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前沿拓展：

u**scan.sys

试试把你的电脑重做系统吧，做系统的光盘一定不要和你现在使用的系统是一张盘，换张新盘做下系统！这样应该可以解决问

在 Linux 文件系统就采用了位图的方式来管理空闲空间，不仅用于数据空闲块的管理，还用于 inode 空闲块的管理，因为 inode 也是存储在磁盘的，自然也要有对其管理。

文件系统的结构

前面提到 Linux 是用位图的方式管理空闲空间，用户在创建一个新文件时，Linux 内核会通过 inode 的位图找到空闲可用的 inode，并进行分配。要存储数据时，会通过块的位图找到空闲的块，并分配，但仔细计算一下还是有问题的。

数据块的位图是放在磁盘块里的，假设是放在一个块里，一个块 4K，每位表示一个数据块，共可以表示 4 * 1024 * 8 = 2^15 个空闲块，由于 1 个数据块是 4K 大小，那么最大可以表示的空间为 2^15 * 4 * 1024 = 2^27 个 byte，也就是 128M。

也就是说按照上面的结构，如果采用「一个块的位图 + 一系列的块」，外加「一个块的 inode 的位图 + 一系列的 inode 的结构」能表示的最大空间也就 128M，这太少了，现在很多文件都比这个大。

在 Linux 文件系统，把这个结构称为一个块组，那么有 N 多的块组，就能够表示 N 大的文件。

下图给出了 Linux Ext2 整个文件系统的结构和块组的内容，文件系统都由大量块组组成，在硬盘上相继排布：

最前面的第一个块是引导块，在系统启动时用于启用引导，接着后面就是一个一个连续的块组了，块组的内容如下：

超级块，包含的是文件系统的重要信息，比如 inode 总个数、块总个数、每个块组的 inode 个数、每个块组的块个数等等。

块组描述符，包含文件系统中各个块组的状态，比如块组中空闲块和 inode 的数目等，每个块组都包含了文件系统中「所有块组的组描述符信息」。

数据位图和 inode 位图，用于表示对应的数据块或 inode 是空闲的，还是被使用中。

inode 列表，包含了块组中所有的 inode，inode 用于保存文件系统中与各个文件和目录相关的所有元数据。

数据块，包含文件的有用数据。

你可以会发现每个块组里有很多重复的信息，比如超级块和块组描述符表，这两个都是全局信息，而且非常的重要，这么做是有两个原因：

如果系统崩溃破坏了超级块或块组描述符，有关文件系统结构和内容的所有信息都会丢失。如果有冗余的副本，该信息是可能恢复的。

通过使文件和管理数据尽可能接近，减少了磁头寻道和旋转，这可以提高文件系统的性能。

不过，Ext2 的后续版本采用了稀疏技术。该做法是，超级块和块组描述符表不再存储到文件系统的每个块组中，而是只写入到块组 0、块组 1 和其他 ID 可以表示为 3、 5、7 的幂的块组中。

目录的存储

在前面，我们知道了一个普通文件是如何存储的，但还有一个特殊的文件，经常用到的目录，它是如何保存的呢？

基于 Linux 一切皆文件的设计思想，目录其实也是个文件，你甚至可以通过 vim 打开它，它也有 inode，inode 里面也是指向一些块。

和普通文件不同的是，普通文件的块里面保存的是文件数据，而目录文件的块里面保存的是目录里面一项一项的文件信息。

在目录文件的块中，最简单的保存格式就是列表，就是一项一项地将目录下的文件信息（如文件名、文件 inode、文件类型等）列在表里。

列表中每一项就代表该目录下的文件的文件名和对应的 inode，通过这个 inode，就可以找到真正的文件。

目录格式哈希表

通常，第一项是「.」，表示当前目录，第二项是「..」，表示上一级目录，接下来就是一项一项的文件名和 inode。

如果一个目录有超级多的文件，我们要想在这个目录下找文件，按照列表一项一项的找，效率就不高了。

于是，保存目录的格式改成哈希表，对文件名进行哈希计算，把哈希值保存起来，如果我们要查找一个目录下面的文件名，可以通过名称取哈希。如果哈希能够匹配上，就说明这个文件的信息在相应的块里面。

Linux 系统的 ext 文件系统就是采用了哈希表，来保存目录的内容，这种方法的优点是查找非常迅速，插入和删除也较简单，不过需要一些预备措施来避免哈希冲突。

目录查询是通过在磁盘上反复搜索完成，需要不断地进行 I/O **作，开销较大。所以，为了减少 I/O **作，把当前使用的文件目录缓存在内存，以后要使用该文件时只要在内存中**作，从而降低了磁盘**作次数，提高了文件系统的访问速度。

软链接和硬链接

有时候我们希望给某个文件取个别名，那么在 Linux 中可以通过硬链接（Hard Link）和软链接（Symbolic Link）的方式来实现，它们都是比较特殊的文件，但是实现方式也是不相同的。

硬链接是多个目录项中的「索引节点」指向一个文件，也就是指向同一个 inode，但是 inode 是不可能跨越文件系统的，每个文件系统都有各自的 inode 数据结构和列表，所以硬链接是不可用于跨文件系统的。由于多个目录项都是指向一个 inode，那么只有删除文件的所有硬链接以及源文件时，系统才会彻底删除该文件。

硬链接

软链接相当于重新创建一个文件，这个文件有**的 inode，但是这个文件的内容是另外一个文件的路径，所以访问软链接的时候，实际上相当于访问到了另外一个文件，所以软链接是可以跨文件系统的，甚至目标文件被删除了，链接文件还是在的，只不过指向的文件找不到了而已。

软链接

文件 I/O

文件的读写方式各有千秋，对于文件的 I/O 分类也非常多，常见的有

缓冲与非缓冲 I/O

直接与非直接 I/O

阻塞与非阻塞 I/O VS 同步与异步 I/O

接下来，分别对这些分类讨论讨论。

缓冲与非缓冲 I/O

文件**作的标准库是可以实现数据的缓存，那么根据「是否利用标准库缓冲」，可以把文件 I/O 分为缓冲 I/O 和非缓冲 I/O：

缓冲 I/O，利用的是标准库的缓存实现文件的加速访问，而标准库再通过系统调用访问文件。

非缓冲 I/O，直接通过系统调用访问文件，不经过标准库缓存。

这里所说的「缓冲」特指标准库内部实现的缓冲。

比方说，很多程序遇到换行时才真正输出，而换行前的内容，其实就是被标准库暂时缓存了起来，这样做的目的是，减少系统调用的次数，毕竟系统调用是有 CPU 上下文切换的开销的。

直接与非直接 I/O

我们都知道磁盘 I/O 是非常慢的，所以 Linux 内核为了减少磁盘 I/O 次数，在系统调用后，会把用户数据拷贝到内核中缓存起来，这个内核缓存空间也就是「页缓存」，只有当缓存满足某些条件的时候，才发起磁盘 I/O 的请求。

那么，根据是「否利用**作系统的缓存」，可以把文件 I/O 分为直接 I/O 与非直接 I/O：

直接 I/O，不会发生内核缓存和用户程序之间数据**，而是直接经过文件系统访问磁盘。

非直接 I/O，读**作时，数据从内核缓存中拷贝给用户程序，写**作时，数据从用户程序拷贝给内核缓存，再由内核决定什么时候写入数据到磁盘。

如果你在使用文件**作类的系统调用函数时，指定了 O_DIRECT 标志，则表示使用直接 I/O。如果没有设置过，默认使用的是非直接 I/O。

如果用了非直接 I/O 进行写数据**作，内核什么情况下才会把缓存数据写入到磁盘？

以下几种场景会触发内核缓存的数据写入磁盘：

在调用 write 的最后，当发现内核缓存的数据太多的时候，内核会把数据写到磁盘上；

用户主动调用 sync，内核缓存会刷到磁盘上；

当内存十分紧张，无法再分配页面时，也会把内核缓存的数据刷到磁盘上；

内核缓存的数据的缓存时间超过某个时间时，也会把数据刷到磁盘上；

阻塞与非阻塞 I/O VS 同步与异步 I/O

为什么把阻塞 / 非阻塞与同步与异步放一起说的呢？因为它们确实非常相似，也非常容易混淆，不过它们之间的关系还是有点微妙的。

先来看看阻塞 I/O，当用户程序执行 read ，线程会被阻塞，一直等到内核数据准备好，并把数据从内核缓冲区拷贝到应用程序的缓冲区中，当拷贝过程完成，read 才会返回。

注意，阻塞等待的是「内核数据准备好」和「数据从内核态拷贝到用户态」这两个过程。过程如下图：

阻塞 I/O

知道了阻塞 I/O ，来看看非阻塞 I/O，非阻塞的 read 请求在数据未准备好的情况下立即返回，可以继续往下执行，此时应用程序不断轮询内核，直到数据准备好，内核将数据拷贝到应用程序缓冲区，read 调用才可以获取到结果。过程如下图：

非阻塞 I/O

注意，这里最后一次 read 调用，获取数据的过程，是一个同步的过程，是需要等待的过程。这里的同步指的是内核态的数据拷贝到用户程序的缓存区这个过程。

举个例子，访问管道或 socket 时，如果设置了 O_NONBLOCK 标志，那么就表示使用的是非阻塞 I/O 的方式访问，而不做任何设置的话，默认是阻塞 I/O。

应用程序每次轮询内核的 I/O 是否准备好，感觉有点傻乎乎，因为轮询的过程中，应用程序啥也做不了，只是在循环。

为了解决这种傻乎乎轮询方式，于是 I/O 多路复用技术就出来了，如 select、poll，它是通过 I/O **分发，当内核数据准备好时，再以**通知应用程序进行**作。

这个做法大大改善了应用进程对 CPU 的利用率，在没有被通知的情况下，应用进程可以使用 CPU 做其他的事情。

下图是使用 select I/O 多路复用过程。注意，read 获取数据的过程（数据从内核态拷贝到用户态的过程），也是一个同步的过程，需要等待：

I/O 多路复用

实际上，无论是阻塞 I/O、非阻塞 I/O，还是基于非阻塞 I/O 的多路复用都是同步调用。因为它们在 read 调用时，内核将数据从内核空间拷贝到应用程序空间，过程都是需要等待的，也就是说这个过程是同步的，如果内核实现的拷贝效率不高，read 调用就会在这个同步过程中等待比较长的时间。

而真正的异步 I/O 是「内核数据准备好」和「数据从内核态拷贝到用户态」这两个过程都不用等待。

当我们发起 aio_read 之后，就立即返回，内核自动将数据从内核空间拷贝到应用程序空间，这个拷贝过程同样是异步的，内核自动完成的，和前面的同步**作不一样，应用程序并不需要主动发起拷贝动作。过程如下图：

异步 I/O

下面这张图，小编综合来说了以上几种 I/O 模型：

在前面我们知道了，I/O 是分为两个过程的：

数据准备的过程；

数据从内核空间拷贝到用户进程缓冲区的过程；

阻塞 I/O 会阻塞在「过程 1 」和「过程 2」，而非阻塞 I/O 和基于非阻塞 I/O 的多路复用只会阻塞在「过程 2」，所以这三个都可以认为是同步 I/O。

异步 I/O 则不同，「过程 1 」和「过程 2 」都不会阻塞。

用故事去理解这几种 I/O 模型

举个你去饭堂吃饭的例子，你好比用户程序，饭堂好比**作系统。

阻塞 I/O 好比，你去饭堂吃饭，但是饭堂的菜还没做好，第二你就一直在那里等啊等，等了好长一段时间终于等到饭堂阿姨把菜端了出来（数据准备的过程），但是你还得继续等阿姨把菜（内核空间）打到你的饭盒里（用户空间），经历完这两个过程，你才可以离开。

非阻塞 I/O 好比，你去了饭堂，问阿姨菜做好了没有，阿姨告诉你没，你就离开了，过几十分钟，你又来饭堂问阿姨，阿姨说做好了，于是阿姨帮你把菜打到你的饭盒里，这个过程你是得等待的。

基于非阻塞的 I/O 多路复用好比，你去饭堂吃饭，发现有一排窗口，饭堂阿姨告诉你这些窗口都还没做好菜，等做好了再通知你，于是等啊等（select 调用中），过了一会阿姨通知你菜做好了，但是不知道哪个窗口的菜做好了，你自己看吧。于是你只能一个一个窗口去确认，后面发现 5 号窗口菜做好了，于是你让 5 号窗口的阿姨帮你打菜到饭盒里，这个打菜的过程你是要等待的，虽然时间不长。打完菜后，你自然就可以离开了。

异步 I/O 好比，你让饭堂阿姨将菜做好并把菜打到饭盒里后，把饭盒送到你面前，整个过程你都不需要任何等待。