“仅供参考”


4 .1

这个硬件位置一般称作 CHS 地址,既磁头数(Heads)、柱面数(Cylinders)、 扇区数(Sectors),而在系统中描述数据所在的区块称作 LBA (逻辑区块地址),这种寻址方式把硬盘看成一个大的数组,每一个数据块有一个编号。两个地址进行转换时要注意:由于系统在写入数据时是按照从柱面到柱面的方式,在上一个柱面写满数据后才移动磁头到下一个柱面,并从柱面的第一个磁头的第一个扇区开始写入,从而使磁盘性能最优,所以,在对物理扇区进行线性编址时,也按照这种方式进行。即把第一柱面(0柱)第一磁头(0面)的第一扇区(1扇区)编为逻辑“0”扇区,把第一柱面(0柱)第一磁头(0面)的第二扇区(2扇区)编为逻辑 “1” 扇区,直至第一柱面(0柱)第一磁头(0面)的第63扇区(63扇区)编为逻辑“62”扇区,然后转到第一柱面(0柱)第二磁头(1面)的第一扇区(1扇区),接着上面编为逻辑 “63” 扇区,0柱面所有扇区编号完毕后转到1柱面的0磁头1扇区,依次往下进行,直至把所有的扇区都编上号。从这个关系就可以推测出 LBACHS 的转换公式:这里规定用 C 表示当前柱面号,H 表示当前磁头号,S 表示当前扇区号,CS 表示起始柱面号,HS 表示起始磁头号,SS 表示起始扇区号,PS 表示每磁道扇区数,PH 表示每柱面磁道数。

C=LBA div (PH﹡PS) + CS
H=(LBA div PS)MOD PH + HS
S=LBA MOD PS + SS

4.2

查看数据块的大小,我查看后是4096字节:

stat -f .

查看磁盘分区及数据块信息,这里可以使用

df --block-size=4096

查看每个分区 i-节点 信息:

df -i

4.4

inode Bitmap: inode 位图,用二进制的方式记录了 inode 的使用情况,比如 inode 是否空闲等。 Block Bitmap: 块位图,类型 inode 位图,用二级制记录块的使用情况,当查找或创建文件时,会扫描此位图来寻找空闲 inode 号对应的块。 Bitmap 中,每一个 bit 表示一个块,为 1 表示该块已用,为 0 表示该块空闲可用。

4.5

不会

4.6

  1. ext2文件系统上,结构体ext2_inode_info 中定义了数据块列表 i_data[15],在ext4文件系统中,结构体ext4_inode中定义了数据块列表 i_block[EXT4_N_BLOCKS],其中EXT4_N_BLOCKS也是15,共有12个直接块,一级、二级、三级间接快各一个。
  2. 使用df命令可以查看文件系统信息,找到系统根目录所在磁盘,我这里是sda7,然后通过
    dumpe2fs /dev/sda7

    查看该磁盘的所有信息,其中Block size表示块大小,我这里是4096也就是4KB

  3. 直接块一共12个,每个块大小4KB,所以不使用间接块的文件最大是48KB
  4. 一个索引地址是4个字节,那么一个间接块可以存放1024个数据块,在加上12个直接块,最大可以表示4144KB的文件

4.7

目录的链接数指的是目录的硬链接,即目录有多少个别名,创建目录时,默认会生成两个目录项:...。前者的 inode 号码就是当前目录的 inode 号码,等同于当前目录的”硬链接”;后者的 inode 号码就是当前目录的父目录的 inode 号码,等同于父目录的”硬链接”。所以,任何一个目录的”硬链接”总数,总是等于2加上它的子目录总数(含隐藏目录)。

4.8

在我的 deepin 中无法进行此操作,而且如果给目录建立硬链接可能造成死循环,比如在一个目录下创建一个硬链接指向该目录,那么便利的时候就会造成死循环。

4.9

  1. 显示 mount point /home2 does not exist
  2. 可以装载,装载后装载点下的子目录和文件消失,umount 后子目录和文件又恢复了。

4.10

为了防止偶然发生的误删事件,Unix/Linux 关于 rmdir 加了两条规则:第一条规则是不能移除非空的目录;第二条规则是不能删除工作目录和根目录之间的任何目录,工作目录就是你当前所在的目录,删除工作目录相当于你坐在一颗树上,却要把坐着的树枝砍掉一样,这显然是不合理的。

4.11

硬盘通常由重叠的一组盘片构成,每个盘面都被划分为数目相等的磁道,并从外缘的“0”开始编号,具有相同编号的磁道形成一个圆柱,称之为磁盘的柱面。磁盘的柱面数与一个盘面上的磁道数是相等的。由于每个盘面都有自己的磁头,因此,盘面数等于总的磁头数。

4.12

mke2fs 格式化工具的默认策略是一个块组有多少个 8KB 就分配多少个 inode。但是数据块的大小可能不是 8KB,比如是 1KB,那么 inode 的数量就小于数据块。如果平均每个文件的大小是8KB,当分区存满的时候inode表会得到比较充分的利用,数据块也不浪费。如果这个分区存的都是很大的文件(比如电影),则数据块用完的时候inode 会有一些浪费,如果这个分区存的都是很小的文件(比如源代码),则有可能数据块还没用完 inode 就已经用完了,数据块可能有很大的浪费。

4.13

假设假设一个路径是 /opt/file,则查找的顺序是:

  1. 读出 inode 表中第2项,也就是根目录的 inode,从中找出根目录数据块的位置
  2. 从根目录的数据块中找出文件名为 opt 的记录,从记录中读出它的 inode 号
  3. 读出 opt 目录的 inode,从中找出它的数据块的位置
  4. 从 opt 目录的数据块中找出文件名为 file 的记录,从记录中读出它的 inode号
  5. 读出 file 文件的 inode
  6. 填充 stat 结构体并返回

参考资料:
磁盘、柱面、磁道、磁头、扇区
Linux下对inode和块的理解
理解inode