为最新了
我有一个Ruby程序，它使用rubyzip压缩XML文件的目录树。gem。我的问题是文件开始变得很重，我想提高压缩级别，因为压缩时间不是问题。我在rubyzipdocumentation中找不到一种为创建的ZIP文件指定压缩级别的方法。有人知道如何更改此设置吗？是否有另一个允许指定压缩级别的Ruby库？ 最佳答案 这是我通过查看rubyzip内部创建的代码。level=Zlib::BEST_COMPRESSIONZip::ZipOutputStream.open(zip_file)do|zip|Dir.glob("**/*")d
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