Linux22 文件系统

历程里程碑2026-02-09 7:06

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目录

一.理解硬件

[1.1 硬盘的物理结构](#1.1 硬盘的物理结构)

[1.2 如何写入 CHS定址](#1.2 如何写入 CHS定址)

[1.3 硬盘的逻辑结构](#1.3 硬盘的逻辑结构)

[1.4 LCB&&CHS](#1.4 LCB&&CHS)

二.引入文件系统

[2.1 引入"块"的概念](#2.1 引入"块"的概念)

[2.2 引入"分区"概念](#2.2 引入"分区"概念)

[2.3 引入"innode"概念](#2.3 引入"innode"概念)

三.ext2文件系统

3.1认识

[3.2 Block Group - 分区地图](#3.2 Block Group - 分区地图)

[3.3 Block Group的内部组成](#3.3 Block Group的内部组成)

[3.3.1 Data blocks -书架](#3.3.1 Data blocks -书架)

[3.3.2 块位图:Block Bitmap](#3.3.2 块位图:Block Bitmap)

[3.3.3 inode Table - 图书索引卡](#3.3.3 inode Table - 图书索引卡)

[3.3.4 GDT（Group Descriptor Table）](#3.3.4 GDT（Group Descriptor Table）)

[3.3.5 超级块（Super Block） - 图书馆总账本](#3.3.5 超级块（Super Block） - 图书馆总账本)

[3.4 inode与Data blocks的映射关系](#3.4 inode与Data blocks的映射关系)

现实类比：银行保险箱系统

[3.5 目录与文件名](#3.5 目录与文件名)

[3.6 路径](#3.6 路径)

[3.7 挂载分区](#3.7 挂载分区)

[1. 查看可用分区](#1. 查看可用分区)

[2. 创建挂载点](#2. 创建挂载点)

[3. 挂载分区](#3. 挂载分区)

[4. 验证挂载](#4. 验证挂载)

[四. 软硬连接](#四. 软硬连接)

链接文件

[4.1 软连接](#4.1 软连接)

[4.2 硬链接](#4.2 硬链接)

链接目录

我们知道

文件=内容+属性,

已经打开的文件存入进了内存IO中,那么没打开的文件呢?

其实就存在硬盘里,那么当我们要打开时,硬盘是如何找到?

与我们前面提到的,目录是树状分布的有关,先描述再组织

一.理解硬件

1-1 磁盘、服务器、机柜、机房
• 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

1.1 硬盘的物理结构


扇区：是磁盘存储数据的基本单位，512字节，块设备

所以哪怕系统要修改一个字节,也要先把这字节位于的扇区的512字节都读出来,再进行修改

磁头在传动臂的带动下,共进退

1.2 如何写入 CHS定址

如何定位⼀个扇区呢？
• 可以先定位柱面
• 确定磁头要访问哪⼀个磁头
• 再定位⼀个扇区(sector)
•

扇区是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）数：每个盘⽚⼀般有上下两⾯，分别对应1个磁头，共2个磁头
磁道（track）数：磁道是从盘⽚外圈往内圈编号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）数：磁道构成柱⾯，数量上等同于磁道个数
扇区（sector）数：每个磁道都被切分成很多扇形区域，每道的扇区数量相同
圆盘（platter）数：就是盘⽚的数量
磁盘容量=磁头数 × 磁道(柱⾯)数 × 每道扇区数 × 每扇区字节数
细节：传动臂上的磁头是共进退的(这点⽐较重要，后⾯会说明)

1.3 硬盘的逻辑结构

这是一个老式磁盘

我们发现,如果立马的带子卷起来,就是同心圆,如果拉开,就变成了一条直线,线性结构

那么定位扇区,就变成定位数组下标了,我们把这种地址叫做LCB地址(三维数组)

1.4 LCB&&CHS

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

二.引入文件系统

2.1 引入"块"的概念

硬盘就是典型的"块概念",OS在读取数据时,并不会一个扇区一个扇区地读取,而是一次读连续的多个扇区,被读取的连续扇区就叫做块

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。

2.2 引入"分区"概念

在Windows中,我们有C盘 D盘 E盘,在Linux中,我们分区,区也是文件

柱面就是分区的最小单位

2.3 引入"innode"概念

之前提过 文件=属性+内容,我们使用ls -l可以查看文件属性

bash 复制代码 
[lcb@hcss-ecs-1cde ~]$ ls -l code
total 4
drwxrwxr-x 5 lcb lcb 4096 Dec 13 23:34 linux

分别为

权限 硬链接数(后面提) 所有者 所属组 最后修改时间 文件名

思考:

文件数据都是存储在"块"区域,那么文件属性存储在何处?

我们把存储文件属性的地方叫innode 中文:索引节点
Linux下⽂件的存储是属性和内容分离存储的
• 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

但如果我们再使用ls -i会发现

bash 复制代码 
[lcb@hcss-ecs-1cde ~]$ ls -i code
140741 linux

多了一串数字,其实这是文件的索引节点

正如前面提到的数组下标,此时的140741就是linux在它所在分区的下标

查看innode源码,存储什么信息

bash 复制代码 
/*
* Structure of an inode on the disk
*/
struct ext2_inode {
__le16 i_mode; /* File mode */
__le16 i_uid; /* Low 16 bits of Owner Uid */
__le32 i_size; /* Size in bytes */
__le32 i_atime; /* Access time */
__le32 i_ctime; /* Creation time */
__le32 i_mtime; /* Modification time */
__le32 i_dtime; /* Deletion Time */
__le16 i_gid; /* Low 16 bits of Group Id */
__le16 i_links_count; /* Links count */
__le32 i_blocks; /* Blocks count */
__le32 i_flags; /* File flags */
union {
struct {
__le32 l_i_reserved1;
} linux1;
struct {
__le32 h_i_translator;
} hurd1;
struct {
__le32 m_i_reserved1;
} masix1;
} osd1; /* OS dependent 1 */
__le32 i_block[EXT2_N_BLOCKS];/* Pointers to blocks */
__le32 i_generation; /* File version (for NFS) */
__le32 i_file_acl; /* File ACL */
__le32 i_dir_acl; /* Directory ACL */
__le32 i_faddr; /* Fragment address */
union {
struct {
__u8 l_i_frag; /* Fragment number */
__u8 l_i_fsize; /* Fragment size */
__u16 i_pad1;

__le16 l_i_uid_high; /* these 2 fields */
__le16 l_i_gid_high; /* were reserved2[0] */
__u32 l_i_reserved2;
} linux2;
struct {
__u8 h_i_frag; /* Fragment number */
__u8 h_i_fsize; /* Fragment size */
__le16 h_i_mode_high;
__le16 h_i_uid_high;
__le16 h_i_gid_high;
__le32 h_i_author;
} hurd2;
struct {
__u8 m_i_frag; /* Fragment number */
__u8 m_i_fsize; /* Fragment size */
__u16 m_pad1;
__u32 m_i_reserved2[2];
} masix2;
} osd2; /* OS dependent 2 */
};
/*
* Constants relative to the data blocks
*/
#define EXT2_NDIR_BLOCKS 12
#define EXT2_IND_BLOCK EXT2_NDIR_BLOCKS
#define EXT2_DIND_BLOCK (EXT2_IND_BLOCK + 1)
#define EXT2_TIND_BLOCK (EXT2_DIND_BLOCK + 1)
#define EXT2_N_BLOCKS (EXT2_TIND_BLOCK + 1)
备注：EXT2_N_BLOCKS = 15

innode的大小一般为128/256,我们取128字节,可以看见上面存储了大小,时间戳等等信息

因此,正如我们前面所说,哪怕一个文件的内容为0,但它仍在磁盘中占据空间,因为文件属性占据空间

三.ext2文件系统

3.1认识

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,将一个区分为若干个大小的Block Group,因此,只要管理一个分区,以此类推,管理所有分区,也就能管理硬盘了

3.2 Block Group - 分区地图

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 Block Group的内部组成

3.3.1 Data blocks -书架

数据区,用来存储文件内容,即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

3.3.2 块位图:Block Bitmap

Block Bitmap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,提升查找效率

3.3.3 inode Table - 图书索引卡

• 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
3.3.4 inode位图
每个bit表⽰⼀个inode是否空闲可⽤,提升效率

3.3.4 GDT（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。块组描述符在每个块组的开头都有⼀份拷⻉。

bash 复制代码 
// 磁盘级blockgroup的数据结构
/*
* Structure of a blocks group descriptor
*/
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];
};

3.3.5 超级块（Super Block） - 图书馆总账本

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

作用:

  • 文件系统识别：存储文件系统的类型、版本、状态（如是否已挂载）。
  • 资源管理：记录空闲块和inode的数量，用于分配和回收资源。
  • 一致性检查 ：在系统崩溃后，通过超级块中的状态标志触发文件系统检查（如fsck）。

我们常说的格式化,就是修改超级块的管理信息

3.4 inode与Data blocks的映射关系

我们前面说过一个inode对应一个block,这不就像哈希一样,需要映射吗

一个inode只存在大小为15的数组进程存储对应的blocks

bash 复制代码 
__le32 i_block[EXT2_N_BLOCKS];/* Pointers to blocks */

因此我们将前12个都设为直接指针,后三个分别为1级间接 2级间接 3级间接

原因:如果全部为直接指针

  • 问题：最大文件只能 15 × 4KB = 60KB
  • 后果：无法存储视频、数据库、虚拟机镜像
  • 空间浪费：每个inode固定15个指针，即使文件只有1KB

如果全为间接指针:

  • 问题：访问4KB小文件也要多读一次间接块
  • 性能：每个文件访问都慢10ms（机械硬盘）
  • 空间：每个文件浪费一个间接块（4KB）

例子:目标：找到逻辑块号 262144 对应的数据块

bash 复制代码 
二级间接块400（存储一级间接块号）
┌────┬────┬────┬────┬────┬────┬────┐
│ 0  │ 1  │ ...│ 255│ 256│ 257│ ...│
├────┼────┼────┼────┼────┼────┼────┤
│ 450│ 451│ ...│ 501│ 502│ 503│ ...│  ← 读出来是502
└────┴────┴────┴────┴────┴────┴────┘
                              ↑
                          索引256

一级间接块502（存储数据块号）
┌────┬────┬────┬────┬────┬────┬────┐
│ 0  │ 1  │ ...│ 99 │ 100│ 101│ ...│
├────┼────┼────┼────┼────┼────┼────┤
│ 599│ 600│ ...│ 5999│6000│6001│...│  ← 读出来是6000
└────┴────┴────┴────┴────┴────┴────┘
                              ↑
                          索引100

如果出现一个块的Data blocks内存不足,数据可以跨区储存,因为在块内,我们的indoe和data block号都可以跨块,但不能跨区

现实类比：银行保险箱系统

场景 解决方案 耗时 体验
取口袋现金 直接指针（随身钱包） 0秒 即时
存取贵重物品 一级间接（保险柜） 30秒 标准流程
取仓库黄金 二级间接（金库） 2分钟 严格流程
调动国家储备 三级间接（中央金库） 10分钟 多层审批

3.5 目录与文件名

问题一:我们访问文件时,没有使用文件名啊
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。

问题二:目录也是文件吗?

对的,目录也是文件,属性无需多说,内容就是文件名和indoe的映射关系
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！

3.6 路径

我们访问文件时,如

bash 复制代码 
whb@bite:~/code/test/test$ ls -li
total 24
1596260 -rw-rw-r-- 1 whb whb 814 Oct 28 20:32 test.c

如果我们要访问test.c,就需要输入test.c,获取对应的indoe,那么test.c又怎么知道在谁的块内呢,此时就需要它的上级目录,那么上级目录又怎么知道在谁的块或者区呢?此处就需要上级目录的上级目录,不断递归,直至结束

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
我们之前说过目录是树状结构,但我们此处却都是文件,没有数据结构?

其实系统会不断记录,你打开或者创建一个文件,系统都会自动将这个文件加入到多叉树里面

可以试试,搜索某个文件,第一次较慢,第二次快,其实就是第一次系统的多叉树没信息,要不断构建,第二次有前面构建好的,直接搜索即可

3.7 挂载分区

我们前面说的知识,还有漏洞,那就是系统怎么知道在哪个分区里(我们说的indoe和blokc号不能跨区)
挂载是将分区或设备关联到目录树的过程，让分区可以被访问和使用。

1. 查看可用分区

bash 复制代码 
# 查看所有块设备
lsblk
# 或
sudo fdisk -l

# 示例输出：
# NAME   MAJ:MIN RM   SIZE RO TYPE MOUNTPOINT
# sda      8:0    0 238.5G  0 disk
# ├─sda1   8:1    0   512M  0 part /boot/efi
# ├─sda2   8:2    0   100G  0 part /
# └─sda3   8:3    0 137.9G  0 part /home
# sdb      8:16   0 465.8G  0 disk  # 未挂载的新硬盘
# └─sdb1   8:17   0 465.8G  0 part

2. 创建挂载点

bash 复制代码 
sudo mkdir /mnt/mydisk
# 或
sudo mkdir /media/username/disklabel

3. 挂载分区

bash 复制代码 
# 基本语法：sudo mount 设备 挂载点

# 示例1：挂载第二块硬盘的第一个分区
sudo mount /dev/sdb1 /mnt/mydisk

# 示例2：指定文件系统类型（ext4, ntfs, exfat等）
sudo mount -t ext4 /dev/sdb1 /mnt/mydisk

# 示例3：挂载USB设备（通常自动识别）
sudo mount /dev/sdc1 /media/usb

4. 验证挂载

bash 复制代码 
# 查看挂载结果
df -h /mnt/mydisk

# 或查看所有挂载
mount | grep mydisk

# 示例输出：
# /dev/sdb1  466G  120G  346G  26% /mnt/mydisk

• 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。

四. 软硬连接

链接文件

4.1 软连接

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(类似Windows的应用图标)。在shell中的做法

bash 复制代码 
[lcb@hcss-ecs-1cde 9]$ ln -s test.c list
[lcb@hcss-ecs-1cde 9]$ ls -l
total 0
lrwxrwxrwx 1 lcb lcb 6 Dec 19 14:32 list -> test.c
-rw-rw-r-- 1 lcb lcb 0 Dec 19 14:29 test.c

list存储test.c的路径

bash 复制代码 
[lcb@hcss-ecs-1cde 9]$ ln -s test.c list
[lcb@hcss-ecs-1cde 9]$ ls -l
total 0
lrwxrwxrwx 1 lcb lcb 6 Dec 19 14:32 list -> test.c
-rw-rw-r-- 1 lcb lcb 0 Dec 19 14:29 test.c

4.2 硬链接

与软连接创建快捷方式不同

我们知道,找到硬盘上文件的是靠文件名映射的indoe号,那么如果我们让一个indoe号对应多个文件名呢,这就是硬链接

bash 复制代码 
[lcb@hcss-ecs-1cde 9]$ ls -li
total 0
140781 -rw-rw-r-- 1 lcb lcb 0 Dec 19 14:29 test.c

硬链接

bash 复制代码 
[lcb@hcss-ecs-1cde 9]$ ln test.c list
[lcb@hcss-ecs-1cde 9]$ ls -li
total 0
140781 -rw-rw-r-- 2 lcb lcb 0 Dec 19 14:29 list
140781 -rw-rw-r-- 2 lcb lcb 0 Dec 19 14:29 test.c

我们两个文件对应的indoe值一样,且硬链接数成为了2

何为硬链接数,即该indoe可以映射的文件名

如果我们创建一个目录,会发现

bash 复制代码 
140782 drwxrwxr-x  2 lcb lcb 4096 Dec 19 14:45 1

它的硬链接数就是2,为什么呢?展开看看

bash 复制代码 
[lcb@hcss-ecs-1cde linux]$ ls -al 1
total 8
drwxrwxr-x 2 lcb lcb 4096 Dec 19 14:45 .
drwxrwxr-x 6 lcb lcb 4096 Dec 19 14:45 ..

发现它只有. 和..文件

其实就是因为.文件指向目录,所有硬链接数为2,同样的,我们如果在1的目录下在创建一个子目录,1的硬链接数就成为了3,因为新创建目录的..指向1

因此,对于目录,我们知道它的硬链接数,就知道了它有多少个子目录

链接目录

软链接成功

bash 复制代码 
[lcb@hcss-ecs-1cde linux]$ ls -li
total 16
140782 lrwxrwxrwx  1 lcb lcb    4 Dec 19 14:42 1 -> test

硬链接失败

bash 复制代码 
[lcb@hcss-ecs-1cde linux]$ ln test 1
ln: 'test': hard link not allowed for directory

原因在于:如果系统任由我们进行链接,那么系统的多叉树就会成环

而对于.和..的硬链接,系统会识别,自动处理

对比维度 软链接（符号链接） 硬链接
本质 独立文件，存储源文件的路径，相当于快捷方式 源文件的别名，与源文件共享同一个 inode 和数据块
支持对象 支持文件 + 目录 仅支持文件，不支持目录（Linux 系统限制）
跨文件系统 支持（可跨分区、跨磁盘） 不支持（inode 是单个文件系统内的唯一标识）
源文件删除后 软链接失效（ls 显示红色闪烁） 硬链接仍可正常访问（数据块未被回收）
权限属性 有独立的权限、所有者，修改不影响源文件 与源文件共享权限、所有者，修改会同步
文件大小 大小很小，仅等于源文件路径的字符长度 大小与源文件一致（实际共享数据，不额外占用空间）
创建命令 ln -s 源文件 链接名 ln 源文件 链接名（无 -s 参数）
识别方式 ls -l 开头为 l，末尾显示 -> 源路径 ls -l 开头为普通文件标识（-），无箭头指向
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