Ext 系列文件系统核心：块、分区、inode 与块组结构详解

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文章目录

前言：
[一. 文件系统的核心铺垫：块、分区、inode](#一. 文件系统的核心铺垫：块、分区、inode)
- [1.1 块（Block）：文件存取的最小单位](#1.1 块（Block）：文件存取的最小单位)
- [1.2 分区（Partition）：磁盘的 "逻辑切片"](#1.2 分区（Partition）：磁盘的 “逻辑切片”)
- [1.3 inode：文件属性的 "身份证"](#1.3 inode：文件属性的 “身份证”)
[二. Ext 系列文件系统核心：块组（Block Group）结构](#二. Ext 系列文件系统核心：块组（Block Group）结构)
- [2.1 块组的整体结构](#2.1 块组的整体结构)
- [2.2 块组内部核心构成（从管理到数据的完整链路）](#2.2 块组内部核心构成（从管理到数据的完整链路）)
- - [2.2.1 超级块（Super Block）：文件系统的 "总配置文件"](#2.2.1 超级块（Super Block）：文件系统的 “总配置文件”)
  - [2.2.2 块组描述符表（GDT：Group Descriptor Table）](#2.2.2 块组描述符表（GDT：Group Descriptor Table）)
  - [2.2.3 块位图（Block Bitmap）：块的 "占用状态记录表"](#2.2.3 块位图（Block Bitmap）：块的 “占用状态记录表”)
  - [2.2.4 inode 位图（Inode Bitmap）：inode 的 "占用状态记录表"](#2.2.4 inode 位图（Inode Bitmap）：inode 的 “占用状态记录表”)
  - [2.2.5 inode 表（Inode Table）：inode 的 "存储仓库"](#2.2.5 inode 表（Inode Table）：inode 的 “存储仓库”)
  - [2.2.6 数据块（Data Blocks）：文件内容的 "存储区域"](#2.2.6 数据块（Data Blocks）：文件内容的 “存储区域”)
[三. 文件系统的核心工作流程：创建一个文件的底层逻辑（其它的就不展示了）](#三. 文件系统的核心工作流程：创建一个文件的底层逻辑（其它的就不展示了）)
结尾：

前言：

在上一篇博客中，我们搞懂了磁盘的物理结构、逻辑抽象和寻址方式（CHS/LBA），知道了磁盘的最小存储单位是扇区。但扇区仅 512 字节，直接操作效率极低，且杂乱无章的扇区无法高效管理文件。这就需要 "文件系统" 登场 ------ 它就像磁盘的 "管理员"，通过划分块、分区、inode 等结构，将零散的扇区组织成有序的存储体系，让文件的创建、读取、修改、删除变得高效可控。本文从 "块""分区""inode" 等基础概念入手，深入剖析 Ext2/3/4 文件系统的核心设计 ------ 块组结构，帮你彻底搞懂文件系统是如何管理磁盘存储的。

一. 文件系统的核心铺垫：块、分区、inode

在认识 Ext 系列文件系统之前，必须先掌握三个核心前置概念，它们是文件系统设计的基石。

1.1 块（Block）：文件存取的最小单位

块的引入原因：

扇区是磁盘的最小物理存储单位（512 字节），但频繁操作单个扇区会导致系统调用过多（每次 IO 都要切换内核态），效率极低。因此文件系统引入 "块" 的概念，将连续的多个扇区打包成一个块 ，作为文件存取的最小单位。
块的关键特性：

块大小由格式化时指定（常见 4KB=8 个扇区），一旦确定不可修改；
块是文件系统层面的逻辑概念，屏蔽了扇区的物理细节；
文件的内容数据会被分割成若干个块存储（不足一块则占用一块）。

验证块大小 ：

通过stat命令可查看文件的块相关信息：

输出关键信息解读：

Blocks: 8：文件占用 8 个 "磁盘块"（不同系统块计数规则可能不同）；
IO Block: 4096：文件系统的块大小为 4KB（即 8 个扇区）。

注意：

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)

1.2 分区（Partition）：磁盘的 "逻辑切片"

分区的核心作用：

一块物理磁盘容量可能很大（如 1TB），若全盘只装一个文件系统，一旦损坏会导致所有数据丢失。分区就是将磁盘按柱面（磁盘物理结构的核心）分割成多个独立的 "逻辑磁盘"，每个分区可单独格式化、挂载使用，实现数据隔离和灵活管理。
分区的本质：

分区的最小单位是柱面，每个分区有独立的起始和结束柱面；
从逻辑上看，分区就是磁盘的 "切片"，每个切片都是一个独立的存储区域；
Linux 中分区设备文件以/dev/sda1、/dev/vda1等形式存在（如/dev/vda1表示第一块虚拟磁盘的第一个分区）。

实战查看分区信息：

通过fdisk命令查看系统分区：

Start/End：分区的起始 / 结束扇区号；
Blocks：分区总块数（1 块 = 1KB，此处 41936658+ KB≈40GB）；
System：分区的文件系统类型（83 对应 Linux 系统）。

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。此时我们可以将硬盘上的柱面（分区）进行平铺，将其想象成一个大的平面，如下图所示：

其实分区还可以继续分为一个个组，这个我们后面还会再讲的。

1.3 inode：文件属性的 "身份证"

inode 的核心作用：

文件 = 属性（元数据）+ 内容。文件的内容存储在块中，而文件的属性（所有者、权限、大小、创建时间、块映射关系等）需要单独存储 ------ 这就是 inode（索引节点）的职责。
inode 的关键特性：

每个文件对应唯一的 inode，包含唯一的 inode 号；
inode 大小固定（常见 128 字节或 256 字节），与文件内容大小无关；
文件名不存储在 inode 中，而是存储在目录的块数据中（目录本质也是文件，我们之后再来详细了解）；
inode 中最核心的字段是i_block[EXT2_N_BLOCKS]（15 个指针），记录文件内容所在的块编号。

inode 结构核心字段（Ext2 示例）：

c 复制代码

struct ext2_inode {
    __le16 i_mode;        // 文件权限（如0644）
    __le16 i_uid;         // 所有者ID
    __le32 i_size;        // 文件大小（字节）
    __le32 i_atime;       // 最后访问时间
    __le32 i_mtime;       // 最后修改时间（内容）
    __le32 i_ctime;       // 最后变更时间（属性）
    __le16 i_gid;         // 所属组ID
    __le16 i_links_count; // 硬链接数
    __le32 i_blocks;      // 占用块数
    __le32 i_block[15];   // 块映射指针（12直接+1一级间接+1二级间接+1三级间接）
};

实战查看 inode 信息：

通过ls -li命令可查看文件的 inode 号：

开头的号码就是该文件的 inode 号，通过 inode 号可唯一定位文件。

二. Ext 系列文件系统核心：块组（Block Group）结构

Ext2/3/4 文件系统的核心设计是 "块组"------ 将一个分区进一步划分为多个大小相等的块组（类似 "小区划分"），每个块组包含完整的管理结构和数据存储区域。这种设计的优势是：分散风险（单个块组损坏不影响全局）、提升效率（IO 操作集中在单个块组，减少磁头移动）。

2.1 块组的整体结构

一个 Ext2 分区的结构如下（从磁盘起始位置到末尾）：

Boot Block：固定 1KB，存储分区表和启动信息，文件系统不可修改；
每个 Block Group 结构完全相同，包含：超级块、块组描述符表、块位图、inode 位图、inode 表、数据块。

2.2 块组内部核心构成（从管理到数据的完整链路）

每个块组就像一个 "独立的小文件系统"，内部结构层层递进，各司其职：

我们先来看看整体图示解析(很重要)，再继续往下看
关键问题解答 (也可以先看下面的再返回过来理解)：

2.2.1 超级块（Super Block）：文件系统的 "总配置文件"

核心作用：存储整个分区的文件系统全局信息，是文件系统的 "大脑"；
关键存储内容 ：
- 块大小、inode 大小；
- 块总数、inode 总数、空闲块数、空闲 inode 数；
- 最近挂载时间、最近写入时间、最近磁盘检查时间；
- 魔数（s_magic，Ext2 魔数为 0xEF53，用于识别文件系统类型）；
冗余设计：超级块会在多个块组中备份（Block Group 0 必存），防止单点损坏导致整个文件系统崩溃。
部分源码(选择性的看)：

cpp 复制代码

/*
 * 超级块结构
 */
struct ext2_super_block {
    __le32 s_inodes_count;        /* Inodes总数 */
    __le32 s_blocks_count;        /* 块总数 */
    __le32 s_r_blocks_count;      /* 保留块数 */
    __le32 s_free_blocks_count;   /* 空闲块数 */
    __le32 s_free_inodes_count;   /* 空闲Inodes数 */
    __le32 s_first_data_block;    /* 第一个数据块 */
    __le32 s_log_block_size;      /* 块大小（对数形式） */
    __le32 s_log_frag_size;       /* 片段大小（对数形式） */
    __le32 s_blocks_per_group;    /* 每组的块数 */
    __le32 s_frags_per_group;     /* 每组的片段数 */
    __le32 s_inodes_per_group;    /* 每组的Inodes数 */
    __le32 s_mtime;               /* 挂载时间 */
    __le32 s_wtime;               /* 写入时间 */
    __le16 s_mnt_count;           /* 挂载次数 */
    __le16 s_max_mnt_count;       /* 最大挂载次数 */
    __le16 s_magic;               /* 魔数签名（0xEF53） */
    __le16 s_state;               /* 文件系统状态 */
    __le16 s_errors;              /* 错误检测时的行为 */
    __le16 s_minor_rev_level;     /* 次修订级别 */
    __le32 s_lastcheck;           /* 上次检查时间 */
    __le32 s_checkinterval;       /* 检查最大间隔时间 */
    __le32 s_creator_os;          /* 创建操作系统 */
    __le32 s_rev_level;           /* 修订级别 */
    __le16 s_def_resuid;          /* 保留块的默认用户ID */
    __le16 s_def_resgid;          /* 保留块的默认组ID */

    /*
     * 以下字段仅用于EXT2_DYNAMIC_REV版本的超级块
     * 
     * 注意：兼容特性集与不兼容特性集的区别在于，
     * 如果不兼容特性集中有内核不认识的位，内核应拒绝挂载该文件系统。
     * 
     * e2fsck的要求更严格：如果它不知道兼容或不兼容特性集中的某个特性，
     * 它必须中止，并且不尝试修改它不理解的内容...
     */
    __le32 s_first_ino;           /* 第一个非保留inode编号 */
    __le16 s_inode_size;          /* inode结构大小 */
    __le16 s_block_group_nr;      /* 当前超级块所在的块组号 */
    __le32 s_feature_compat;      /* 兼容特性集 */
    __le32 s_feature_incompat;    /* 不兼容特性集 */
    __le32 s_feature_ro_compat;   /* 只读兼容特性集 */
    __u8 s_uuid[16];              /* 128位卷UUID */
    char s_volume_name[16];       /* 卷名称 */
    char s_last_mounted[64];      /* 上次挂载的目录 */
    __le32 s_algorithm_usage_bitmap; /* 压缩算法使用位图 */

    /*
     * 性能提示。仅当EXT2_COMPAT_PREALLOC标志开启时，
     * 目录预分配才会生效。
     */
    __u8 s_prealloc_blocks;       /* 尝试预分配的块数 */
    __u8 s_prealloc_dir_blocks;   /* 为目录预分配的块数 */
    __u16 s_padding1;             /* 填充 */

    /*
     * 日志支持（当EXT3_FEATURE_COMPAT_HAS_JOURNAL设置时有效）
     */
    __u8 s_journal_uuid[16];      /* 日志超级块UUID */
    __u32 s_journal_inum;         /* 日志文件的inode编号 */
    __u32 s_journal_dev;          /* 日志文件的设备编号 */
    __u32 s_last_orphan;          /* 待删除inode列表的起始 */
    __u32 s_hash_seed[4];         /* HTREE哈希种子 */
    __u8 s_def_hash_version;      /* 默认使用的哈希版本 */
    __u8 s_reserved_char_pad;     /* 保留字符填充 */
    __u16 s_reserved_word_pad;    /* 保留字填充 */
    __le32 s_default_mount_opts;  /* 默认挂载选项 */
    __le32 s_first_meta_bg;       /* 第一个元数据块组 */
    __u32 s_reserved[190];        /* 填充到块末尾 */
};

2.2.2 块组描述符表（GDT：Group Descriptor Table）

核心作用：每个块组对应其中一个描述符，记录该块组的详细属性信息；
关键存储内容 ：
- 块位图的块编号（bg_block_bitmap）；
- inode 位图的块编号（bg_inode_bitmap）；
- inode 表的起始块编号（bg_inode_table）；
- 该块组的空闲块数、空闲 inode 数、目录数；
冗余设计：与超级块类似，GDT 也会在多个块组中备份

html 复制代码

块组0: | 超级块 | GDT | 块位图 | inode位图 | inode表 | 数据块 |
块组1: | 超级块备份 | GDT备份 | 块位图 | inode位图 | inode表 | 数据块 |
块组3: | 超级块备份 | GDT备份 | 块位图 | inode位图 | inode表 | 数据块 |
块组5: | 超级块备份 | GDT备份 | 块位图 | inode位图 | inode表 | 数据块 |
块组7: | 超级块备份 | GDT备份 | 块位图 | inode位图 | inode表 | 数据块 |
...

部分源码(选择性的看)：

c 复制代码

/*
 * 块组描述符结构（磁盘级）
 */
struct ext2_group_desc {
    __le32 bg_block_bitmap;        /* 块位图所在块号 */
    __le32 bg_inode_bitmap;        /* Inode位图所在块号 */
    __le32 bg_inode_table;         /* Inode表起始块号 */
    __le16 bg_free_blocks_count;   /* 空闲块数量 */
    __le16 bg_free_inodes_count;   /* 空闲Inode数量 */
    __le16 bg_used_dirs_count;     /* 目录数量（已使用的目录项） */
    __le16 bg_pad;                 /* 填充对齐 */
    __le32 bg_reserved[3];         /* 保留字段 */
};

补充说明 ：
- 每个块组在GDT（组描述符表）中都有一个对应的ext2_group_desc结构
- 这个结构描述的是特定块组的元数据位置和统计信息
- 所有块组的描述符按顺序组成GDT，存储在多个位置进行备份

2.2.3 块位图（Block Bitmap）：块的 "占用状态记录表"

核心作用：用一个 bit 位标记一个块的状态（0 = 空闲，1 = 已占用）；
高效性：查找空闲块时，只需遍历位图中的 bit 位，无需扫描所有块；
示例：若块位图的第 3 个 bit 为 1，表示该块组的第 3 个块已被占用。

html 复制代码

字节0: [bit7][bit6][bit5][bit4][bit3][bit2][bit1][bit0]
            第8块 第7块 第6块 第5块 第4块 第3块 第2块 第1块
              ↑     ↑     ↑     ↑     ↑     ↑     ↑     ↑
             最高位 ←-------- 字节内比特位顺序 --------→ 最低位

2.2.4 inode 位图（Inode Bitmap）：inode 的 "占用状态记录表"

核心作用：与块位图逻辑一致，用一个 bit 位标记一个 inode 的状态（0 = 空闲，1 = 已占用）；
关键特性：inode 编号是分区级全局唯一的，由块组号 + 块组内 inode 偏移量组成。

2.2.5 inode 表（Inode Table）：inode 的 "存储仓库"

核心作用：连续的块组成 inode 表，每个块存储多个 inode（如 4KB 块可存储 32 个 128 字节的 inode）；
关键特性 ：inode 表的起始位置由 GDT 中的bg_inode_table指定，通过 inode 号可快速计算出其在 inode 表中的位置。

2.2.6 数据块（Data Blocks）：文件内容的 "存储区域"

核心作用：存储文件的内容数据，是块组中最大的区域；
存储类型 ：
- 普通文件：直接存储文件内容；
- 目录文件：存储该目录下的 "文件名→inode 号" 映射关系；
- 链接文件：硬链接仅增加 inode 的链接数，软链接存储目标文件路径。

三. 文件系统的核心工作流程：创建一个文件的底层逻辑（其它的就不展示了）

结合上述结构，我们以创建一个普通文件（touch test.txt）为例，看看文件系统的底层操作流程：

查找空闲 inode：遍历 inode 位图，找到第一个值为 0 的 bit 位，标记为 1（占用），分配对应的 inode；
写入 inode 属性：将文件的属性（所有者、权限、创建时间等）写入 inode 表中对应的 inode，i_block数组初始化为 0；
查找空闲块：遍历块位图，找到空闲块，标记为 1（占用），若文件有内容则将内容写入该块，并更新 inode 的i_block数组（记录块编号）；
更新目录数据：在当前目录的数据块中，添加一条 "文件名（test.txt）→inode 号" 的映射记录。

整个过程中，文件系统通过块位图、inode 位图快速定位空闲资源，通过 inode 关联文件属性与内容，通过目录维护文件名与 inode 的映射，高效完成文件创建。

实际示例 ：

4 个步骤：

存储属性
内核找到一个空闲的 i 节点（这里是 263466），并将文件属性（如权限、时间戳、所有者等）记录在其中。
存储数据
文件需要存储在三个磁盘块中。内核找到空闲块：300、500、800，并按顺序将缓冲区数据复制到这些块中。
记录分配情况
文件数据块按顺序 300、500、800 存放。内核在 i 节点的磁盘分布区记录这个块列表。
添加文件名到目录
文件名是 abc。内核在当前目录的目录文件中添加一个条目（入口）：
(i节点号: 263466, 文件名: abc)
这个条目建立了文件名与文件内容和属性之间的连接。

补充几个核心注意事项：

块和 inode 的数量在格式化时确定，若 inode 耗尽（如大量小文件），即使有空闲块也无法创建新文件；
超级块和 GDT 的冗余备份是文件系统的 "救命稻草"，若主超级块损坏，可通过备份恢复；
目录也是文件，其内容是 "文件名→inode 号" 的映射，删除文件本质是删除目录中的该映射，并将 inode 和块标记为空闲(关于这个问题，我们下篇博客还会再继续讲的)。

结尾：

html 复制代码

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结语：文件系统的核心价值在于 "组织与管理"------ 通过块、分区、inode 将零散的扇区转化为有序的存储体系，而 Ext 系列文件系统的块组结构则进一步优化了这种管理的效率和可靠性。理解了块组的 "超级块→GDT→位图→inode 表→数据块" 链路，就等于掌握了 Ext2/3/4 文件系统的底层逻辑。下一篇博客，我们将深入探讨 inode 与数据块的映射机制（直接块、间接块）、路径解析、挂载等高级内容，带你彻底吃透 Ext 系列文件系统。

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