深度剖析 Linux cp 命令的秘密( 三 ) _Linux

一个文件的对应一个 inode，这个文件需要按照 Block 切分存储在磁盘上，存储的位置则由 inode 记录起来，通过 inode 则能找到 block，也就获取到用户数据。
现在有一个新的小问题，inode 区和 block 区都是在初始化就构造好的。存储一个文件的时候，需要取一个空闲的 inode，然后把数据切分成 4k 大小存储到空闲的 block 上，对吧？
划重点：空闲的inode，空闲的 block 。这个很关键，已经存储了数据的地方不能再让写，不然会把别人的数据覆盖掉。
那么，怎么区分空闲和已经在用的 inode ，block 呢？
答案是：inode 区和 block 区分别需要另一张表，用来表示 inode 是否在用，block 是否在用，这个表的名字我们叫做 bitmap 表。bitmap 是一个 bit 数组，用 0 表示空闲，1 表示在用，如下：

文章插图

bitmap 什么时候用呢？自然是写的时候，也就是分配 inode 或者 block 的时候，因为只有分配的时候，你才需要找空闲的空间。
上图我为了突出本质思想，类似于超级块，块描述符都省略了，这个感兴趣可以自己扩展，这里只突出主干哈。
小结一下：

bitmap 本质是个 bit 数组，占用空间极其少，用 0 来表示空闲，1 表示在用。使用时机是在创建文件，或者写数据的时候；
inode 则对应一个文件，里面存储的是元数据，主要是数据 block 的位置信息；
block 里面存储的是用户数据，用户数据按照 block 大小（4k）切分，离散的分布在磁盘上。读的时候只有依赖于 inode 里面记录的位置才能恢复出完整的文件；
inode 和 block 的总个数在文件系统格式化的时候就确定了，所以文件数和文件大小都是有上限的；

一个文件真实的模样
上面是抽象的样子，现在我们看一个真实的 inode -> block 的样子。一个文件除了数据需要存储之外，一些元信心也需要存储，例如文件类型，权限，文件大小，创建/修改/访问时间等，这些信息存在 inode 中，每个文件唯一对应一个inode。
看一下 inode 的数据结构（就以 linxu ext2 为例，该结构定义在 linux/fs/ext2/ext2.h 头文件中）：

struct ext2_inode {    __le16  i_mode;     /* File mode */    __le16  i_uid;      /* Low 16 bits of Owner Uid */    __le32  i_size;     /* Size in bytes */    __le32  i_atime;    /* Access time */    __le32  i_ctime;    /* Creation time */    __le32  i_mtime;    /* Modification time */    __le32  i_dtime;    /* Deletion Time */    __le16  i_gid;      /* Low 16 bits of Group Id */    __le16  i_links_count;  /* Links count */    __le32  i_blocks;   /* Blocks count */    __le32  i_flags;    /* File flags */    __le32  i_block[EXT2_N_BLOCKS];/* Pointers to blocks */    __le32  i_file_acl; /* File ACL */    __le32  i_dir_acl;  /* Directory ACL */    __le32  i_faddr;    /* Fragment address */};

重点：

上面的结构 mode，uid，size，time 等信息就是我们常说的文件类型，大小，创建修改等时间元数据；
注意到 i_block[EXT2_N_BLOCKS] 这个字段，这个字段将会带你找到数据, 因为里面存储的就是 block 所在的位置，也就是 block 的编号；

再来，理解下什么叫做 block 的位置（编号）。

文章插图

位置就是编号，记录位置就是记录编号，编号就是索引。
我们看到有一个数组：i_block[EXT2_N_BLOCKS]，这个数组是存储 block 位置的数组。其中 EXT2_N_BLOCKS 是一个宏定义，值为 15。也就是说，i_block 是一个 15 个元素的数组，每个元素是 4 字节（32 bit）大小。