Linux下磁盘管理
首先，对于磁盘，磁盘在出厂的时候，厂商对磁盘进行了低级格式化，进行了磁道的划分，磁盘基本结构是柱面，一般的民用磁盘都是单碟片，磁盘在无尘真空环境下运行。
磁盘作为存储大部分数据的主要存储结构，在安装完系统之后会有磁盘引导记录写入磁盘的启动区，也就是MBR（main boot record )，MBR总共512个字节（bytes），功能为存储引导记录，其中446bytes用于存储Bootloader （引导加载器，位于磁盘的0磁道0扇区），64bytes用于标识主分区（4*16bytes，标识4个分区）。剩余的2bytes用于存储magic number（用于标记MBR 是否有效）。
然后就是文件系统了，文件系统作为内核中的一个功能接口提供给用户使用，不直接存储在于硬盘上，Linux下的虚拟文件系统（VFS）给所有的用户程序提供了统一的使用接口，用户程序通过虚拟文件系统对磁盘上的文件进行文件的I/O操作，用户进程可以实现用于某个硬盘设备的分区，给它格式化为内核支持的文件系统的类型，分区后划分的数据块组，每一个块组
（受损会寻找下一个块组）|super block|GDT|block bitmap|inode bitmap|inode table |data block|
在ext2（extended）中，文件系统分为两部分，一部分是源数据存储区（磁盘分区的时候系统预留了源数据区域），一部分是数据块存储区。其中源数据区存放了super block ，GDT，block bitmap,inode bitmap ，inode table。
其中super block存放了整个分区块中的全局信息，包括1，块组数量，2，块组中包含多少个块，3，块大小,4，空闲磁盘块，已用磁盘块，空闲inode，已用inode（整体）,创建文件系统的时候会对super block进行备份；
GDT则是块组描述符表：每一个逻辑块组的起始（创建文件系统的时候会对GDT进行备份多个），（预留）第0块无法使用：bootblock：用于存放系统的bootloader（多系统情况下）
block bitmap是块的bitmap（表位图），用于快速检索块的使用情况，每个数据块对应有一个存储位，对块的使用情况进行记录；
inode bitmap则是inode的bitmap，用于快速检索inode的使用与否；
inode table则是记录了整个块组中所有文件inode，文件检索的时候可以通过inode来查找文件。Inode table中包括，1，权限mode，2，属主信息 Owninfo，3，大小 size ，4,时间戳 timestamps，5，直接引用块（一级磁盘块指针） direct block,6,间接磁盘块指针 indirect block，7，二级间接磁盘指针 second indirect ,8,三级间接磁盘指针 Triple indirect.
注：其中内核到根目录是自引用。其他目录可作为入口的访问入口独立与入口中数据存放分区之外。其中：/etc ;/bin ;/sbin这几个目录不能独立分区到其他数据组块区；所有目录都挂载归并在根目录下
一个磁盘块只能存储一个文件，但可以有多个路径（硬链接）
目录中保存了文件名称和对应的inode
单个文件的大小限制由 inode table决定
新建文件的步骤：
扫描inode bitmap ——>选取一个未被占用的inode——>找到目录所对应的inode和磁盘块——>将磁盘块上的表建立新条目——>将inode存入目录项。
删除文件：
对应目录上的条目删除（包括inode和文件名）——>将inode在块位图（inode bitmap）中标记为空，将数据块标记为空 ——>文件删除完成
剪切文件：
只需要在原来将原来目录上的条目删除，然后添加到新的目录上的条目去即可。
文件复制：
创建一个新的文件，并且将源数据复制过去。
查找文件：以/var/backups/group.bak文件为例
找到根目录——》找到根下目录的/var目录inode——》根据inode table找到磁盘块——》查找到磁盘块中目录文件子目录/var/backups 的inode——》返回查找 inode table——》在查找文件或文件路径/var/backups的目录的所在数据块——》查找文件或者目录中是否有条目的inode符合条件——》……
分区后再划分为n个逻辑组的子分区为块组block group （注：存放块组信息的是super block中的全局描述信息。
补充：用户所有进程都运行在用户空间，具有用户的权限。内核模式（内核空间）：具有特殊权限并且于硬件打交道，文件系统对文件的操作都应该由文件系统对内核的调用接口来实现。
在存在数据的分区上重新分区会破坏原有文件系统和数据。