【Linux：文件】Ext系列文件系统（初阶）

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文章目录

[1 ~> 理解硬件](#1 ~> 理解硬件)
- [1.1 磁盘、服务器、机柜以及机房](#1.1 磁盘、服务器、机柜以及机房)
- - [1.1.1 磁盘](#1.1.1 磁盘)
  - [1.1.2 服务器、机房](#1.1.2 服务器、机房)
  - [1.1.3 题外话：磁盘与磁铁](#1.1.3 题外话：磁盘与磁铁)
  - - [1.1.3.1 盘片上的"地形图"：磁畴与比特](#1.1.3.1 盘片上的“地形图”：磁畴与比特)
    - [1.1.3.2 硬盘驱动器如何导航这张地图：物理地址](#1.1.3.2 硬盘驱动器如何导航这张地图：物理地址)
    - [1.1.3.3 连接硬件与软件：块设备与文件系统](#1.1.3.3 连接硬件与软件：块设备与文件系统)
    - [1.1.3.4 描绘出从物理到逻辑的完整链条：](#1.1.3.4 描绘出从物理到逻辑的完整链条：)
    - [1.1.3.5 总结](#1.1.3.5 总结)
- [1.2 机械磁盘物理结构](#1.2 机械磁盘物理结构)
- [1.3 磁盘的存储结构](#1.3 磁盘的存储结构)
- - [1.3.1 存储结构](#1.3.1 存储结构)
  - [1.3.2 如何定位扇区：CHS地址定位](#1.3.2 如何定位扇区：CHS地址定位)
- [1.4 磁盘的逻辑结构](#1.4 磁盘的逻辑结构)
- - [1.4.1 LBA](#1.4.1 LBA)
  - [1.4.2 真实的过程](#1.4.2 真实的过程)
  - [1.4.3 磁盘寻址方式中 LBA（逻辑块地址）和 CHS（柱面 - 磁头 - 扇区）的关系以及它们之间的转换由谁来完成问题](#1.4.3 磁盘寻址方式中 LBA（逻辑块地址）和 CHS（柱面 - 磁头 - 扇区）的关系以及它们之间的转换由谁来完成问题)
  - [1.4.4 CHS和LBA的相互转换](#1.4.4 CHS和LBA的相互转换)
  - - [1.4.4.1 转换](#1.4.4.1 转换)
    - [1.4.4.2 详解转换（了解即可）](#1.4.4.2 详解转换（了解即可）)
    - - [1 CHS地址转换为LBA地址](#1 CHS地址转换为LBA地址)
      - [2 LBA地址转换为CHS地址](#2 LBA地址转换为CHS地址)
    - [1.4.4.3 地址映射的实际应用](#1.4.4.3 地址映射的实际应用)
    - [1.4.4.4 认知变化](#1.4.4.4 认知变化)
[2 ~> Ext系列文件系统核心原理（重点Ext2）](#2 ~> Ext系列文件系统核心原理（重点Ext2）)
- [2.1 Ext系列文件系统的核心概念](#2.1 Ext系列文件系统的核心概念)
- - [2.1.1 块（Block）------ 文件数据的存储单位](#2.1.1 块（Block）—— 文件数据的存储单位)
  - - [2.1.1.1 块的核心特性](#2.1.1.1 块的核心特性)
  - [2.1.2 inode（索引节点）------ 文件属性的存储单位](#2.1.2 inode（索引节点）—— 文件属性的存储单位)
  - [2.1.2.1 inode的核心特性：](#2.1.2.1 inode的核心特性：)
  - [2.1.2.2 Ext2 inode的具体结构](#2.1.2.2 Ext2 inode的具体结构)
  - [2.1.2.3 inode核心字段解读：](#2.1.2.3 inode核心字段解读：)
  - [2.1.3 块组（Block Group）------ 文件系统的分区管理单元](#2.1.3 块组（Block Group）—— 文件系统的分区管理单元)
  - - [2.1.3.1 块组的核心特性：](#2.1.3.1 块组的核心特性：)
- [2.2 Ext2文件系统的整体结构](#2.2 Ext2文件系统的整体结构)
- - [2.2.1 启动块（Boot Block）](#2.2.1 启动块（Boot Block）)
  - [2.2.2 块组的内部结构](#2.2.2 块组的内部结构)
  - - [2.2.2.1 超级块（Super Block）](#2.2.2.1 超级块（Super Block）)
    - - [2.2.2.1.1 超级块的核心特性](#2.2.2.1.1 超级块的核心特性)
    - [2.2.2.2 块组描述符表（Group Descriptor Table，GDT）](#2.2.2.2 块组描述符表（Group Descriptor Table，GDT）)
    - - [2.2.2.2.1 块组描述符表的核心特性](#2.2.2.2.1 块组描述符表的核心特性)
      - [2.2.2.3.1 块位图的核心规则](#2.2.2.3.1 块位图的核心规则)
    - [2.2.2.4 inode位图（inode Bitmap）](#2.2.2.4 inode位图（inode Bitmap）)
    - [2.2.2.4.1 inode位图的核心规则](#2.2.2.4.1 inode位图的核心规则)
    - [2.2.2.5 inode表（inode Table）](#2.2.2.5 inode表（inode Table）)
    - [2.2.2.5.1 inode表的核心特性](#2.2.2.5.1 inode表的核心特性)
    - [2.2.2.6 数据块（Data Blocks）](#2.2.2.6 数据块（Data Blocks）)
    - - [2.2.2.6.1 数据块的核心分类](#2.2.2.6.1 数据块的核心分类)
    - [2.2.2.6.2 数据块的分配策略](#2.2.2.6.2 数据块的分配策略)
    - - [2.2.2.6.3 数据块的碎片化问题：](#2.2.2.6.3 数据块的碎片化问题：)
- [2.3 Ext2文件的数据存储机制](#2.3 Ext2文件的数据存储机制)
- - [2.3.1 直接块存储（Direct Blocks）](#2.3.1 直接块存储（Direct Blocks）)
  - [2.3.2 一级间接块存储（Indirect Blocks）](#2.3.2 一级间接块存储（Indirect Blocks）)
  - [2.3.3 二级间接块存储（Double Indirect Blocks）](#2.3.3 二级间接块存储（Double Indirect Blocks）)
  - [2.3.4 三级间接块存储（Triple Indirect Blocks）](#2.3.4 三级间接块存储（Triple Indirect Blocks）)
- [2.4 目录与文件名的实现机制](#2.4 目录与文件名的实现机制)
- - [2.4.1 目录项的结构（ext2_dir_entry）](#2.4.1 目录项的结构（ext2_dir_entry）)
  - [2.4.2 目录文件的组织结构](#2.4.2 目录文件的组织结构)
  - [2.4.3 文件名的查找流程](#2.4.3 文件名的查找流程)
  - [2.4.4 文件名的修改与删除机制](#2.4.4 文件名的修改与删除机制)
  - [2.4.4.1 文件名的修改](#2.4.4.1 文件名的修改)
  - [2.4.4.2 文件名的删除](#2.4.4.2 文件名的删除)
  - [2.4.5 目录与文件名的限制](#2.4.5 目录与文件名的限制)
  - [2.4.6 路径解析](#2.4.6 路径解析)
  - [2.4.7 路径缓存](#2.4.7 路径缓存)
  - [2.4.8 挂载分区](#2.4.8 挂载分区)
  - [2.4.9 ACM时间（时间戳）](#2.4.9 ACM时间（时间戳）)
- [2.5 文件系统总结（四张图搞定）](#2.5 文件系统总结（四张图搞定）)
[3 ~> 面试必考题：软硬链接](#3 ~> 面试必考题：软硬链接)
- [3.1 硬连接](#3.1 硬连接)
- - [3.1.1 最佳实践](#3.1.1 最佳实践)
  - [3.1.2 硬链接数](#3.1.2 硬链接数)
  - [3.1.3 查看/（根目录）有几个目录？](#3.1.3 查看/（根目录）有几个目录？)
- [3.2 软链接](#3.2 软链接)
- [3.3 软硬连接对比](#3.3 软硬连接对比)
- [3.4 软硬连接的作用](#3.4 软硬连接的作用)
- [3.4.1 硬链接](#3.4.1 硬链接)
- [3.4.2 软连接](#3.4.2 软连接)
[4 ~> 声明与预告](#4 ~> 声明与预告)
本文代码演示
- readdir.c
结尾

1 ~> 理解硬件

1.1 磁盘、服务器、机柜以及机房

1.1.1 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

这个盘片，大家可以想象成光盘。不知道大家小时候有没有看过《奥特曼》，艾莉丝看过昭和七奥那个时候的光盘，这个光盘被艾莉丝和艾莉丝的哥哥保护的很好，因为那个光盘有个特点------只要盘面刮花了，下次塞到CD机子里面放《奥特曼》的时候电视机屏幕就会冒雪花，本质就是数据丢失了！ 这个盘片是在高速旋转的------差的一分钟8000 ~ 9000转，好的磁盘都是2 ~ 3万转的，不仅是盘片，和盘片一样，机械磁盘中唯二的两种运动的另一个会运动的部件：磁头------也在左右来回摆动，当然，这里插一嘴：由此可见磁盘是个机械设备。 这盘片和磁头能够挨着吗？盘片和磁头当然 不 挨着（悬浮的）。这么说可能有点抽象，这个距离就是稍微一点就会碰上的那种，打个比方：一家飞机在离地一米左右的地方低空飞行------差不多就是这样的意思。

机械硬盘还是西方为主（磁盘有使用寿命，3~5年，企业从西方采购，需要定期更换，全国大部分的数据都在各大企业的硬盘里面，不处理会有信息安全的问题！工信部有要求，所以我们让这些硬盘返厂检修的时候会想办法擦除/销毁磁盘 ，土办法是高温消磁法 ------磁盘里面有磁铁，当然现在有软件消磁法，效率高很多），SSD（固态硬盘，里面没有机械，是纯硬件电路）我国已经发展得很不错了。

SSD：固态硬盘，造价高，磁盘比SSD便宜很多，没有机械结构。和机械磁盘相比就是更加轻量化，比较好卖，而且最近几年价格也越来越便宜了，老百姓能够买得起了已经。

1.1.2 服务器、机房

这是一个生态和产业链相关的话题，艾莉丝这里一张图讲清楚：

磁头会抖动，从而和盘片（磁头和盘片没有直接接触）发生交互------要解决磁盘的共振问题，服务器要散热（有高温周期），因此机房必须装空调，而且空调夏天的时候必须24小时不停地开着，而且机房还要占土地面积，需要地皮，机房建设的技术难度大、成本特别高（动辄几亿乃至几十亿元）------像北上广深这样"寸土寸金"的大城市，地皮成本太高。

机房建设的地方要离能源更近、地皮也要更加便宜（比如贵州的服务器），为什么服务器会建在比较偏的地方？机房需要电力能源（风力、火力、水力发电），因此服务器一般都是在内蒙古、新疆、西藏（雅鲁藏布江下游水电工程，未来"服务器上高原"），即便把机房建到了偏远地区，机房的造价依旧很高，因此，中小企业没有能力建自己的机房（当时被一些互联网大厂发现了潜在的巨大市场）------要用云服务器得靠云服务器厂商------有能力的大公司搞的云服务器（这样大公司也赚到钱了）。国际上知名的云服务器大厂主要是亚马逊，国内有阿里、腾讯、百度...（生态）------生态和供应链关系。

1.1.3 题外话：磁盘与磁铁

机械硬盘是用永磁体驱动机械臂运动（寻道），用电磁铁在盘片上读写磁信号（数据）的精密磁-电-机械系统。没有对磁铁的精确控制和利用，就没有机械硬盘。
对比：固态硬盘（SSD）完全摒弃了磁记录和机械运动，使用半导体闪存芯片存储电荷，因此速度更快、抗震性极佳，但成本/容量比在传统领域不及HDD。

实际上，盘片在物理上是原子级光滑 的，但经过磁化后，在磁头的"眼"中（即通过感应磁场变化），它的表面就像布满了"磁性凸起"。

让我们把机械硬盘的"磁性地图"和Linux的Ext文件系统联系起来，这样就更透彻了：

1.1.3.1 盘片上的"地形图"：磁畴与比特

磁畴： 盘片涂层上的微小磁性区域。每个磁畴的北极指向代表一个比特位（0或1）。
"凸起"的真相： 当磁头读取时，它检测的是磁场方向发生翻转的边界。从一个磁畴的指向切换到另一个指向，会产生一个磁场脉冲信号。
"地图"的绘制： 因此，在数据层面上，盘片就像一张由无数个"磁性指向箭头"构成的、极精细的二维点阵地图 。写操作 就是用磁头（电磁铁）在这张地图上"雕刻"箭头的方向；读操作就是磁头在这张地图上"巡逻"，感应箭头方向的变化。

1.1.3.2 硬盘驱动器如何导航这张地图：物理地址

硬盘必须有一套坐标系来定位这张地图上的每一个点：

柱面： 所有盘片上相同半径的磁道组成的"圆柱"。由音圈电机（永磁体部分控制） 驱动磁头臂径向移动来选择。
磁头： 选择哪一个盘片的哪一面。由电路切换。
扇区： 一个磁道上分成的一段段"圆弧"，是读写的最小物理单位（传统为512字节，现代为4K）。
CHS（柱面 - 磁头 - 扇区） 就是这个地图的三维物理坐标。

1.1.3.3 连接硬件与软件：块设备与文件系统

操作系统（如Linux）并不直接操作 柱面、磁头、扇区 这种物理地址，太复杂了。硬盘控制器会将物理地址翻译成简单的逻辑块地址。

（1）块设备： 硬盘对Linux来说，就是一个"块设备"（如/dev/sda）。它被简单地视为一系列逻辑块的线性数组，每个块有固定的编号（LBA）。操作系统只需要说"读写第2048号块"，硬盘的固件就会自动通过音圈电机和旋转找到对应的物理位置。

（2）格式化与文件系统： Ext4这样的文件系统，就是在这些逻辑块之上建立起来的高级数据结构和管理规则。它负责：

划分区域： 分出引导块、超级块、inode区、数据块区等。
建立索引： inode就像一本账本，记录文件的属性、权限，以及文件数据具体存储在哪些逻辑块上。
管理空间： 记录哪些块空闲（位图），哪些已用。

1.1.3.4 描绘出从物理到逻辑的完整链条：

（1）最底层（物理磁场）： 盘片上是磁畴箭头构成的"磁性地形图"。

（2）导航层（磁铁驱动）： 音圈电机里的永磁体 驱动磁头臂移动到大致"经度"（柱面）；盘片旋转决定"纬度"。磁头上的电磁铁负责读取或改变当地"地形"（箭头方向）。

（3）抽象层（块设备）： 硬盘控制器将"磁性地形图"上的特定区域，编上简单的逻辑块号，呈现给操作系统。

（4）逻辑层（文件系统 - Ext4）： Ext4文件系统将这些逻辑块组织起来，创建出目录树、文件、日志等我们熟悉的概念。当您保存一个文档时，Ext4会做以下事情：

找一个空闲的inode来记录文件信息。
找到一些空闲的逻辑块来存放文件内容。
在inode中建立映射："我的数据放在第 1001, 1005, 1050... 号块里"。
将这个映射关系下发给硬盘驱动程序。

1.1.3.5 总结

这个"凸起"，正是磁记录数据的物理本质 。而Ext系列文件系统，是建立在对这种"凸起"进行规律化管理和抽象之上的高级逻辑结构。

简言之：

磁铁（永磁体+电磁铁） 是读写和定位"磁性凸起"的直接工具。
硬盘控制器把"磁性凸起地图"翻译成线性逻辑块地址。
Ext4文件系统则在这些逻辑块之上，构建出目录和文件的殿堂。

理解了这个链条，uu们应该就能明白为什么磁盘碎片化会影响性能（磁头需要到处跳读"凸起"），以及为什么文件系统损坏可能导致数据丢失（管理"凸起"映射关系的账本inode或位图损坏了）。

1.2 机械磁盘物理结构

机械磁盘的物理结构如下图所示：

1.3 磁盘的存储结构

1.3.1 存储结构

下图这个就是一个盘片：

扇区： 扇区是磁盘存储数据的基本单位 ，512字节，块设备（显示器是字符设备）。

下图是用大模型生成的一幅盘片与磁头的图：

外国人没有咱们的文化底蕴，取不出什么好名字，我们翻译的时候，翻译成了 "扇区" ，很形象，就像一把扇子：

我们可以总结出这样一张思维导图：

1.3.2 如何定位扇区：CHS地址定位

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？

我们可以用这样一个命令来

术语	说明
扇区（sector）	从磁盘读出和写入信息的最小单位，通常大小为 512 字节。
磁头（head）	每个盘片一般有上下两面，分别对应 1 个磁头，共 2 个磁头（每个盘片）。
磁道（track）	从盘片外圈往内圈编号，如 0 磁道、1 磁道...。靠近主轴的同心圆用于停靠磁头，不存储数据。
柱面（cylinder）	由磁道构成，数量上等同于磁道个数。
扇区数（sector）	每个磁道被切分成很多扇形区域，每道的扇区数量相同。
圆盘数（platter）	即盘片的数量。
细节说明	传动臂上的磁头是共进退的（这一点在磁盘读写调度中很重要）。

CHS寻址方式： 柱面（cylinder），磁头(head)，扇区（sector），显然可以定位数据了，这就是数据定位（寻址）方式之一，CHS寻址方式。

不过，现在的对早期的磁盘非常有效，知道用哪个磁头，读取哪个柱面上的第几扇区就可以读到数据了。但是CHS模式支持的硬盘容量有限 ，因为系统用8bit来存储磁头地址，用10bit来存储柱面地址，用6bit来存储扇区地址，而一个扇区共有512Byte，这样使用CHS寻址一块硬盘最大容量为256* 1024 * 63＊512B = 8064MB（1MB=1048576B，若按1MB = 1000000B来算就是8.4GB）

1.4 磁盘的逻辑结构

1.4.1 LBA

只是为了理解，并不完全真实

我们知道，磁带上面可以存储数据，我们可以把磁带 "拉直" ，形成线性结构------

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：

这样每一个扇区，就有了一个线性地址（其实就是数组下标 ），这种地址叫做 LBA。

我们总结一下，形成这样一张思维导图：

1.4.2 真实的过程

前面其实有这样一个细节：传动臂上的磁头是共进退的。

柱面是一个逻辑上的概念，其实就是每一面上，相同半径的磁道（同心圆）逻辑上构成柱面。

所以，磁盘物理上分了很多面，但是在我们看来，逻辑上，磁盘整体是由"柱面"卷起来的，这个构成就有点类似于大家可能吃过的那种果丹皮------

所以，磁盘的真实情况是：

磁道： 某一盘面的某一个磁道展开：

即：一维数组。

柱面： 整个磁盘所有盘面的同一个磁道，即柱面展开是个二维数组：

相当于我们把这个柱面想这样裁剪开：

柱面上的每个磁道，扇区个数是一样的------这不就是二维数组吗？

整盘： 我们大胆假设一下，根据前面的规律，这个整盘大概率是个三维数组。

整个磁盘不就是多张二维的扇区数组表（三维数组）吗？

因此，寻址一个扇区： 先找到哪一个柱面（Cylinder），在确定柱面内哪一个磁道（其实就是磁头位置，Head），在确定扇区（Sector），所以就有了 CHS。

我们之前学过C / C++的数组，在我们看来，其实全部都是一维数组：

所以，每一个扇区都有一个下标 ，我们叫做 LBA（Logical Block Address）地址 ，其实就是线性地址。怎么计算得到这个LBA地址呢？

1.4.3 磁盘寻址方式中 LBA（逻辑块地址）和 CHS（柱面 - 磁头 - 扇区）的关系以及它们之间的转换由谁来完成问题

LBA，1000，CHS必须要！LBA地址转成CHS地址，CHS如何转换成为LBA地址。

OS只需要使用LBA就可以了！！LBA地址转成CHS地址，CHS如何转换成为LBA地址 。谁来做呢？磁盘自己来做！ 固件（硬件电路，伺服系统）。

核心要点： 上面这些怎么理解？

1、LBA（Logical Block Addressing）

线性地址，将整个磁盘的所有扇区从 0 开始依次编号。
现代操作系统只需要使用 LBA就可以访问磁盘，无需关心具体的物理结构。

2、CHS（Cylinder-Head-Sector）

三维地址，通过柱面（Cylinder）、磁头（Head）、扇区（Sector） 三个参数定位扇区。
这是早期操作系统直接使用的物理寻址方式。

3、转换的必要性

虽然操作系统使用 LBA，但磁盘内部的物理结构仍然是 CHS 形式的（磁头在盘片上移动、旋转）。
因此，需要将 LBA 地址转换为磁盘实际能理解的 CHS 地址，才能正确读写数据。

4、谁来转换？

这个转换不是由操作系统完成 ，而是由磁盘自身的固件（硬件电路和伺服系统） 自动完成的。
操作系统只需发送 LBA 地址，磁盘接收到后，内部固件会将其转换成对应的 CHS 位置，然后执行读写操作。

为什么这么说？

现代磁盘对外提供一个简单的 LBA 接口，隐藏了内部复杂的物理结构。
磁盘固件负责管理坏道、地址映射、以及 LBA 到物理位置的转换，确保操作系统看到的是一块连续、可靠的逻辑地址空间。

简单类比：

就像你寄快递只需要写收件人的地址（LBA），而不需要知道快递公司内部如何分拣、运输（CHS）。快递公司（磁盘固件）会自动把你的地址转换成内部的路由信息。

1.4.4 CHS和LBA的相互转换

1.4.4.1 转换

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

1.4.4.2 详解转换（了解即可）

CHS与LBA地址的转换是磁盘固件的核心功能之一，转换的前提是已知磁盘的三个关键参数：磁头数（H_total）、每磁道扇区数（S_total）、柱面数（C_total）------这些参数由磁盘固件在开机时上报给操作系统，操作系统将其保存，用于后续的地址转换（实际转换由磁盘固件完成，操作系统仅需传递LBA地址）。

补充说明：单个柱面的扇区总数 = 磁头数（H_total） × 每磁道扇区数（S_total），这是转换公式的核心中间量。

1 CHS地址转换为LBA地址

转换逻辑：先计算目标柱面之前所有柱面的总扇区数，再计算目标磁头在当前柱面内的扇区偏移量，最后加上目标扇区在当前磁道内的偏移量（注意扇区号从1开始，需减1），公式如下：

L B A = C × ( H t o t a l × S t o t a l ) + H × S t o t a l + ( S − 1 ) LBA = C × (H_{total} × S_{total}) + H × S_{total} + (S - 1) LBA=C×(Htotal×Stotal)+H×Stotal+(S−1)

参数说明：

C：CHS地址中的柱面号（从0开始）
H：CHS地址中的磁头号（从0开始）
S：CHS地址中的扇区号（从1开始）
H_total：磁盘总磁头数
S_total：每磁道扇区数

示例：已知磁盘H_total=4，S_total=63，CHS地址为(10, 2, 5)，转换为LBA地址：

L B A = 10 × ( 4 × 63 ) + 2 × 63 + ( 5 − 1 ) = 10 × 252 + 126 + 4 = 2520 + 126 + 4 = 2650 LBA = 10 × (4×63) + 2×63 + (5-1) = 10×252 + 126 + 4 = 2520 + 126 + 4 = 2650 LBA=10×(4×63)+2×63+(5−1)=10×252+126+4=2520+126+4=2650

2 LBA地址转换为CHS地址

转换逻辑：反向推导CHS转LBA的公式，先通过LBA地址计算目标柱面号，再计算目标磁头号，最后计算目标扇区号（注意扇区号需加1，从1开始），公式如下：

柱面号： C = L B A / / ( H t o t a l × S t o t a l ) C = LBA // (H_{total} × S_{total}) C=LBA//(Htotal×Stotal)（// 表示整除，取整数部分）
磁头号： H = ( L B A % ( H t o t a l × S t o t a l ) ) / / S t o t a l H = (LBA \% (H_{total} × S_{total})) // S_{total} H=(LBA%(Htotal×Stotal))//Stotal（% 表示取余）
扇区号： S = ( L B A % S t o t a l ) + 1 S = (LBA \% S_{total}) + 1 S=(LBA%Stotal)+1

示例：已知磁盘H_total=4，S_total=63，LBA地址=2650，转换为CHS地址：

C = 2650 // (4×63) = 2650 // 252 = 10
余数 = 2650 % 252 = 2650 - 10×252 = 130
H = 130 // 63 = 2
S = (130 % 63) + 1 = 4 + 1 = 5

转换结果为CHS(10, 2, 5)，与前文示例一致，验证了公式的正确性。

1.4.4.3 地址映射的实际应用

在Linux系统中，操作系统和文件系统始终使用LBA地址访问磁盘，具体流程如下：

1、文件系统需要读写数据时，计算出目标数据所在的LBA地址（基于文件的块地址转换）。
2、操作系统将LBA地址发送给磁盘控制器（IDE/SATA/SCSI控制器）。
3、磁盘控制器通过磁盘固件，将LBA地址转换为CHS地址，定位到具体的物理扇区。
4、磁头读写目标扇区的数据，并将数据返回给操作系统，再由操作系统传递给文件系统。

这一过程对文件系统和应用程序完全透明，开发者无需关注CHS与LBA的转换细节，只需专注于LBA地址的管理------这也是文件系统能够跨不同物理结构磁盘兼容的核心原因。

1.4.4.4 认知变化

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。

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 ~> Ext系列文件系统核心原理（重点Ext2）

Ext系列文件系统是Linux系统的原生文件系统家族，由Remy Card等人开发，最早于1992年推出Ext1，随后逐步迭代出Ext2（1993年）、Ext3（2001年）、Ext4（2008年）。其中，Ext2是整个系列的基础，Ext3在Ext2的基础上增加了日志功能（Journal），Ext4则进一步优化了性能、容量和可靠性，但三者的核心设计理念（块管理、inode管理、块组管理等）完全一致。本文将以Ext2为核心，详细阐述Ext系列文件系统的核心原理。

核心前提： 文件的本质是 "数据 + 属性"（本质都是数据），其中数据是文件的实际内容（如文本、图片、代码等），属性是文件的描述信息（如文件名、大小、所有者、权限、创建时间等）。Ext系列文件系统的核心设计目标，就是高效管理文件的"数据"和"属性"，实现数据的快速定位、读写和维护。

2.1 Ext系列文件系统的核心概念

在理解Ext2文件系统的结构之前，需先掌握三个核心概念：块（Block）、inode（索引节点）、块组（Block Group）------这三个概念是Ext2文件系统的基石，贯穿于文件系统的整个设计与实现过程。

2.1.1 块（Block）------ 文件数据的存储单位

块是Ext系列文件系统中文件数据的最小存储单位，也是文件系统读写数据的最小单位。块是基于磁盘扇区的逻辑封装------由于磁盘扇区（512字节）过小，若直接以扇区为单位存储文件，会导致文件的块数过多，增加地址管理的复杂度和磁头的寻道次数，降低读写效率。因此，Ext2文件系统将多个连续的扇区组合成一个"块"，作为文件数据的存储单位。

2.1.1.1 块的核心特性

块大小可配置： 块的大小在文件系统格式化时确定，一旦确定无法修改，主流大小为4KB（默认值），也可配置为1KB、2KB、8KB。块大小的选择需结合磁盘容量和应用场景：小容量磁盘适合选择小 block（如1KB），避免块浪费；大容量磁盘适合选择大 block（如4KB、8KB），提升读写效率。
块的编号： 块的编号以分区为单位，从0开始依次编号（块0、块1、块2......），每个块有一个唯一的块号------文件系统通过块号定位到具体的块，再通过块号与LBA地址的转换，实现对磁盘扇区的访问。
块与扇区的对应关系： 块由连续的扇区组成，块大小必须是扇区大小（512字节）的整数倍。例如：4KB块对应8个连续的512字节扇区，块号为n的块，对应的LBA地址范围为n×8 ~ (n+1)×8 - 1。
块的类型： Ext2文件系统中的块分为两类：数据块（Data Block）和管理块（如超级块、位图块、inode表块等），其中数据块用于存储文件的实际内容，管理块用于存储文件系统的管理信息。

示例：通过Linux系统的stat命令，可查看文件的块相关信息：

bash 复制代码

[whb@bite-alicloud stdio]$ stat main.c
File: 'main.c'
Size: 488          Blocks: 8          IO Block: 4096   regular file
Device: fd01h/64769d    Inode: 1052007     Links: 1
Access: (0664/-rw-rw-r--)  Uid: (1000/    whb)   Gid: (1000/    whb)
Modify: 2024-10-17 19:06:11.139423737 +0800
Change: 2024-10-17 19:06:11.139423737 +0800
Birth: -

解读：该文件大小为488字节，占用8个IO Block（即4KB块，8×512字节=4096字节），即使文件大小不足4KB，也会占用一个完整的块------这是块存储的"空间浪费"特性，也是平衡效率与空间的trade-off。

2.1.2 inode（索引节点）------ 文件属性的存储单位

inode（Index Node，索引节点）是Ext系列文件系统中存储文件属性的核心结构，每个文件对应一个唯一的inode，inode中存储了文件的所有属性信息（除文件名外），以及文件数据所在的数据块的地址------通过inode，文件系统可以将文件的属性与数据关联起来，实现文件的访问。

2.1.2.1 inode的核心特性：

inode的唯一性： inode的编号以分区为单位，从1开始依次编号（inode 1、inode 2、inode 3......），每个inode有一个唯一的inode号------这是文件的唯一标识，比文件名更核心（文件名可修改，但inode号不变）。
inode的大小固定： inode的大小在文件系统格式化时确定，默认为128字节，也可配置为256字节。无论文件的大小和类型如何，其对应的inode大小始终一致------这是因为inode的结构是固定的，仅存储文件的属性和数据块地址，不存储文件内容。
inode不存储文件名： 这是Ext系列文件系统的关键设计之一------文件名存储在目录文件的数据块中，而非inode中。inode与文件名的对应关系由目录管理，这也是软硬链接实现的基础。
inode的数量固定： inode的总数量在文件系统格式化时确定，与块的总数量成正比（通常为块总数的1/16或1/32）。若分区中需要存储大量小文件（每个文件占用一个inode），可能会出现"inode耗尽但块仍有剩余"的情况，此时无法创建新文件，需重新格式化分区并调整inode数量。

2.1.2.2 Ext2 inode的具体结构

bash 复制代码

Ext2文件系统的inode结构由C语言结构体定义（内核源码中的ext2_inode结构体），包含了文件的所有属性和数据块地址，核心字段如下（简化版，保留关键字段）：

struct ext2_inode {
    __le16 i_mode;          /* 文件模式：区分文件类型（普通文件、目录、链接等）和权限 */
    __le16 i_uid;           /* 文件所有者的UID（低16位） */
    __le32 i_size;          /* 文件大小（字节） */
    __le32 i_atime;         /* 最后访问时间（时间戳） */
    __le32 i_ctime;         /* inode创建时间（时间戳） */
    __le32 i_mtime;         /* 文件内容最后修改时间（时间戳） */
    __le32 i_dtime;         /* 文件删除时间（时间戳） */
    __le16 i_gid;           /* 文件所属组的GID（低16位） */
    __le16 i_links_count;   /* 硬链接数 */
    __le32 i_blocks;        /* 文件占用的数据块数（以512字节为单位） */
    __le32 i_flags;         /* 文件标志（如只读、隐藏等） */
    __le32 i_block[EXT2_N_BLOCKS]; /* 数据块地址指针数组（核心字段） */
    __le32 i_generation;    /* 文件版本（用于NFS） */
    __le32 i_file_acl;      /* 文件ACL（访问控制列表）地址 */
    __le32 i_dir_acl;       /* 目录ACL地址 */
    __le32 i_faddr;         /* 碎片地址 */
    /* 其他OS相关的扩展字段... */
};

/* 数据块指针数组的大小：12个直接块 + 1个一级间接块 + 1个二级间接块 + 1个三级间接块 = 15个 */
#define EXT2_NDIR_BLOCKS 12    /* 直接块指针数量 */
#define EXT2_IND_BLOCK EXT2_NDIR_BLOCKS /* 一级间接块指针索引 */
#define EXT2_DIND_BLOCK (EXT2_IND_BLOCK + 1) /* 二级间接块指针索引 */
#define EXT2_TIND_BLOCK (EXT2_DIND_BLOCK + 1) /* 三级间接块指针索引 */
#define EXT2_N_BLOCKS (EXT2_TIND_BLOCK + 1) /* 总指针数量：15 */

2.1.2.3 inode核心字段解读：

i_mode： 16位字段，高4位表示文件类型（如0x8表示普通文件、0x4表示目录、0x2表示符号链接等），低12位表示文件权限（所有者、所属组、其他用户的读/写/执行权限）。
i_size： 文件的实际大小（字节），对于普通文件，该值为文件内容的字节数；对于目录文件，该值为目录数据块的大小（通常为4KB）。
时间戳字段： i_atime（访问时间）、i_mtime（修改时间）、i_ctime（创建时间）、i_dtime（删除时间），均以Unix时间戳（从1970年1月1日00:00:00 UTC开始的秒数）存储，Linux系统通过这些时间戳管理文件的生命周期。
i_links_count： 文件的硬链接数，默认值为1（创建文件时），每创建一个硬链接，该值加1；每删除一个硬链接，该值减1，当该值为0时，文件的inode和数据块被释放（真正删除文件）。
i_block[EXT2_N_BLOCKS]： 核心字段，用于存储文件数据所在的数据块地址指针，共15个指针，分为4种类型（直接块、一级间接块、二级间接块、三级间接块），用于支持不同大小的文件存储------这是Ext2文件系统支持大文件的关键设计。

2.1.3 块组（Block Group）------ 文件系统的分区管理单元

Ext2文件系统将整个磁盘分区划分为若干个大小相等的"块组"（Block Group），每个块组包含一组连续的块，所有块组的结构完全一致------这种设计的核心目的是分散文件系统的管理信息，避免因单个管理块损坏导致整个文件系统瘫痪，同时减少磁头的寻道次数（文件的inode和数据块尽量放在同一个块组中）。

2.1.3.1 块组的核心特性：

块组大小固定： 块组的大小由块大小和块组内的块数决定，默认情况下，每个块组包含8192个块（如4KB块，块组大小为8192×4KB=32MB），块组的数量 = 分区总块数 ÷ 每个块组的块数。
块组结构一致： 每个块组都包含超级块、块组描述符表、块位图、inode位图、inode表、数据块六个部分，其中超级块和块组描述符表在多个块组中存在备份，确保文件系统的可靠性。
块组的编号： 块组从0开始依次编号（块组0、块组1、块组2......），每个块组的起始块号 = 块组编号 × 每个块组的块数。

2.2 Ext2文件系统的整体结构

Ext2文件系统的整体结构以块组为基础，从磁盘分区的起始位置开始，依次分为启动块（Boot Block）和多个块组（Block Group 0、Block Group 1、......、Block Group N），具体结构如下：

2.2.1 启动块（Boot Block）

启动块位于磁盘分区的最起始位置（块0），大小固定为1KB（由PC标准规定），用于存储磁盘分区信息和操作系统的引导程序（如GRUB），不属于Ext2文件系统的管理范围，任何文件系统都不能修改启动块------若启动块损坏，将导致操作系统无法引导。

2.2.2 块组的内部结构

每个块组（Block Group）的内部结构从起始位置开始，依次为超级块、块组描述符表、块位图、inode位图、inode表、数据块，各部分的功能如下：

2.2.2.1 超级块（Super Block）

超级块是Ext2文件系统的"总控中心"，存储整个文件系统的全局管理信息，用于描述文件系统的整体状态和参数，是文件系统正常工作的核心------若超级块损坏，整个文件系统将无法挂载和使用。

2.2.2.1.1 超级块的核心特性

备份机制： 超级块在块组0中一定存在，同时会在其他块组（通常是块组编号为2的幂的块组，如块组1、2、4、8......）中存在备份，备份的目的是当块组0的超级块损坏时，可通过备份的超级块恢复文件系统。
大小固定： 超级块的大小固定为1个块（如4KB块，超级块大小为4KB），存储在块组的第一个块（块组起始块号 + 1）。
核心存储信息： 超级块的结构由ext2_super_block结构体定义（内核源码），核心信息如下（下面这个属于简化版）：

c 复制代码

struct ext2_super_block {
    __le32 s_inodes_count;      /* 文件系统的总inode数 */
    __le32 s_blocks_count;      /* 文件系统的总块数 */
    __le32 s_r_blocks_count;    /* 保留块数（仅root用户可使用） */
    __le32 s_free_blocks_count; /* 空闲块数 */
    __le32 s_free_inodes_count; /* 空闲inode数 */
    __le32 s_first_data_block;  /* 第一个数据块的块号（通常为1） */
    __le32 s_log_block_size;    /* 块大小的日志值（用于计算块大小） */
    __le32 s_log_frag_size;     /* 碎片大小的日志值 */
    __le32 s_blocks_per_group;  /* 每个块组的块数 */
    __le32 s_frags_per_group;   /* 每个块组的碎片数 */
    __le32 s_inodes_per_group;  /* 每个块组的inode数 */
    __le32 s_mtime;             /* 文件系统最后挂载时间（时间戳） */
    __le32 s_wtime;             /* 文件系统最后写入时间（时间戳） */
    __le16 s_mnt_count;         /* 文件系统挂载次数 */
    __le16 s_max_mnt_count;     /* 最大挂载次数（超过后需检查文件系统） */
    __le16 s_magic;             /* 魔法数（Ext2的魔法数为0xEF53，用于识别文件系统类型） */
    __le16 s_state;             /* 文件系统状态（正常、错误、只读等） */
    __le16 s_errors;            /* 错误处理方式（忽略、恢复、panic等） */
    __le16 s_minor_rev_level;   /* 次版本号 */
    __le32 s_lastcheck;         /* 最后一次检查文件系统的时间（时间戳） */
    __le32 s_checkinterval;     /* 检查文件系统的时间间隔（秒） */
    __le32 s_creator_os;        /* 创建文件系统的操作系统 */
    __le32 s_rev_level;         /* 主版本号 */
    __le16 s_def_resuid;        /* 保留块的默认UID */
    __le16 s_def_resgid;        /* 保留块的默认GID */
    /* 其他扩展字段... */
};

关键解读： s_magic（魔法数）是识别文件系统类型的核心字段，Ext2的魔法数为0xEF53，操作系统挂载分区时，会读取超级块的魔法数，判断该分区的文件系统类型是否为Ext2；s_blocks_per_group和s_inodes_per_group用于确定每个块组的块数和inode数，是块组管理的基础。

2.2.2.2 块组描述符表（Group Descriptor Table，GDT）

块组描述符表用于存储每个块组的描述信息，每个块组对应一个块组描述符（ext2_group_desc结构体），所有块组描述符组成块组描述符表------文件系统通过块组描述符表，可快速定位每个块组的位图、inode表、数据块的位置。

2.2.2.2.1 块组描述符表的核心特性

备份机制： 与超级块类似，块组描述符表在块组0中存在，同时在其他有超级块备份的块组中存在备份，确保块组描述信息不丢失。
大小计算： 块组描述符的大小为32字节，块组描述符表的大小 = 块组数量 × 32字节，通常占用1~多个块（如块组数量为100，块组描述符表大小为3200字节，占用1个4KB块）。
块组描述符的核心结构：

c 复制代码

struct ext2_group_desc {
    __le32 bg_block_bitmap;     /* 块位图的块号 */
    __le32 bg_inode_bitmap;     /* inode位图的块号 */
    __le32 bg_inode_table;      /* inode表的起始块号 */
    __le16 bg_free_blocks_count;/* 该块组的空闲块数 */
    __le16 bg_free_inodes_count;/* 该块组的空闲inode数 */
    __le16 bg_used_dirs_count;  /* 该块组的目录数 */
    __le16 bg_pad;              /* 填充字段（对齐） */
    __le32 bg_reserved[3];      /* 保留字段 */
};

关键解读： bg_block_bitmap、bg_inode_bitmap、bg_inode_table是核心字段，分别指向该块组的块位图、inode位图、inode表的块号------通过这三个字段，文件系统可快速定位到块组内的管理结构，实现块和inode的分配与释放。

块位图（Block Bitmap）

Block Bitmap中记录着DataBlock中哪个数据块已经被占用，哪个数据块没有被占用。

块位图用于管理该块组内的数据块和管理块的分配状态，记录哪些块已被占用、哪些块没有被占用------块位图的大小为1个块（如4KB块，块位图大小为4KB），每个bit位对应一个块（bit位与块号一一对应）。

2.2.2.3.1 块位图的核心规则

bit位的编号与块组内的块编号一一对应（bit 0对应块组内的第0块，bit 1对应块组内的第1块，......，bit n对应块组内的第n块）。
bit位的值为0，表示对应的块空闲，可用于分配；bit位的值为1，表示对应的块已被占用（用于存储数据或管理信息）。
块位图的分配与释放： 当需要分配一个块时，文件系统会扫描块位图，查找值为0的bit位（空闲块），找到后将该bit位设为1（标记为占用），并计算出对应的块号，分配给需要的结构（如数据块、管理块）；当需要释放一个块时，文件系统会找到该块对应的bit位，将其设为0（标记为空闲），完成块的释放。为了提升分配效率，Linux内核会维护一个空闲块链表，记录最近空闲的块，避免每次分配都扫描整个位图------这是Ext2文件系统在块分配上的优化策略。
块位图的损坏影响： 块位图是块分配与释放的核心，若块位图损坏，会导致文件系统无法准确识别哪些块空闲、哪些块占用，可能出现重复分配块（多个文件占用同一个块，导致数据覆盖损坏）或块泄漏（块被标记为占用但实际未使用，无法被重新分配，造成磁盘空间浪费）。此时需通过e2fsck工具扫描磁盘，重建块位图，恢复文件系统的正常使用。

2.2.2.4 inode位图（inode Bitmap）

inode位图与块位图的设计逻辑完全一致，核心作用是管理该块组内inode的分配状态，记录哪些inode已被占用、哪些inode空闲------inode位图的大小同样为1个块（如4KB块，inode位图大小为4KB），每个bit位对应一个inode（bit位与inode号一一对应）。

2.2.2.4.1 inode位图的核心规则

bit位的编号与块组内的inode编号一一对应（bit 0对应块组内的第0个inode，bit 1对应块组内的第1个inode，......，bit n对应块组内的第n个inode）。需要注意的是，inode编号以分区为单位，块组内的inode编号 = 块组编号 × 每个块组的inode数 + 块组内的偏移量。
bit位的值为0，表示对应的inode空闲，可用于分配（创建新文件时分配inode）；bit位的值为1，表示对应的inode已被占用（对应某个已存在的文件）。
inode位图的分配与释放： 创建新文件时，文件系统会扫描inode位图，查找值为0的bit位，找到后将该bit位设为1，分配对应的inode号，并初始化inode的属性（如所有者、权限、创建时间等）；删除文件时，当文件的硬链接数（i_links_count）减至0，文件系统会将该文件对应的inode位图bit位设为0，释放inode，同时释放该inode指向的数据块。
inode位图的备份： 与块位图不同，inode位图没有单独的备份机制，每个块组的inode位图仅存储在该块组内------若某块组的inode位图损坏，会导致该块组内的inode分配状态丢失，可能出现inode重复分配或泄漏，需通过e2fsck工具重建inode位图。

示例：假设某块组的inode位图为4KB（32768个bit位），每个块组的inode数为32768，则该inode位图可管理32768个inode，刚好对应一个块组的inode总量------这是Ext2文件系统的默认设计，确保inode位图的大小与块组内的inode数匹配，避免空间浪费。

2.2.2.5 inode表（inode Table）

inode表是块组内存储所有inode的连续块集合，每个inode占用固定大小的空间（默认128字节或256字节），inode表的起始块号由块组描述符的bg_inode_table字段指定，inode表的大小 = 每个块组的inode数 × inode大小，通常占用多个连续的块。

2.2.2.5.1 inode表的核心特性

inode的存储顺序： inode表内的inode按inode编号顺序存储，即inode表的第一个inode对应块组内的第0个inode（分区内inode编号 = 块组编号×inode数 + 0），第二个inode对应块组内的第1个inode，以此类推------这种顺序存储方式便于文件系统通过inode编号快速定位到inode在表中的位置，提升访问效率。
inode表的定位方式： 文件系统要访问某个inode时，先根据inode编号计算出该inode所属的块组（块组编号 = inode编号 ÷ 每个块组的inode数），再找到该块组的块组描述符，通过bg_inode_table字段获取inode表的起始块号，最后计算出inode在表中的偏移量（偏移量 = (inode编号 % 每个块组的inode数) × inode大小），从而定位到该inode的具体位置，读取其内容。
inode表的空闲管理： inode表的空闲状态由inode位图管理，当inode位图标记某个inode为空闲时，该inode在inode表中的空间可被重新使用，创建新文件时会覆盖该inode的原有内容（如属性、数据块地址等）------但需注意，若原有文件的数据块未被释放（如硬链接数未减至0），则该inode指向的数据块仍会被保留，避免数据丢失。
inode表的损坏影响： inode表损坏会导致文件的属性丢失（如文件名无法关联到数据、文件权限异常、文件大小错误等），若损坏的inode对应关键文件（如系统文件），可能导致系统无法正常运行。此时可通过e2fsck工具尝试恢复inode表，若无法恢复，可能导致对应文件永久丢失。

补充说明： Ext2文件系统的inode表默认占用块组内的连续块，这种连续存储方式可减少磁头的寻道次数，提升inode的访问速度------这是因为磁头可一次性读取inode表的多个连续块，无需频繁移动磁头定位分散的块。

2.2.2.6 数据块（Data Blocks）

数据块是块组内用于存储文件实际内容的区域，也是块组中占用空间最大的部分（其余部分为管理块，仅占用少量空间），数据块的分配与释放由块位图管理，文件的所有实际内容（如文本、图片、代码等）都存储在数据块中，目录文件的内容（文件名与inode号的对应关系）也存储在数据块中。

2.2.2.6.1 数据块的核心分类

根据存储内容的不同，Ext2文件系统的数据块可分为三类，分别对应不同的文件类型和使用场景：

普通文件数据块： 用于存储普通文件的实际内容（如.txt、.c、.exe等文件），是最常用的数据块类型。普通文件的数据块由该文件的inode中的i_block数组指向，文件系统通过inode找到对应的数据块，读取或写入文件内容。普通文件的数据块可分为直接块、一级间接块、二级间接块、三级间接块，具体实现将在后续章节详细阐述。
目录文件数据块： 用于存储目录文件的内容------目录文件本质上是一种特殊的文件，其内容并非用户数据，而是该目录下所有文件（包括子目录）的"目录项"（directory entry），每个目录项记录了文件名与对应的inode号，以及目录项的相关属性（如目录项长度、文件类型等）。目录文件的数据块同样由其inode的i_block数组指向，文件系统通过目录文件的数据块，可实现文件名到inode号的映射，进而访问文件的属性和内容。
特殊文件数据块： 用于存储特殊文件的内容，如符号链接文件、设备文件、管道文件等。其中，符号链接文件的数据块存储的是目标文件的路径（若路径较短，可直接存储在inode的i_block数组中，无需占用独立的数据块）；设备文件、管道文件等特殊文件不存储实际数据，其数据块通常为空，仅通过inode的属性标识文件类型和相关参数。

2.2.2.6.2 数据块的分配策略

Ext2文件系统采用 "就近分配" 和 "连续分配" 相结合的策略分配数据块，核心目的是减少磁头的寻道次数，提升文件的读写效率，具体策略如下：

连续分配优先： 创建文件时，文件系统会尽量为文件分配连续的 data 块------连续的数据块可让磁头一次性读取多个块，无需频繁移动磁头定位分散的块，大幅提升读写速度。例如：创建一个1MB的文件（块大小4KB），文件系统会分配256个连续的数据块，存储该文件的内容。
就近分配补充： 若当前块组内没有足够的连续空闲块，文件系统会优先在同一块组内分配空闲块（即使不连续），避免跨块组分配------因为同一块组内的块物理位置相近，磁头移动距离短，访问速度快；若当前块组内无空闲块，再在其他块组分配空闲块。
预分配机制： 对于正在写入的文件，Ext2文件系统会预分配多个连续的空闲块，供文件后续写入使用------这种机制可避免文件随写入量增加而出现数据块分散（碎片化）的情况，确保文件的读写效率。预分配的块若未被使用，文件关闭后会被释放，避免空间浪费。

2.2.2.6.3 数据块的碎片化问题：

数据块碎片化是所有文件系统都会面临的问题，指的是一个文件的数据块分散在磁盘的不同位置（非连续），导致磁头需要频繁移动定位各个数据块，大幅降低读写效率。Ext2文件系统通过以下方式缓解碎片化问题：

采用连续分配和就近分配策略，尽量减少数据块的分散。
实现块缓存机制，将常用的数据块缓存到内存中，减少磁盘访问次数，间接缓解碎片化带来的效率损失。
提供e2defrag工具，可对碎片化严重的文件系统进行整理，将分散的数据块整理为连续块，提升读写效率。

补充说明：Ext2文件系统不支持动态碎片整理（如Ext4的在线碎片整理功能），需在文件系统卸载后，通过e2defrag工具进行离线整理------这是Ext2与Ext4的主要区别之一，也是Ext2在现代大容量磁盘中应用逐渐减少的原因之一。

2.3 Ext2文件的数据存储机制

Ext2文件系统通过inode的i_block数组（15个指针）管理文件的数据块，根据文件大小的不同，采用四种不同的存储方式：直接块存储、一级间接块存储、二级间接块存储、三级间接块存储------这种分层存储方式既保证了小文件的访问效率，又支持大文件的存储，是Ext2文件系统的核心设计之一。

核心前提：每个数据块指针（i_block数组中的每个元素）占用4字节，可存储一个块号（32位），因此每个指针可指向一个数据块；若块大小为4KB，则每个数据块可存储1024个块号（4KB ÷ 4字节/个 = 1024个）------这是计算不同存储方式支持最大文件大小的关键依据。

2.3.1 直接块存储（Direct Blocks）

直接块存储是Ext2文件系统中最基础、最高效的存储方式，适用于小文件（通常为小于48KB的文件，块大小4KB时）。inode的i_block数组前12个指针（i_block[0] ~ i_block[11]）为直接块指针，每个指针直接指向存储文件内容的数据块------文件系统通过这12个指针，可直接定位到文件的数据块，无需额外的间接查找，访问效率最高。

直接块存储的核心特点：

访问效率高：无需间接查找，通过inode的直接块指针可直接定位到数据块，磁头移动次数最少，适合小文件的频繁读写。
存储容量有限：块大小为4KB时，12个直接块可存储的最大文件大小 = 12 × 4KB = 48KB；若块大小为8KB，最大可存储96KB------仅能满足小文件的存储需求，无法存储大文件。
适用场景：系统中的大多数文件（如配置文件、日志文件、小型脚本等）均为小文件，适合采用直接块存储，可充分发挥其访问高效的优势。

示例：一个大小为30KB的文件（块大小4KB），需要占用8个数据块（30KB ÷ 4KB ≈ 8个），文件系统会将这8个数据块的块号，依次存储在inode的i_block[0] ~ i_block[7]中，剩余的4个直接块指针（i_block[8] ~ i_block[11]）设为0（未使用）；当读取该文件时，文件系统直接通过这8个指针，定位到对应的数据块，读取文件内容。

2.3.2 一级间接块存储（Indirect Blocks）

当文件大小超过直接块存储的最大容量（如48KB，块大小4KB）时，Ext2文件系统会使用一级间接块存储------inode的i_block数组第13个指针（i_block[12]）为一级间接块指针，该指针不直接指向存储文件内容的数据块，而是指向一个"一级间接块"，该间接块中存储的是多个数据块的块号（而非文件内容），文件系统通过间接块中的块号，可定位到文件的数据块。

一级间接块存储的核心逻辑：

文件系统分配一个空闲块作为一级间接块，将该块的块号存储在inode的i_block[12]中。
将文件超出直接块容量的部分，存储在多个数据块中，将这些数据块的块号，依次写入一级间接块中（每个块号占用4字节）。
读取文件时，文件系统先通过i_block[12]找到一级间接块，读取间接块中的数据块块号，再通过这些块号定位到数据块，读取文件内容。

一级间接块存储的容量计算（块大小4KB）：

一级间接块可存储的块号数量 = 4KB ÷ 4字节/个 = 1024个。
一级间接块可存储的文件容量 = 1024 × 4KB = 4096KB = 4MB。
直接块 + 一级间接块的总容量 = 48KB + 4MB = 4144KB ≈ 4.05MB。

一级间接块存储的特点：

访问效率略低：相比直接块存储，多了一次间接查找（先找间接块，再找数据块），磁头需要多移动一次，访问时间略有增加。
存储容量提升：可存储比直接块大得多的文件，满足中等大小文件的存储需求（如小型文档、图片等）。
空间开销：需要额外占用一个块作为一级间接块，即使间接块中仅存储少量块号，也会占用一个完整的块------这是间接存储的空间开销。

2.3.3 二级间接块存储（Double Indirect Blocks）

当文件大小超过直接块 + 一级间接块的总容量（约4.05MB，块大小4KB）时，Ext2文件系统会使用二级间接块存储------inode的i_block数组第14个指针（i_block[13]）为二级间接块指针，该指针指向一个"二级间接块"，二级间接块中存储的是多个一级间接块的块号，每个一级间接块中再存储多个数据块的块号，通过两层间接查找，定位到文件的数据块。

二级间接块存储的核心逻辑：

文件系统分配一个空闲块作为二级间接块，将该块的块号存储在inode的i_block[13]中。
分配多个空闲块作为一级间接块，将这些一级间接块的块号，依次写入二级间接块中。
将文件超出直接块 + 一级间接块容量的部分，存储在多个数据块中，将这些数据块的块号，依次写入各个一级间接块中。
读取文件时，文件系统先通过i_block[13]找到二级间接块，读取一级间接块的块号；再通过一级间接块的块号，找到一级间接块，读取数据块的块号；最后通过数据块的块号，定位到数据块，读取文件内容。

二级间接块存储的容量计算（块大小4KB）：

二级间接块可存储的一级间接块块号数量 = 4KB ÷ 4字节/个 = 1024个。
每个一级间接块可存储1024个数据块块号，因此二级间接块可存储的数据块总数 = 1024 × 1024 = 1048576个。
二级间接块可存储的文件容量 = 1048576 × 4KB = 4194304KB = 4096MB = 4GB。
直接块 + 一级间接块 + 二级间接块的总容量 = 48KB + 4MB + 4GB ≈ 4.004GB。

二级间接块存储的特点：

访问效率较低：需要两次间接查找（二级间接块→一级间接块→数据块），磁头移动次数增加，访问时间进一步延长。
存储容量大幅提升：可存储GB级别的大文件，满足大多数应用场景的需求（如大型文档、视频、压缩包等）。
空间开销增加：需要额外占用一个二级间接块和多个一级间接块，空间开销比一级间接块存储更大。

2.3.4 三级间接块存储（Triple Indirect Blocks）

当文件大小超过直接块 + 一级间接块 + 二级间接块的总容量（约4.004GB，块大小4KB）时，Ext2文件系统会使用三级间接块存储------inode的i_block数组第15个指针（i_block[14]）为三级间接块指针，该指针指向一个"三级间接块"，三级间接块中存储的是多个二级间接块的块号，每个二级间接块中存储多个一级间接块的块号，每个一级间接块中再存储多个数据块的块号，通过三层间接查找，定位到文件的数据块。

三级间接块存储的核心逻辑：

文件系统分配一个空闲块作为三级间接块，将该块的块号存储在inode的i_block[14]中。
分配多个空闲块作为二级间接块，将这些二级间接块的块号，依次写入三级间接块中。
分配多个空闲块作为一级间接块，将这些一级间接块的块号，依次写入各个二级间接块中。
将文件超出直接块 + 一级间接块 + 二级间接块容量的部分，存储在多个数据块中，将这些数据块的块号，依次写入各个一级间接块中。
读取文件时，文件系统需经过三次间接查找（三级间接块→二级间接块→一级间接块→数据块），才能定位到数据块，读取文件内容。

三级间接块存储的容量计算（块大小4KB）：

三级间接块可存储的二级间接块块号数量 = 4KB ÷ 4字节/个 = 1024个。
每个二级间接块可存储1024个一级间接块块号，每个一级间接块可存储1024个数据块块号，因此三级间接块可存储的数据块总数 = 1024 × 1024 × 1024 = 1073741824个。
三级间接块可存储的文件容量 = 1073741824 × 4KB = 4294967296KB = 4194304MB = 4096GB = 4TB。
Ext2文件系统支持的最大文件容量（块大小4KB） = 直接块 + 一级间接块 + 二级间接块 + 三级间接块 = 48KB + 4MB + 4GB + 4TB ≈ 4.004TB。

三级间接块存储的特点：

访问效率最低： 需要三次间接查找，磁头移动次数最多，访问时间最长------因此，大文件的读写速度远低于小文件。
存储容量极大： 可存储TB级别的超大文件，满足大型应用的存储需求（如数据库文件、大型视频文件、磁盘镜像等）。
空间开销最大： 需要额外占用一个三级间接块、多个二级间接块和一级间接块，空间开销显著增加------但对于超大文件而言，这种空间开销是可接受的。

补充说明： Ext2文件系统的最大文件容量与块大小直接相关，块大小越大，支持的最大文件容量越大------例如，块大小为8KB时，三级间接块可存储的最大文件容量为16TB，可满足更大容量文件的存储需求。但块大小越大，小文件的空间浪费越严重（如1字节的小文件，也会占用一个8KB的块），因此块大小的选择需平衡空间利用率和文件容量需求。

2.4 目录与文件名的实现机制

前文已提及，Ext2文件系统的inode不存储文件名，文件名的存储与管理由目录文件负责------目录文件本质上是一种特殊的文件，其inode的i_mode字段标记为目录类型（0x4），其数据块中存储的是该目录下所有文件（包括子目录）的目录项（directory entry），每个目录项记录了文件名与对应的inode号，以及目录项的相关属性，从而实现文件名到inode的映射，进而关联到文件的属性和数据。

2.4.1 目录项的结构（ext2_dir_entry）

Ext2文件系统的目录项由C语言结构体ext2_dir_entry定义（内核源码中），每个目录项的大小不固定（根据文件名长度动态调整），核心字段用于记录文件名、inode号和目录项信息，具体结构如下（简化版）：

c 复制代码

struct ext2_dir_entry {
    __le32 inode;              /* 目录项对应的文件/目录的inode号 */
    __le16 rec_len;            /* 目录项的总长度（字节），用于定位下一个目录项 */
    __le8 name_len;            /* 文件名的长度（字节），不包括结束符 */
    __le8 file_type;           /* 文件类型（与inode的i_mode高4位一致） */
    char name[EXT2_NAME_LEN];  /* 文件名（最大长度255字节） */
};

/* 文件类型定义（file_type字段的值） */
#define EXT2_FT_UNKNOWN  0    /* 未知类型 */
#define EXT2_FT_REG_FILE 1    /* 普通文件 */
#define EXT2_FT_DIR      2    /* 目录文件 */
#define EXT2_FT_SYMLINK  7    /* 符号链接文件 */
#define EXT2_FT_BLKDEV   8    /* 块设备文件 */
#define EXT2_FT_CHRDEV   9    /* 字符设备文件 */
#define EXT2_FT_FIFO     10   /* 管道文件 */
#define EXT2_FT_SOCK     11   /* 套接字文件 */

/* 文件名最大长度 */
#define EXT2_NAME_LEN 255

目录项核心字段解读：

inode：核心字段，存储该目录项对应的文件或目录的inode号------通过该inode号，文件系统可定位到对应的inode，进而访问文件的属性和数据。例如：目录项中inode号为100，对应分区内的inode 100，文件系统通过inode 100可找到该文件的数据块，读取文件内容。
rec_len：目录项的总长度（字节），包括该目录项的所有字段（inode、rec_len、name_len、file_type、name），用于定位下一个目录项------由于文件名长度不同，目录项的长度也不同，通过rec_len字段，文件系统可从当前目录项的起始位置，跳过当前目录项，找到下一个目录项的起始位置（当前目录项起始地址 + rec_len = 下一个目录项起始地址）。
name_len：文件名的实际长度（字节），不包括字符串结束符（'\0'）------例如：文件名为"test.txt"，长度为8字节，name_len字段的值为8，name数组中仅存储前8个字符，剩余空间填充为0（不占用实际存储，仅用于对齐）。
file_type：文件类型，与inode的i_mode字段高4位的值一致------文件系统可通过该字段快速判断文件类型，无需访问inode，提升效率。例如：file_type为2，表示该目录项对应一个目录文件；file_type为1，表示对应一个普通文件。
name：存储文件名的字符数组，最大长度为255字节（EXT2_NAME_LEN定义）------Ext2文件系统支持的最大文件名长度为255字节，超过该长度的文件名无法创建。

2.4.2 目录文件的组织结构

每个目录文件（包括根目录）的数据块中，存储着多个目录项，这些目录项按顺序排列，通过rec_len字段相互关联，形成一个链表结构------目录文件的第一个目录项和第二个目录项是固定的，分别为"."（当前目录）和"..."（父目录），其余目录项为该目录下的文件和子目录。

"."（当前目录）：目录项的inode号等于当前目录文件的inode号------通过该目录项，可访问当前目录的属性（如目录的所有者、权限、创建时间等）。例如：当前目录的inode号为2，那么"."目录项的inode字段的值为2。
".."（父目录，上级目录）：目录项的inode号等于当前目录的父目录的inode号------通过该目录项，可访问父目录的内容，实现目录的层级导航。例如：根目录（/）的父目录是其自身，因此根目录中"..."目录项的inode号等于根目录的inode号（通常为2）；/home目录的父目录是/目录，因此/home目录中"..."目录项的inode号等于/目录的inode号（2）。

目录文件的组织结构示例（以/root目录为例）：

/root目录的inode号为100，其数据块中存储的目录项依次为：

目录项1：name="."，inode=100（当前目录，/root），file_type=2（目录）。
目录项2：name="..."，inode=2（父目录，/），file_type=2（目录）。
目录项3：name="test.txt"，inode=101（普通文件），file_type=1（普通文件）。
目录项4：name="docs"，inode=102（子目录），file_type=2（目录）。
当用户访问/root/test.txt文件时，文件系统的查找流程为：

先找到根目录（/）的inode（inode号2），访问根目录的数据块，找到name="root"的目录项，获取其inode号100。
通过inode号100，找到/root目录的inode，访问其数据块，找到name="test.txt"的目录项，获取其inode号101。
通过inode号101，找到test.txt文件的inode，访问其数据块，读取文件内容。

2.4.3 文件名的查找流程

用户在Linux系统中输入一个路径（如/root/docs/report.pdf）时，文件系统需要通过多次目录查找，找到对应的inode，进而访问文件内容------这个过程本质上是遍历路径中的每个目录，查找对应的目录项，获取inode号，逐步定位到目标文件，具体流程如下（以/root/docs/report.pdf为例）：

定位根目录（/）：根目录的inode号是固定的（通常为2），文件系统直接通过inode号2，找到根目录的inode，访问其数据块。
查找"root"目录：在根目录的数据块中，遍历所有目录项，查找name="root"的目录项，获取该目录项的inode号（假设为100）。
定位"root"目录：通过inode号100，找到/root目录的inode，访问其数据块。
查找"docs"目录：在/root目录的数据块中，遍历所有目录项，查找name="docs"的目录项，获取该目录项的inode号（假设为102）。
定位"docs"目录：通过inode号102，找到/root/docs目录的inode，访问其数据块。
查找"report.pdf"文件：在/root/docs目录的数据块中，遍历所有目录项，查找name="report.pdf"的目录项，获取该目录项的inode号（假设为103）。
定位目标文件：通过inode号103，找到report.pdf文件的inode，访问其数据块，读取文件内容，完成查找。

查找流程的优化：

上述查找流程需要多次遍历目录项，若目录下的文件数量较多（如成千上万个子文件），遍历目录项的效率会很低------为了解决这个问题，Ext2文件系统支持"目录哈希表"（可选功能），将目录项按文件名的哈希值存储，查找时通过文件名的哈希值，可快速定位到对应的目录项，无需遍历所有目录项，大幅提升查找效率。此外，Linux内核还会缓存常用目录的目录项，减少磁盘访问次数，进一步优化查找速度。

2.4.4 文件名的修改与删除机制

由于文件名存储在目录项中，而非inode中，因此文件名的修改和删除，本质上是修改或删除目录文件中的目录项，不影响inode和文件的数据块------这是Ext系列文件系统的关键特性，也是软硬链接实现的基础。

2.4.4.1 文件名的修改

修改文件名时，文件系统无需修改目标文件的inode（inode号、属性、数据块地址等均不变），仅需找到该文件对应的目录项，修改目录项中的name字段（文件名）和name_len字段（文件名长度），同时调整目录项的rec_len字段（若文件名长度变化，目录项长度也需调整）------整个过程仅修改目录文件的数据块，效率极高。

示例：将/root/test.txt文件重命名为/root/test_new.txt，文件系统的操作流程为：

找到/root目录的数据块，遍历目录项，找到name="test.txt"的目录项（inode号101）。将该目录项的name字段改为"test_new.txt"，name_len字段改为12（"test_new.txt"的长度为12）。调整该目录项的rec_len字段（若文件名长度增加，rec_len字段需增大，占用更多空间；若长度减少，rec_len字段可减小，释放多余空间）。修改完成，文件的inode号（101）、属性、数据块均不变，仅文件名发生变化。

2.4.4.2 文件名的删除

删除文件名时，文件系统同样无需删除目标文件的inode和数据块，仅需找到该文件对应的目录项，将其标记为"空闲"，并将该目录项的空间释放给其他目录项使用------具体操作分为两种情况：

情况一：文件的硬链接数大于1： 删除目录项后，将该文件的inode中的i_links_count字段减1（硬链接数减1），由于硬链接数仍大于0，文件的inode和数据块不会被释放，其他硬链接仍可通过对应的目录项访问该文件。
情况二：文件的硬链接数等于1： 删除目录项后，将该文件的inode中的i_links_count字段减至0，此时文件系统会标记该inode为空闲（修改inode位图），并释放该inode指向的数据块（修改块位图），文件的内容才会真正被删除。

补充说明：删除文件名后，若文件的inode和数据块未被释放（硬链接数大于0），即使原目录项已被删除，仍可通过其他硬链接的目录项访问文件；若文件的inode和数据块已被释放，即使目录项未被彻底清除，也无法恢复文件内容------因为数据块可能已被其他文件覆盖。

2.4.5 目录与文件名的限制

Ext2文件系统对目录和文件名有明确的限制，这些限制由文件系统的设计决定，具体如下：

文件名长度限制： 最大文件名长度为255字节（EXT2_NAME_LEN定义），超过该长度的文件名无法创建------这是因为目录项的name数组最大长度为255字节，无法存储更长的文件名。需要注意的是，这里的长度是字节数，而非字符数，对于中文文件名（每个中文占用3字节UTF-8编码），最大可存储85个中文（255 ÷ 3 = 85）。
目录层级限制： Ext2文件系统对目录的层级没有明确的硬限制，但实际使用中，目录层级不宜过深（建议不超过10层）------因为目录层级越深，文件名的查找流程越长（需要遍历更多目录），访问效率越低；同时，过深的目录层级也会增加管理难度。
文件名字符限制： 文件名可包含除"/"和"\0"以外的所有字符------"/"用于分隔目录和文件名，是路径的分隔符，无法作为文件名的一部分；"\0"是字符串结束符，用于标识文件名的结束，也无法作为文件名的一部分。此外，建议避免使用特殊字符（如*、?、<、>等）作为文件名，以免影响命令行操作。
目录下文件数量限制： 一个目录下的最大文件数量（包括子目录）由该目录的数据块大小和目录项大小决定------例如，块大小为4KB，每个目录项平均大小为32字节（文件名长度16字节），则一个数据块可存储128个目录项；若目录有多个数据块，可存储更多文件。但实际使用中，一个目录下的文件数量不宜过多（建议不超过1000个），否则会导致目录项查找效率过低。

2.4.6 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？

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。

注意：

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

2.4.7 路径缓存

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

2.4.8 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（把指定的分区和Linux中的指定目录关联起来），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，理解到这个层面就行啦。

2.4.9 ACM时间（时间戳）

时间戳这个功能我们早在《【Linux指令 (三)】从理解到熟悉：探索Linux底层逻辑与指令的高效之道，理解Linux系统理论核心概念与基础指令》一文中就点过了，这里不再赘述。

下面解释一下文件的三个时间（ACM）：

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

2.5 文件系统总结（四张图搞定）

3 ~> 面试必考题：软硬链接

3.1 硬连接

3.1.1 最佳实践

我们知道，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：

bash 复制代码

[root@localhost linux]# touch abc
 [root@localhost linux]# ln abc def
 [root@localhost linux]# ls -li abc def
263466 abc
263466 def

abc和def的链接状态完全相同（inode完全一样，是同一个文件的不同别名），他们被称为指向文件的硬链接。内核记录了这个连接数，inode263466的硬连接数为2。

3.1.2 硬链接数

硬链接数这个话题我们在Linux指令那里没有谈，权限那里没有谈，到了文件这里我们终于明白了：哦！这个是硬链接数！因为硬链接可以理解为同一个文件的不同别名，那么这个硬链接数就很像是C++智能指针（像shared_ptr）那里学过的引用计数 ！所以如下图，艾莉丝把T------test.c的别名------删除，硬链接数就-1，其实就是引用计数------inode一样，看有多少个指针指向这个文件，这里是两个，test.c和T。

我们在删除文件时干了两件事情：（1）在目录中将对应的记录删除；（2）将硬连接数 - 1，文件删除一个，引用计数还在，如果为0，则将对应的磁盘释放。

目录数量 = 硬链接数 - 2（减掉的一个是当前路径". "，还有一个根目录自己的目录名"/"）

3.2 软链接

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，应用常见上可以想象成一个快捷方式。在shell中的做法是这样的：

bash 复制代码

 [root@localhost linux]# ln -s abc.s abc
 [root@localhost linux]# ls -li
263563 -rw-r--r--. 2 root root 0 9⽉ 15 17:45 abc
261678 lrwxrwxrwx. 1 root root 3 9⽉ 15 17:53 abc.s -> abc
263563 -rw-r--r--. 2 root root 0 9⽉ 15 17:45 def

3.3 软硬连接对比

软连接是独立的文件（快捷方式）
硬链接只是文件名和目标文件inode的映射关系（别名）

3.4 软硬连接的作用

3.4.1 硬链接

. 和 .. 就是硬链接，映射目标目录
文件备份

3.4.2 软连接

类似Windows创建的快捷方式，普通的用户不懂什么目录、什么文件系统，问软连接有什么用就是在问创建快捷方式有什么用------为了快速查找！

4 ~> 声明与预告

非常抱歉，uu们，时间匆忙，这篇博客有那么一点点水，像是将磁盘抽象化之后本该重点介绍的块、分区、inode、EXT2文件系统，像文件系统的这张图也没有介绍：

也没有拿出源码来看底层是怎么写的，为什么要有路径？目录是文件吗？路径解析、路径缓存都是怎么实现的？挂载虽然是运维要求的知识，但是我们学习开发知识的程序猿也要了解一下！很重要的面试题，软硬链接的实验也做得马马虎虎，还没有最佳实践。

因此，艾莉丝在发布这篇博客之后，1~2周内会重新更新文件IO、EXT系列文件系统的博客，敬请期待！是完全干货的博客呦！

本文代码演示

readdir.c

c 复制代码

#include <stdio.h>
#include <string.h>
#include <stdlib.h>  
#include <dirent.h>  
#include <sys/types.h>  
#include <unistd.h>  
// readdir mydir
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) {   // 系统调用，自行查阅
        // Skip the "." and ".." directory entries  
        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;  
}

结尾

uu们，本文的内容到这里就全部结束了，艾莉丝在这里再次感谢您的阅读！

结语：希望对学习Linux相关内容的uu有所帮助，不要忘记给博主"一键四连"哦！

往期回顾：

【Linux：文件】基础IO

🗡博主在这里放了一只小狗，大家看完了摸摸小狗放松一下吧！🗡 ૮₍ ˶ ˊ ᴥ ˋ˶₎ა

【Linux：文件】Ext系列文件系统（初阶）

文章目录

1 ~> 理解硬件

1.1 磁盘、服务器、机柜以及机房

1.1.1 磁盘

1.1.2 服务器、机房

1.1.3 题外话：磁盘与磁铁

1.1.3.1 盘片上的"地形图"：磁畴与比特

1.1.3.2 硬盘驱动器如何导航这张地图：物理地址

1.1.3.3 连接硬件与软件：块设备与文件系统

1.1.3.4 描绘出从物理到逻辑的完整链条：

1.1.3.5 总结

1.2 机械磁盘物理结构

1.3 磁盘的存储结构

1.3.1 存储结构

1.3.2 如何定位扇区：CHS地址定位

1.4 磁盘的逻辑结构

1.4.1 LBA

1.4.2 真实的过程

1.4.3 磁盘寻址方式中 LBA（逻辑块地址） 和 CHS（柱面 - 磁头 - 扇区） 的关系以及它们之间的转换由谁来完成问题

1.4.4 CHS和LBA的相互转换

1.4.4.1 转换

1.4.4.2 详解转换（了解即可）

1 CHS地址转换为LBA地址

2 LBA地址转换为CHS地址

1.4.4.3 地址映射的实际应用

1.4.4.4 认知变化

2 ~> Ext系列文件系统核心原理（重点Ext2）

2.1 Ext系列文件系统的核心概念

2.1.1 块（Block）------ 文件数据的存储单位

2.1.1.1 块的核心特性

2.1.2 inode（索引节点）------ 文件属性的存储单位

2.1.2.1 inode的核心特性：

2.1.2.2 Ext2 inode的具体结构

2.1.2.3 inode核心字段解读：

2.1.3 块组（Block Group）------ 文件系统的分区管理单元

2.1.3.1 块组的核心特性：

2.2 Ext2文件系统的整体结构

2.2.1 启动块（Boot Block）

2.2.2 块组的内部结构

2.2.2.1 超级块（Super Block）

2.2.2.1.1 超级块的核心特性

2.2.2.2 块组描述符表（Group Descriptor Table，GDT）

2.2.2.2.1 块组描述符表的核心特性

2.2.2.3.1 块位图的核心规则

2.2.2.4 inode位图（inode Bitmap）

2.2.2.4.1 inode位图的核心规则

2.2.2.5 inode表（inode Table）

2.2.2.5.1 inode表的核心特性

2.2.2.6 数据块（Data Blocks）

2.2.2.6.1 数据块的核心分类

2.2.2.6.2 数据块的分配策略

2.2.2.6.3 数据块的碎片化问题：

2.3 Ext2文件的数据存储机制

2.3.1 直接块存储（Direct Blocks）

2.3.2 一级间接块存储（Indirect Blocks）

2.3.3 二级间接块存储（Double Indirect Blocks）

2.3.4 三级间接块存储（Triple Indirect Blocks）

2.4 目录与文件名的实现机制

2.4.1 目录项的结构（ext2_dir_entry）

2.4.2 目录文件的组织结构

2.4.3 文件名的查找流程

2.4.4 文件名的修改与删除机制

2.4.4.1 文件名的修改

2.4.4.2 文件名的删除

2.4.5 目录与文件名的限制

2.4.6 路径解析

2.4.7 路径缓存

2.4.8 挂载分区

2.4.9 ACM时间（时间戳）

2.5 文件系统总结（四张图搞定）

3 ~> 面试必考题：软硬链接

3.1 硬连接

3.1.1 最佳实践

3.1.2 硬链接数

3.1.3 查看/（根目录）有几个目录？

3.2 软链接

3.3 软硬连接对比

3.4 软硬连接的作用

3.4.1 硬链接

1.4.3 磁盘寻址方式中 LBA（逻辑块地址）和 CHS（柱面 - 磁头 - 扇区）的关系以及它们之间的转换由谁来完成问题