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文件系统惹（细）

news 来源：原创 2025/5/9 22:29:50

块概念

分区

inode

ext2文件系统

Boot Sector

Super Block

GDP（group descriptor table）

Block Bitmap（块位图）

Inode Bitmap （inode位图）

Data Block

inode和Datablock映射

目录和文件名

路径解析

路径缓存

块概念

os文件系统访问磁盘，不是以扇区为单位的，而是以块为单位的，一般是4KB（也就是连续的8个扇区）（可以调整大小）。

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)

文件系统使用磁盘块，是以4KB为单位的。

分区

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。

柱⾯⼤⼩⼀致，扇区个数⼀致，那么其实只要知道每个分区的起始和结束柱⾯号，知道每⼀个柱⾯多少个扇区，那么该分区多⼤也就知道了。分区之后还可以再分组（分治的思想）。

inode

liunx下文件=文件内容+文件属性，并且内容和属性是分开存储的。文件内容存储在Data Block中。

文件的属性存储在inode table中。linux中任何的正常文件都要有自己的属性集合。虽然每一个文件的属性内容可能不一样，但是每一个文件都要有相同类型的属性，所以文件的属性可以用一个结构体来描述（大小就一定了）。这个结构体所连成的表上的一个节点就叫做inode（大小固定，一般是128bytes）

struct inode {struct hlist_node       i_hash;              /* 哈希表 */struct list_head        i_list;              /* 索引节点链表 */struct list_head        i_dentry;            /* 目录项链表 */unsigned long           i_ino;               /* 节点号 */atomic_t                i_count;             /* 引用记数 */umode_t                 i_mode;              /* 访问权限控制 */unsigned int            i_nlink;             /* 硬链接数 */uid_t                   i_uid;               /* 使用者id */gid_t                   i_gid;               /* 使用者id组 */kdev_t                  i_rdev;              /* 实设备标识符 */loff_t                  i_size;              /* 以字节为单位的文件大小 */struct timespec         i_atime;             /* 最后访问时间 */struct timespec         i_mtime;             /* 最后修改(modify)时间 */struct timespec         i_ctime;             /* 最后改变(change)时间 */unsigned int            i_blkbits;           /* 以位为单位的块大小 */unsigned long           i_blksize;           /* 以字节为单位的块大小 */unsigned long           i_version;           /* 版本号 */unsigned long           i_blocks;            /* 文件的块数 */unsigned short          i_bytes;             /* 使用的字节数 */spinlock_t              i_lock;              /* 自旋锁 */struct rw_semaphore     i_alloc_sem;         /* 索引节点信号量 */struct inode_operations *i_op;               /* 索引节点操作表 */struct file_operations  *i_fop;              /* 默认的索引节点操作 */struct super_block      *i_sb;               /* 相关的超级块 */struct file_lock        *i_flock;            /* 文件锁链表 */struct address_space    *i_mapping;          /* 相关的地址映射 */struct address_space    i_data;              /* 设备地址映射 */struct dquot            *i_dquot[MAXQUOTAS]; /* 节点的磁盘限额 */struct list_head        i_devices;           /* 块设备链表 */struct pipe_inode_info  *i_pipe;             /* 管道信息 */struct block_device     *i_bdev;             /* 块设备驱动 */unsigned long           i_dnotify_mask;      /* 目录通知掩码 */struct dnotify_struct   *i_dnotify;          /* 目录通知 */unsigned long           i_state;             /* 状态标志 */unsigned long           dirtied_when;        /* 首次修改时间 */unsigned int            i_flags;             /* 文件系统标志 */unsigned char           i_sock;              /* 可能是个套接字吧 */atomic_t                i_writecount;        /* 写者记数 */void                    *i_security;         /* 安全模块 */__u32                   i_generation;        /* 索引节点版本号 */union {void            *generic_ip;         /* 文件特殊信息 */};
};

每一个文件都有其对应的inode，里面包含了与该文件有关的一些信息。

文件系统先格式化出 inode 和 block 块，假设某文件的权限和属性信息存放到 inode 4 号位置，这个 inode 记录了实际存储文件数据的 block 号，由此，操作系统就能快速地找到文件数据的存储位置。

注意：

1. Linux下⽂件的存储是属性和内容分离存储的

2. Linux下，保存⽂件属性的集合叫做inode，⼀个⽂件，⼀个inode，inode内有⼀个唯⼀的标识符，叫做inode号。

3. Linux系统内部不使用文件名，而使用inode号码来识别文件。对于系统来说，文件名只是inode号码便于识别的别称或者绰号。表面上，用户通过文件名，打开文件。实际上，系统内部这个过程分成三步：首先，系统找到这个文件名对应的inode号码；其次，通过inode号码，获取inode信息；最后，根据inode信息，分析 inode 所记录的权限与用户是否符合，找到文件数据所在的block，读出数据。

4. ⽂件名属性并未纳⼊到inode数据结构内部

5. inode的⼤⼩⼀般是128字节或者256

6. 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

ext2文件系统

上面已经介绍了块和inode结构体（先描述），可是操作系统是怎么将这些管理起来的呢（再组织）？

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。

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。

Boot Sector

上图中启动块（Boot Block/Sector）的⼤⼩是确定的，为1KB，由PC标准规定，⽤来存储磁盘分区信息和启动信息，任何⽂件系统都不能修改启动块。启动块之后才是ext2⽂件系统的开始。

Super Block

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。对于每一个区最开始都有一个Boot Sector并且对于每一个block group都有一个Super block。superblock存放的是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。

注意：

超级块在每个块组的开头都有⼀份拷⻉（第⼀个块组必须有，后⾯的块组可以没有）。为了保证⽂件系统在磁盘部分扇区出现物理问题的情况下还能正常⼯作，就必须保证⽂件系统的super block信息在这种情况下也能正常访问。所以⼀个⽂件系统的super block会在多个block group中进⾏备份，这些super block区域的数据保持⼀致。

struct ext2_super_block {
__le32 s_inodes_count; /* Inodes count */
__le32 s_blocks_count; /* Blocks count */
__le32 s_r_blocks_count; /* Reserved blocks count */
__le32 s_free_blocks_count; /* Free blocks count */
__le32 s_free_inodes_count; /* Free inodes count */
__le32 s_first_data_block; /* First Data Block */
__le32 s_log_block_size; /* Block size */
__le32 s_log_frag_size; /* Fragment size */
__le32 s_blocks_per_group; /* # Blocks per group */
__le32 s_frags_per_group; /* # Fragments per group */
__le32 s_inodes_per_group; /* # Inodes per group */
__le16 s_inode_size; /* size of inode structure */
。。。。。。。
}；

GDP（group descriptor table）

块组描述符表（是用来管理这个组块的），描述块组的属性信息，整个分区分为多少个块组就有多少个块组描述符表。每一个块组描述表都存放着一个块组的信息，如这个块组从哪开始是inode Table，从哪里开始是Data Blocks，空闲的inode和数据块还有多少个等等。

注意块组描述描述符表在每一个块组的开头都有一份拷贝。

struct ext2_group_desc
{
__le32 bg_block_bitmap; /* Blocks bitmap block */
__le32 bg_inode_bitmap; /* Inodes bitmap */
__le32 bg_inode_table; /* Inodes table block*/
__le16 bg_free_blocks_count; /* Free blocks count */
__le16 bg_free_inodes_count; /* Free inodes count */
__le16 bg_used_dirs_count; /* Directories count */
__le16 bg_pad;
__le32 bg_reserved[3];
};

Block Bitmap（块位图）

每个位（bit）对应块组（block group）中的一个数据块（data block）。

1 表示对应的数据块已被占用。
0 表示数据块空闲可用。
用于快速分配和释放数据块。

Inode Bitmap （inode位图）

每个位对应块组中的一个inode（索引节点）。

1 表示对应的inode已被占用。
0 表示inode空闲。
用于管理文件/目录的元数据（如权限、大小等）的分配。

注意：

物理存储
每个位图占用一个完整的块（block），块大小由文件系统定义（如1KB、4KB等）。
- 例如，4KB的块可存储 4 * 1024 * 8 = 32,768 个位，管理对应数量的数据块或inode。
逻辑表示
位数组按顺序排列，索引从0开始，直接映射到块组内的资源。
与块组的关系
每个块组独立维护自己的block bitmap和inode bitmap，实现分布式管理，减少竞争和碎片化。
超级块（superblock）和组描述符（group descriptor）记录位图的位置（前面提到了）

Data Block

数据区：存放文件的内容，也就是一个一个的Block。

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。

inode和Datablock映射

inode内部存在 __le32 i_block[EXT2_N_BLOCKS];/* Pointers to blocks */ ,

EXT2_N_BLOCKS =15,就是⽤来进⾏inode和block映射的

这样⽂件=内容+属性，就都能找到了。

知道了inode号怎么找到对应的文件：

首先应该确定这个inode在哪一个分区，因为每一个分区中的超级块有一个字段是s_inodes_count，这个字段存储的就是这个分区中总的inode数量，然后同过该分区的其实inode号即可确认这个inode数否属于该分区。

然后需要确定该inode号属于哪个块组。每个块组中的inode数量应该是固定的，可以通过超级块中的s_inodes_per_group字段获得。假设超级块中有这个信息，那么块组号应该是（inode号 - 1）除以每个块组的inode数量，因为inode号通常从1开始。例如，如果每个块组有8192个inode，那么inode号8193属于第二个块组（索引从0开始的话，可能是块组1）。

确定了块组之后，接下来需要找到该块组的组描述符。组描述符里会有该块组的inode表的起始块号。然后，计算在该块组内的inode索引，即（inode号 - 1）% s_inodes_per_group。接着，用这个索引乘以inode的大小（比如128字节或256字节，由超级块中的s_inode_size决定），得到在inode表中的偏移量。这样就能找到该inode的具体位置了。

读取到inode结构之后，里面应该包含文件的元数据，比如模式（文件类型和权限）、用户和组ID、大小、时间戳等等。另外，inode中有直接块指针、间接指针、双重间接、三重间接指针等，用于定位文件的数据块。对于小文件，直接块指针就足够了；大文件则需要通过间接块来扩展寻址。

然后，要获取文件的内容，需要根据inode中的块指针读取相应的数据块。每个块指针指向一个数据块，数据块中存储着文件的实际内容。如果是目录的话，数据块中的内容会是目录条目，包含文件名和对应的inode号等信息。但题目中已经知道inode号，所以如果是普通文件，直接读取这些数据块即可得到文件内容。

我们在来看一下新建一个文件是如何完成的吧：

创建⼀个新⽂件主要有以下4个操作：

1. 存储属性

内核先找到⼀个空闲的i节点（这⾥是263466）。内核把⽂件信息记录到其中。

2. 存储数据

该⽂件需要存储在三个磁盘块，内核找到了三个空闲块：300,500，800。将内核缓冲区的第⼀块

数据复制到300，下⼀块复制到500，以此类推。

3. 记录分配情况

⽂件内容按顺序300,500,800存放。内核在inode上的磁盘分布区记录了上述块列表。

4. 添加⽂件名到⽬录

新的⽂件名abc。linux如何在当前的⽬录中记录这个⽂件？内核将⼊⼝（263466，abc）添加到

⽬录⽂件。⽂件名和inode之间的对应关系将⽂件名和⽂件的内容及属性连接起来。

目录和文件名

目录是文件，磁盘上是没有目录的概念的，都是文件属性+文件内容，对于目录的属性就不用多说了，目录的内容保存的是文件名+文件对应的inode号。

所以可以看到对于一个你要访问的文件，以一定要知道这个文件的路径，只有知道了路径你才能找打这个文件所在的文件夹，然后才能通过你提供的文件名来找到对应的inode号，才算是真正地找到了文件。

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！

#include <stdio.h>
#include <string.h>
#include <stdlib.h>
#include <dirent.h>
#include <sys/types.h>
#include <unistd.h>
int main(int argc, char *argv[]) {if (argc != 2) {fprintf(stderr, "Usage: %s <directory>\n", argv[0]);exit(EXIT_FAILURE);}DIR *dir = opendir(argv[1]); // 系统调⽤，⾃⾏查阅if (!dir) {perror("opendir");exit(EXIT_FAILURE);}struct dirent *entry;while ((entry = readdir(dir)) != NULL) { if (strcmp(entry->d_name, ".") == 0 || strcmp(entry->d_name, "..")== 0) continue;printf("Filename: %s, Inode: %lu\n", entry->d_name, (unsigned long)entry->d_ino);}closedir(dir);return 0;
}

路径解析

聪明的读者已经发现了问题，我们当前工作目录也是一个文件，所以要访问他还是需要打开他的上级目录，那就还要打开他的上上级目录。。。。

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。

那么路径都是谁提供的：

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。

路径缓存

访问任何⽂件，都要从/⽬录开始进⾏路径解析，原则上是这样，但是这样太慢，所以Linux会缓存历史路径结构。

Linux⽬录的概念，怎么产⽣的？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

struct dentry
{atomic_t d_count;unsigned int d_flags;  /* protected by d_lock */spinlock_t d_lock;     /* per dentry lock */struct inode *d_inode; /* Where the name belongs to - NULL is* negative *//** The next three fields are touched by __d_lookup. Place them here* so they all fit in a cache line.*/struct hlist_node d_hash; /* lookup hash list */struct dentry *d_parent; /* parent directory */struct qstr d_name;struct list_head d_lru; /* LRU list *//** d_child and d_rcu can share memory*/union{struct list_head d_child; /* child of parent list */struct rcu_head d_rcu;} d_u;struct list_head d_subdirs; /* our children */struct list_head d_alias;   /* inode alias list */unsigned long d_time;       /* used by d_revalidate */struct dentry_operations *d_op;struct super_block *d_sb; /* The root of the dentry tree */void *d_fsdata;           /* fs-specific data */
#ifdef CONFIG_PROFILINGstruct dcookie_struct *d_cookie; /* cookie, if any */
#endifint d_mounted;unsigned char d_iname[DNAME_INLINE_LEN_MIN]; /* small names */
};

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

•

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

•

整个树形节点也同时会⾪属于Hash，⽅便快速查找

•

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

块概念

分区

inode

ext2文件系统

Boot Sector

Super Block

GDP（group descriptor table）

Block Bitmap（块位图）

Inode Bitmap （inode位图）

Data Block

inode和Datablock映射

目录和文件名

路径解析

路径缓存

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