目录
[编辑 编辑编辑](#编辑 编辑编辑)
[超级块（Super Block）](#超级块（Super Block）)
[块位图（Block Bitmap）](#块位图（Block Bitmap）)
[inode 位图（Inode Bitmap）](#inode 位图（Inode Bitmap）)
[i 节点表（Inode Table）](#i 节点表（Inode Table）)
[数据区（Data Block）](#数据区（Data Block）)
一、磁盘
磁盘是计算机核心的磁性外存储设备，以磁性介质为载体记录数据，属于非易失性存储（断电后数据不会丢失），是计算机长期存储数据的核心 "仓库"。虽然当前笔记本主流存储设备是固态硬盘SSD，但机械磁盘依靠成本低，容量大依旧是组装服务器的首选。
且磁盘结构与Linux底层文件管理系统强相关，学习磁盘有助于Linux学习。
磁盘结构
磁盘中往往存在多个盘片，在每个盘片上以转轴为中心有多个半径不同的圆环--磁道，每个磁道又是以多个扇区组成。扇区上的磁性代表着01机械码，也就是存储数据。
最经典的每个扇区能存储512字节数据（当然也有4k版本），当转轴高速转动的时候读写磁头会有规律的摆动，当探测到目标扇区后会进行对应的读写操作。
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
我们要注意将柱面与圆盘分别开来，柱面是统一半径，各圆盘上的磁道总称，柱面不是单指某一个圆盘。
如何定位扇区
要定位一个扇区，首先需要确定其所在哪个柱面，再确定在哪个盘面上（各读写磁头是共进退的），最后确定在哪个扇区。在逻辑上就是一个三维数组。
回想过去常见的二维数组，我们要定位二维数组中的元素是通过行和列两步分别确定的。在磁盘上的定位逻辑与此相同（都是多维数组）。在之前C语言基础上，我们统一将多维数组看成线性结构。
在磁盘中定位扇区，步骤是：1.先定位所处柱面，2.再定位所处盘面，3.最后定位扇区
为什么先定位柱面？
首先磁盘上的多个读写磁头是共进退的（固定在同一转轴上），如果第一步判断所处盘面就会导致读取效率最慢的判断柱面/磁道动作需要执行两遍，效率远不如第一步判断柱面。
CHS地址和LBA地址
CHS（Cylinder-Head-Sector，柱面 - 磁头 - 扇区）是早期磁盘的物理寻址方式，而 LBA（Logical Block Address，逻辑块地址）是现代操作系统（包括 Linux）使用的线性寻址方式，两者本质是对同一物理扇区的不同编号方式。
说明白点CHS地址是三维的，而LBA地址是一维线性的。Linux采用LBA地址模式。
在Linux中，磁盘的存储容量会被视为对应容量的一维数组，下标从0开始。对于如何具体管理区分不同磁道、盘面、扇区则会由一套算法进行CHS地址和LBA地址之间的转化：
Linux会自动处理CHS和LBA地址之间的转化，并不需要我们进行额外处理。CHS和LBA的设计目的就是为了将硬件底层与操作系统解耦，当扇区存储大小为4k时仅需要改变转化算法，而不需要从头设计设配的数据结构。
二、文件系统
块和分区
磁盘上的扇区很多，如果读取文件需要一个个读取扇区就很慢，为了提升效率Linux系统将多个扇区组合到一起，这个由多个扇区组成的结构被称为"块"。
一个块的大小是在格式化的时候就确立的，不能被更改。一般是8个扇区为一块，存储空间为512*8=4096字节=4kb。
块是文件存储的最小单位。
电脑上通常分有C盘D盘分区，磁盘上的分区结构也主要是为了把整块物理磁盘的存储空间做「逻辑隔离与精细化管理」，解决「整盘使用的各种痛点」。最常见的就是C盘D盘的分区就是为了防止普通文件过多占用系统盘导致卡顿崩溃。
inode--索引节点
文件=内容+属性，我们使用ls和stat指令能获取文件的属性信息
因为文件都是存储在块中的，每个文件的属信息也是如此。Linux文件的属性和内容是分开存储的，保存文件属性的集合叫做inode，一个文件，一个inode形成映射关系。inode内有一个唯一的标识符，叫做inode号。
值得注意的是，文件名这一属性并没有纳入到inode数据结构中，而是存放在路径下。inode数据结构一般大小为128字节或256字节，不同文件之间的存储内容大小可能不同但文件的属性大小一定相同。
三、ext2文件系统
文件要存储在磁盘上时，需要先在磁盘上格式化为某种文件系统，这样才能存储文件。而ext2文件系统就是Linux上的经典文件系统。
如上图所示，ext2文件系统将磁盘各分区划分成一个个块组
超级块（Super Block）
超级块中存储的是整个文件系统的全局元数据，包括总块数、inode 总数、块大小、inode 大小、文件系统版本、挂载时间、最后检查时间、空闲块数 / 空闲 inode 数等核心信息。超级块是文件系统的 "总控信息库"，对文件系统的完整性至关重要；为防止单点故障，除块组 0 存储主超级块外，还会在多个关键块组（如 1、3、7、15 等）中保存备份拷贝，便于文件系统损坏后的恢复。
块组描述符表（GDT）
块组描述符表用于逐一描述每个块组的关键信息，包括该块组的块位图、inode 位图、inode 表的磁盘起始块号，以及块组内空闲块数、空闲 inode 数、已用目录项数等状态信息。整个分区中有多少个块组，就对应多少个块组描述符；这些描述符连续排列组成 GDT，且 GDT 会随超级块一同在多个块组中备份，确保块组信息可恢复。
块位图（Block Bitmap）
块位图是每个块组专属的元数据，以二进制位为最小单位，每一位对应数据区中的一个文件系统块：位为 1 表示该块已被占用（存储数据），位为 0 表示该块空闲可分配。块位图通常占用 1 个文件系统块，系统可通过扫描块位图快速找到空闲数据块，是数据块高效分配 / 回收的核心依据。
inode 位图（Inode Bitmap）
inode 位图是每个块组专属的元数据，为一整块连续的字节（通常占 1 个文件系统块，如 4KB）；其中每一个二进制位对应块组内的一个 inode：位为 1 表示该 inode 已被文件 / 目录占用，位为 0 表示该 inode 空闲可分配。系统通过 inode 位图可快速定位空闲 inode，完成文件创建时的 inode 分配。
i 节点表（Inode Table）
i 节点表是每个块组的核心元数据区域，存放该块组内所有 inode 的完整属性，包括文件大小、所有者 UID / 所属组 GID、文件权限、访问时间 / 修改时间 / 属性修改时间、数据块指针、硬链接数等。i 节点表是当前块组所有 inode 属性的集合；inode 编号以 "整个分区" 为单位从 1 开始全局连续划分（0 号 inode 保留），不同块组的 inode 编号无重叠，且绝对不可跨分区。
数据区（Data Block）
数据区（Data Block）是每个块组中用于存放文件实际数据内容的区域，如文本、图片、视频、程序代码等，也是文件系统中占用空间最大的存储区域；数据区以文件系统块为最小分配单位（常见大小为 4KB），即使文件仅 1 字节，也会占用 1 个完整块。数据区中每个块的空闲与已使用状态由块位图（Block Bitmap）进行标记；普通文件的数据区存储实际内容，目录文件的数据区则存储其下所有文件的 "文件名 - 对应 inode 编号" 映射关系；数据块分配以块组为单位管理，系统优先在文件所属 inode 所在的块组内分配数据块，减少磁盘寻道开销。
全局分配特性
在同一个分区内部的 Ext 文件系统中，inode 总数、数据块总数在文件系统格式化阶段就已固定，是提前规划设计好的，不会随文件的创建、删除等操作动态增减。
inode 编号和数据块编号均以整个分区为单位全局有效，而非仅在所属块组内有效。
数据区作为存储文件实际数据的核心区域，其空间范围是整个分区级别的全局有效，块组只是文件系统为提升管理效率划分的逻辑单元，不改变数据区的全局属性。
在ext2角度看待文件增删查改
增删
对于新建文件而言，系统会先在 inode 位图中查找空闲 inode 并分配，将其标记为已使用；接着初始化（也可以称为格式化）该 inode 的文件属性（大小、所有者、修改时间等），再通过块位图分配空闲数据块，将文件实际数据存入数据区；最后在所属目录中记录文件名与对应 inode 编号的映射关系，完成文件创建。
如果要删除文件，只需清除目录中该文件的文件名 - inode 映射，将文件对应的 inode 在 inode 位图中标记为空闲（即注销 inode），同时通过块位图回收文件占用的数据块，被释放的 inode 与数据块空间即可被后续文件重新使用。
查改
在 Linux 上使用指令时可直接用指令名而无需带路径，是因为环境变量保存了指令的搜索路径；我们访问文件时常只需使用文件名，核心原因是目录会存储其下所有文件的文件名--inode 编号映射关系。
查询文件时，系统通过文件名找到对应 inode，再从 inode 中读取文件属性、定位数据块位置，进而获取文件实际数据；修改文件时，若修改内容则更新数据区数据，并同步修改 inode 内的文件大小、修改时间等属性，若修改权限、所有者等属性，则直接更新对应 inode 中的相关字段即可。
inode和datablock映射
如上图所示，inode节点中存在一、二、三级间接块索引表指针和12个直接块指针。当datablock中存储的内容比较小时，可直接使用12个直接块指针指向一个块来存储数据。
当数据较大时则可以使用一、二、三级间接块索引表指针，一级间接块索引表指针中有4个块，每个块分别指向另一个块用于存储数据。
二级间接块索引表指针同样指向是4个块，但每个块指向一级间接块索引表指针。三级间接块索引表指针也指向4个块，但这4个块分别指向二级间接块索引表指针。
各级间接块索引表指向的大小
| 指针类型 | 可寻址数据块数 | 可寻址空间 | 总容量 |
|---|---|---|---|
| 直接指针 | 12 | 48KB | 48KB |
| 一级间接 | 1024（32位下指针为4字节） | 4MB | 4MB+48KB |
| 二级间接 | 1024² = 1,048,576 | 4GB | 4GB+4MB+48KB |
| 三级间接 | 1024³ = 1,073,741,824 | 4TB | 4TB+4GB+4MB+48KB |
所以一般而言不用担心文件太大存不下的情况（当然磁盘空间要富裕）。
文件与目录名
Linux下目录也是文件的一种。
既然我们进行文件操作的时候需要对应的inode编号，那为什么我们使用文件名就可以进行文件操作，这是因为目录文件保存的内容是目录下的文件名+inode映射关系。
所以说要进行文件操作，必须打开对应目录。
路径缓存
严格来说，Linux下不存在专门的目录，Linux下一切皆文件，文件=内容+属性。
如果要进行一个文件操作，原则上必须从根目录开始依次向下找到文件，但这样太慢，所以Linux中有一个数据结构struct dentry 专门用来维护树状路径结构。
每个文件都包含一个denty，denty树状结构整体构成了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。
格式化与挂载
格式化是在磁盘分区上创建文件系统的元数据结构如inode表，经过格式化后的文件系统是不能直接使用的，还需要挂载。
所谓挂载就是把一个文件系统（分区）关联到文件系统树中的某个目录，这样才能进行文件操作。
格式化=创建一个仓库，挂载=在仓库上安装门。