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存储基石：深度解读Linux磁盘管理机制与文件系统实战

news 来源：原创 2025/8/28 7:06:32

Linux系列

文章目录

Linux系列
前言
一、磁盘
- 1.1 初识磁盘
- 1.2 磁盘的物理结构
- 1.3 磁盘的存储结构
- 1.4 磁盘的逻辑结构
二、文件系统
- 2.1 系统对磁盘的管理
- 2.2 文件在磁盘中的操作

前言

Linux 文件系统是操作系统中用于管理和组织存储设备（如硬盘、SSD、USB 等）上数据的一种核心机制。本篇我们将操作系统如何对未打开的文件进行管理的。

一、磁盘

磁盘是是计算机硬件中的唯一的机械设备，被广泛的运用于企业级存储，学习磁盘对数据的存储，对我们学习操作系统的文件系统有很大帮助。

1.1 初识磁盘

随着计算机行业的发展，磁盘由于存储效率较低，慢慢的在我们的私人电脑中被固态硬盘所替代，但是在企业中，磁盘依旧是存储的主流。这是因为：
1、相较于固态硬盘来说，磁盘的成本较低。
2、磁盘虽然效率低，但是容量较大，在企业中往往存在海量的不常访问数据需要保存，所以磁盘就成了比较适合的选择，
3、固态硬盘在存储和删除数据是对自身会有一定损耗，长时间的使用会有数据丢失的风险。

1.2 磁盘的物理结构

在这里插入图片描述
一个磁盘会包含好几个盘片，每个盘片具有两个盘面，这两个盘面都会进行数据存储，每个盘面都会配有对应的磁头，在工作时，磁盘会在主轴的带动下开始旋转，磁头则会在磁臂的带动下开始水平摆动，这个过程磁头并不会和磁盘接触。

1.3 磁盘的存储结构

下面我们来对一个磁面进行分析：
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在一个磁面中，以主轴为圆心，向外会分成多个同心园，我们称这些同心圆为磁道，这些磁道又会被等分为多分弧段，这些弧段就叫做扇区，在磁盘进行数据的读写时就是以扇区为最小单位，每个扇区一般为512字节，从主轴向外扇区的长度是不同的，为了保证存储空间一致，设计规定离主轴越远数据的存储密度越小。

拓展： 磁盘在工作时，主轴带动磁盘旋转，磁头通过摆动来确定数据在哪个磁面、磁道，当确定磁道后，磁头停止摆动，此时磁盘继续旋转完成数据读写工作。

为了对方便管理，我们磁面、磁道、扇区进行编号，当我们要对磁盘数据进行访问时，就可以通过编号快速完成，具体怎么进行的我们下面介绍。

1.4 磁盘的逻辑结构

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由于磁盘的大小相同，且磁臂是被固定的，这时再将磁盘划分磁道，我们就会得到一个由磁道组成的柱面结构，当我们对磁盘进行访问时，我们就可以先确定在哪一个柱面（cylinder）,也就是磁盘，然后再确定再哪一个盘片（platter），由于每个盘片都配有一个磁头，所以我们是通过 磁头（head） 来确定的，再确定磁道（track），最后确定扇区（sector) 我们称这种定位方法为 CHS定位法。为了将它于操作系统建立联系，我们需要将它进一步抽象。

不知到大家有没有接触过磁带，来看下图：
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左侧图片是磁带卷起的样子，会呈现出一个圆类似于盘面，当我们将它展开就会呈现出右侧有宽度的带子，我们可以依据这个特性将盘面中的磁道抽象为一个，条带子：

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这里我们就可以将所有盘面全部抽象为一个线性结构（当成数组也可以，为了方便这里仅画出了一个盘），这时我们对磁盘的访问，就变为了对线性结构的访问，当操作系统要定位一个扇区时，我们只需要知道这个扇区的地址就可以完成对扇区的访问了，如要查找扇区编号为：355
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由于是从0开始编号，所以计算时只需要向下取整即可。
这样我们就成功定位到了扇区，而我们将这种编号称为LBA地址，定位过程就是LAB地址转化为CHS地址的过程。

二、文件系统

2.1 系统对磁盘的管理

我们可以确切的感受到，在我们的计算机中，磁盘是非常大的，如果操作系统直接对他进程管理，效率是非常低的，那么该如何让操作系统对它进行管理呢？对于这个问题，我们的工程师采用了分治思想，将整个磁盘划分为小块空间，通过对所以小块空间的管理，达到对整个磁盘的管理。

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这样操作系统只需要完成对每个组的管理，就可以达到对整个磁盘的管理。
每个组又会被划分为以下几个区：

具体如何管理我们结合文件在磁盘中的存储，进行分析：
我们知道文件=内容+属性，而在Linux中文件的内容和属性是分开进行存储的，那么两者分开存储是如和建立联系的呢？或者说是如何管理的呢？

存储属性信息： 在Linux中每个文件都会对应一个inode结构体，这个结构体（对象）的大小是固定的，通常为128字节，文件的所有信息都存储在这个结构体对象中，其中并包含文件名，这是因为，Linux并不通过文件名进行查找文件，每个inode都会有一个编号，操作系统通过编号进行查找。上图的inode Table就是inode表（inode集合，下面会再次解释）。

存储文件内容： 在Linux文件内容是存储在上图Data blocks区域中的，而这个区域被划分为块（这些块也是会被分配编号的），操作系统在访问磁盘时是以块为单位进行访问的，块中包含多个扇区，通常块的大小为4KB,此处可以理解为对读取性能的优化，因为当计算机要访问一段数据是，这段数据周围的数据也有很大可能被访问，所以直接读取4KB，这是一种以空间换时间的方法。（这个块大小是可以修改的，感兴趣的可以去了解）

属性与内容建立联系： 在inode对象中会存在，一个数组，数组中存储的是该文件内容存储块的编号。

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这样我们就大概的知道了，存储逻辑了，下面我们解释一下，组中各个模块的含义。
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Boot Block:引导块，引导操作系统启动，我们不做研究。

Super Block:超级块，存储文件系统的整个信息（整个分区信息），包含bolck和inode的总量，未使用的量，一个bolck和inode的大小，文件系统状态（是否干净卸载）等。

Group Descriptor Table:块组描述符，描述块组的属性信息。

Block Bitmap：块位图，记录Date bolck中的块是否被使用，通过块编号映射，相信学过位图的都可以理解。

inode Bitmap：inode位图，标识inode是否被使用。

复习的时候再看看超级块-----这句话给作者看的

2.2 文件在磁盘中的操作

我通过对文件的增、删、查、改，带领大家熟悉上面知识。

查看文件的inode编号：

ls -li

在这里插入图片描述
还可以使用stat 文件名查看更多信息，大家自己去了解一下。

创建文件：

创建文件时，将文件存储在哪个分区，路径会帮助我们，这里我们就不关心了，首先操作系统根据，超级块中的信息，剩余inode和bolck较多的组，遍历该组的inode Bitmap，得到未被使用的inode编号，找到该inode将文件属性存储，并将对应位置位图置1，再遍历Block Bitmap得到未被使用的块编号，找到对应块，将文件内容存储，并将对应位置位图置1，再将对应的块编号，存入该文件inode的数组中。

读取文件：

读取文件首先查找文件，拿到该文件的inode编号，根据编号找到对应的分组（LBA->CHS），找到inode中存储块编号的数组，那到块编号，读取块数据。

修改文件：

首先拿到该文件的inode编号，根据编号找到对应的分组（LBA->CHS），找到inode中存储块编号的数组，那到块编号，修改数据。

删除文件：

首先拿到该文件的inode编号，根据编号找到对应的分组（LBA->CHS），找到inode中存储块编号的数组，那到块编号，使用块编号，将块位图对应位置置0（表示未被使用），通过inode编号将inode位图置0。

通过上面的方法我们就可实现文件的增、删、查、改了，但是我们还面临一个问题，操作系统该如何来获取文件的inode编号呢？

我们首先来看这样一个问题：
在这里插入图片描述
上面我们说，操作系统在磁盘访问文件不通过文件名，是通过inode进行的，但现在为什么操作系统不认识它呢？
要回答这个问题我们就得思考一下，目录文件在磁盘中存储的内容是什么了，在磁盘中目录文件存储的其实是，该目录下的文件名与文件inode编号的映射关系，当在用户访问文件时，操作系统就会根据当前目录的inode编号，找到当前目录的内容，从而通过映射关系找到对应文件的inode编号，这样就可以得到用户要访问文件的inode，但是当前目录文件的inode又从哪来呢，当然是通过它的上级目录了，就像这样一直索引，知道找到操作系统启动时固定的，目录inode编号，然后逐级返回。这个过程为路径解析，但是由于太过复杂影响效率，所以操作系统会将常用路径解析后缓存在dentry缓存。

在这里插入图片描述
这样我们就将这个问题完美解决了。