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Linux-Ext系列文件系统

news 来源：原创 2025/7/21 14:56:51

1.理解硬件

1.1磁盘

机械磁盘是计算机中唯⼀的⼀个机械设备

磁盘---外设

慢

容量⼤，价格便宜

1.2磁盘的物理结构

1.3磁盘的存储结构

扇区：是磁盘存储数据的基本单位，512字节，块设备

如何定位⼀个扇区呢？

可以先定位磁头（header）

确定磁头要访问哪⼀个柱⾯(磁道)（cylinder）

定位⼀个扇区(sector)

CHS地址定位

⽂件=内容+属性都是数据，⽆⾮就是占据那⼏个扇区的问题！能定位⼀个扇区了，能不能定位多个扇区呢？

1.4磁盘的逻辑结构

那么磁盘本质上虽然是硬质的，但是逻辑上我们可以把磁盘想象成为卷在⼀起的磁带，那么磁盘的逻辑存储结构我们也可以类似于：

1.5 CHS && LBA地址

CHS转成LBA：

磁头数*每磁道扇区数=单个柱⾯的扇区总数

LBA=柱⾯号C*单个柱⾯的扇区总数+磁头号H*每磁道扇区数+扇区号S-1

即：LBA=柱⾯号C*(磁头数*每磁道扇区数)+磁头号H*每磁道扇区数+扇区号S-1

扇区号通常是从1开始的，⽽在LBA中，地址是从0开始的

柱⾯和磁道都是从0开始编号的

总柱⾯，磁道个数，扇区总数等信息，在磁盘内部会⾃动维护，上层开机的时候，会获取到这些参数。

LBA转成CHS：

• 柱⾯号C=LBA//(磁头数*每磁道扇区数)【就是单个柱⾯的扇区总数】

• 磁头号H=(LBA%(磁头数*每磁道扇区数))//每磁道扇区数

• 扇区号S=(LBA%每磁道扇区数)+1

• "//":表⽰除取整

所以：从此往后，在磁盘使⽤者看来，根本就不关⼼CHS地址，⽽是直接使⽤LBA地址，磁盘内部⾃⼰转换。所以：从现在开始，磁盘就是⼀个元素为扇区的⼀维数组，数组的下标就是每⼀个扇区的LBA地址。OS使⽤磁盘，就可以⽤⼀个数字访问磁盘扇区了。

2.引入文件系统

2.1块的概念

其实硬盘是典型的“块”设备，操作系统读取硬盘数据的时候，其实是不会⼀个个扇区地读取，这样效率太低，⽽是⼀次性连续读取多个扇区，即⼀次性读取⼀个”块”（block）。

硬盘的每个分区是被划分为⼀个个的”块”。⼀个”块”的⼤⼩是由格式化的时候确定的，并且不可以更改，最常⻅的是4KB，即连续⼋个扇区组成⼀个”块”。”块”是⽂件存取的最⼩单位。

磁盘就是⼀个三维数组，我们把它看待成为⼀个"⼀维数组"，数组下标就是LBA，每个元素都是扇区。每个扇区都有LBA，那么8个扇区⼀个块，每⼀个块的地址我们也能算出来。

知道LBA：块号=LBA/8

知道块号：LAB=块号*8+n.(n是块内第⼏个扇区)

2.2分区的概念

其实磁盘是可以被分成多个分区（partition）的，以Windows观点来看，你可能会有⼀块磁盘并且将它分区成C,D,E盘。那个C,D,E就是分区。分区从实质上说就是对硬盘的⼀种格式化。但是Linux的设备都是以⽂件形式存在，那是怎么分区的呢？

柱⾯是分区的最⼩单位，我们可以利⽤参考柱⾯号码的⽅式来进⾏分区，其本质就是设置每个区的起始柱⾯和结束柱⾯号码。此时我们可以将硬盘上的柱⾯（分区）进⾏平铺，将其想象成⼀个⼤的平⾯，如下图所⽰：

2.3 inode概念

之前我们说过⽂件=数据+属性，我们使⽤ ls -l 的时候看到的除了看到⽂件名，还能看到⽂件元数据（属性）。

到这我们要思考⼀个问题，⽂件数据都储存在”块”中，那么很显然，我们还必须找到⼀个地⽅储存⽂件的元信息（属性信息），⽐如⽂件的创建者、⽂件的创建⽇期、⽂件的⼤⼩等等。这种储存⽂件元信息的区域就叫做inode，中⽂译名为”索引节点”。

每⼀个⽂件都有对应的inode，⾥⾯包含了与该⽂件有关的⼀些信息。为了能解释清楚inode，我们需要是深⼊了解⼀下⽂件系统。

⽂件名属性并未纳⼊到inode数据结构内部

inode的⼤⼩⼀般是128字节或者256，我们后⾯统⼀128字节

任何⽂件的内容⼤⼩可以不同，但是属性⼤⼩⼀定是相同的

3.ext2文件系统

3.1宏观认识

所有的准备⼯作都已经做完，是时候认识下⽂件系统了。我们想要在硬盘上储⽂件，必须先把硬盘格式化为某种格式的⽂件系统，才能存储⽂件。⽂件系统的⽬的就是组织和管理硬盘中的⽂件。在Linux系统中，最常⻅的是ext2系列的⽂件系统。其早期版本为ext2，后来⼜发展出ext3和ext4。 ext3和ext4虽然对ext2进⾏了增强，但是其核⼼设计并没有发⽣变化，我们仍是以较⽼的ext2作为演⽰对象。

ext2⽂件系统将整个分区划分成若⼲个同样⼤⼩的块组(Block Group)，如下图所⽰。只要能管理⼀个分区就能管理所有分区，也就能管理所有磁盘⽂件。

3.2 Block Group

ext2⽂件系统会根据分区的⼤⼩划分为数个Block Group。⽽每个Block Group都有着相同的结构组成。

3.3块组内部构成

3.3.1超级快(Super Block)

存放⽂件系统本⾝的结构信息，描述整个分区的⽂件系统信息。记录的信息主要有：bolck和inode的总量，未使⽤的block和inode的数量，⼀个block和inode的⼤⼩，最近⼀次挂载的时间，最近⼀次写⼊数据的时间，最近⼀次检验磁盘的时间等其他⽂件系统的相关信息。Super Block的信息被破坏，可以说整个⽂件系统结构就被破坏了

3.3.2GDT(Group Descriptor Table)

块组描述符表，描述块组属性信息，整个分区分成多个块组就对应有多少个块组描述符。每个块组描述符存储⼀个块组的描述信息，如在这个块组中从哪⾥开始是inodeTable，从哪⾥开始是Data Blocks，空闲的inode和数据块还有多少个等等。块组描述符在每个块组的开头都有⼀份拷⻉。

3.3.3块位图（Block Bitmap）

BlockBitmap中记录着Data Block中哪个数据块已经被占⽤，哪个数据块没有被占⽤

3.3.4inode位图（Inode Bitmap）

每个bit表⽰⼀个inode是否空闲可⽤。

3.3.5 i节点表(Inode Table)

存放⽂件属性如⽂件⼤⼩，所有者，最近修改时间等

当前分组所有Inode属性的集合

inode编号以分区为单位，整体划分，不可跨分区

3.3.6Data Block

数据区：存放⽂件内容，也就是⼀个⼀个的Block。根据不同的⽂件类型有以下⼏种情况：

对于普通⽂件，⽂件的数据存储在数据块中.

对于⽬录，该⽬录下的所有⽂件名和⽬录名存储在所在⽬录的数据块中，除了⽂件名外，ls-l命令看到的其它信息保存在该⽂件的inode中。

Block号按照分区划分，不可跨分区

3.4目录与文件名

问题：

我们访问⽂件，都是⽤的⽂件名，没⽤过inode号啊？

⽬录是⽂件吗？如何理解

答案：

⽬录也是⽂件，但是磁盘上没有⽬录的概念，只有⽂件属性+⽂件内容的概念。

⽬录的属性不⽤多说，内容保存的是：⽂件名和Inode号的映射关系

所以，访问⽂件，必须打开当前⽬录，根据⽂件名，获得对应的inode号，然后进⾏⽂件访问

所以，访问⽂件必须要知道当前⼯作⽬录，本质是必须能打开当前⼯作⽬录⽂件，查看⽬录⽂件的内容！

3.5路径解析

问题：打开当前⼯作⽬录⽂件，查看当前⼯作⽬录⽂件的内容?当前⼯作⽬录不也是⽂件吗？我们访问当前⼯作⽬录不也是只知道当前⼯作⽬录的⽂件名吗？要访问它，不也得知道当前⼯作⽬录的inode 吗？

答案1：所以也要打开：当前⼯作⽬录的上级⽬录，额....，上级⽬录不也是⽬录吗？？不还是上⾯的问题吗？

答案2：所以类似"递归"，需要把路径中所有的⽬录全部解析，出⼝是"/"根⽬录。最终答案3：⽽实际上，任何⽂件，都有路径，访问⽬标⽂件，⽐如:

/home/whb/code/test/test/test.c

都要从根⽬录开始，依次打开每⼀个⽬录，根据⽬录名，依次访问每个⽬录下指定的⽬录，直到访问到test.c。这个过程叫做Linux路径解析。

所以，我们知道了：访问⽂件必须要有⽬录+⽂件名=路径的原因

根⽬录固定⽂件名，inode号，⽆需查找，系统开机之后就必须知道

可是路径谁提供？

你访问⽂件，都是指令/⼯具访问，本质是进程访问，进程有CWD！进程提供路径。

你open⽂件，提供了路径

可是最开始的路径从哪⾥来？

所以Linux为什么要有根⽬录,根⽬录下为什么要有那么多缺省⽬录？

你为什么要有家⽬录，你⾃⼰可以新建⽬录？

上⾯所有⾏为：本质就是在磁盘⽂件系统中，新建⽬录⽂件。⽽你新建的任何⽂件，都在你或者系统指定的⽬录下新建，这不就是天然就有路径了嘛！

系统+⽤⼾共同构建Linux路径结构.

3.6路径缓存

问题1：Linux磁盘中，存在真正的⽬录吗？

答案：不存在，只有⽂件。只保存⽂件属性+⽂件内容

问题2：访问任何⽂件，都要从/⽬录开始进⾏路径解析？

答案：原则上是，但是这样太慢，所以Linux会缓存历史路径结构

问题2：Linux⽬录的概念，怎么产⽣的？

答案：打开的⽂件是⽬录的话，由OS⾃⼰在内存中进⾏路径维护

Linux中，在内核中维护树状路径结构的内核结构体叫做： struct dentry

注意：

1.每个⽂件其实都要有对应的dentry结构，包括普通⽂件。这样所有被打开的⽂件，就可以在内存中形成整个树形结构

2.整个树形节点也同时会⾪属于LRU(Least Recently Used，最近最少使⽤)结构中，进⾏节点淘汰

3.整个树形节点也同时会⾪属于Hash，⽅便快速查找

4.更重要的是，这个树形结构，整体构成了Linux的路径缓存结构，打开访问任何⽂件，都在先在这棵树下根据路径进⾏查找，找到就返回属性inode和内容，没找到就从磁盘加载路径，添加dentry 结构，缓存新路径

3.7挂载分区

分区写⼊⽂件系统，⽆法直接使⽤，需要和指定的⽬录关联，进⾏挂载才能使⽤。

所以，可以根据访问⽬标⽂件的"路径前缀"准确判断我在哪⼀个分区。

3.8文件系统总结

4.软硬链接

4.1硬链接

我们看到，真正找到磁盘上⽂件的并不是⽂件名，⽽是inode。其实在linux中可以让多个⽂件名对应于同⼀个inode。

4.2软连接

硬链接是通过inode引⽤另外⼀个⽂件，软链接是通过名字引⽤另外⼀个⽂件，但实际上，新的⽂件和被引⽤的⽂件的inode不同，应⽤常⻅上可以想象成⼀个快捷⽅式。在shell中的做法

acm：

下⾯解释⼀下⽂件的三个时间：

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

4.3软硬链接对比

软连接是独⽴⽂件

硬链接只是⽂件名和⽬标⽂件inode的映射关系

4.4软硬链接的用途

硬链接：

.和.. 就是硬链接

⽂件备份

软连接：

类似快捷⽅式