Ext系列⽂件系统

理解硬件

磁盘最基本的层次概念

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？

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。

• 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。

• 8 个 512B 扇区 = 4KB

• 1MB = 1024 * 1024 B

• 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)

CHS 和 LBA，只要理解，不必深算

• CHS：老式按柱面/磁头/扇区定位

• LBA：现代更常用的线性编号定位

只要扇区有编号，那么块也一定能编号。

• 把磁盘看成一维数组

• 下标就是 LBA

• 每个元素是一个扇区

这个思路非常重要。它想表达的是： 磁盘在逻辑上可以被看成线性编号的空间。既然扇区能编号，那块由多个扇区组成，也就能编号。

比如：

• 1 个块 = 8 个扇区

• 那么块号和 LBA 之间就能换算：

• 已知 LBA，可算 块号 = LBA / 8

• 已知 块号，可算块内各扇区的大致范围

块不是虚构出来的，它最终一定落在一串连续扇区上。

• 现代系统更偏向逻辑编号

• 这和后面 block、inode 编号思路一致

引⼊⽂件系统

"块"概念

硬盘是典型的"块"设备，操作系统读取硬盘数据的时候，其实是不会⼀个个扇区地读取，这样 效率太低，⽽是⼀次性连续读取多个扇区，即⼀次性读取⼀个"块"（block）。

硬盘的每个分区是被划分为⼀个个的"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。

总结：

• 块是文件系统操作磁盘的基本单位

• 块通常由多个扇区组成

• 常见块大小是 4KB

• 常见扇区大小是 512B

• 所以常见情况下 1 block = 8 sectors

• 逻辑上磁盘可以按 LBA 编号

• 块号和扇区编号之间可以换算

• 硬盘是块设备，文件系统通常按块而不是按字节管理磁盘。

• 块是文件系统存取数据的基本单位。

• 一个块通常由多个连续扇区组成。

• 常见情况下：1 block = 4KB = 8 * 512B sector

• 扇区有 LBA 编号，块也可以由扇区编号推导出来。

引入"分区"概念

磁盘不是只能整体使用，通常会被切分成多个区域，每个区域就是一个分区

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。

分区的本质就是在磁盘逻辑空间里划出一段连续范围。

**- 分区是对磁盘逻辑空间的切分。

• 文件系统通常创建在分区上。
• 不同分区可以分别格式化、分别挂载、分别管理。
• 后续 inode、block、super block 等概念通常都要放在"某个分区内"去理解。**

引入 inode 概念

⽂件 = 数据 + 属性

我们使⽤ls -l 的时候看到的除了看到⽂件名，还能看到⽂件元 数据（属性）。

[root@localhost linux]# ls -l
-rwxr-xr-x. 1 root root 7438 "9⽉13 14:56" a.out
-rw-r--r--. 1 root root  654 "9⽉14:56" test.c

每⾏包含7列：

• 权限 - 硬链接数 - 所有者 - 所属组 - 大小 - 时间 - inode 号

文件 = 数据 + 属性。这里的"属性"，在 Linux 文件系统里就主要由 inode 负责保存。

注意： 文件名不在 inode 里。文件名以后由目录来保存，目录负责建立"文件名 -> inode号"的映射

⽂件数据都储存在"块"中，那么很显然，我们还必须找到⼀个地⽅储存 ⽂件的元信息（属性信息），⽐如⽂件的创建者、⽂件的创建⽇期、⽂件的⼤⼩等等。这种储存⽂件 元信息的区域就叫做inode，中⽂译名为"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

总结：

• Linux 下文件的属性信息保存在 inode 中。

• inode 是索引节点，是文件元信息的数据结构。

• inode 中保存权限、大小、时间、链接数、数据块位置等信息。

• 每个文件都有 inode 号。

• 文件内容和属性是分离存储的。

• 文件名不在 inode 中，文件名与 inode 的对应关系由目录维护。

文件系统要先解决"空间怎么组织"和"文件属性怎么管理"这两个问题，然后才能谈文件名和路径。

具体来说：

• 块 解决"磁盘空间按什么单位管理"

• 分区 解决"在哪个范围内建立文件系统"

• inode 解决"文件属性和索引信息存在哪"

ext2 ⽂件系统

宏观认识

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。

ext 文件系统是在分区内部，用一套固定的数据结构，把"空间管理、文件属性、文
件内容、文件名、路径访问"全部组织起来。

ext2 不会把整个分区当成一团混乱空间来管理，而是把整个分区切成多个 Block

Group。

Block Group

文件系统内部重复出现的一个"管理分区小单元"。ext2 的思路是：把整个分区切成很多个小组，每组内部都有自己的管理信息和数据区域。

块组内部构成

• 超级块 Super Block

• GDT Group Descriptor Table

• 块位图 Block Bitmap

• inode 位图 Inode Bitmap

• inode 表 Inode Table

• 数据块 Data Block

一个完整流程：

1. 文件系统先要知道自己总体长什么样

2. 再要知道每个组内部结构长什么样

3. 再要知道哪些块空闲、哪些 inode 空闲

4. 再要有地方真正存 inode

5. 再要有地方真正存文件内容

超级块（Super Block）

超级块保存整个文件系统的全局信息。注意是"整个文件系统"的信息，不是某一个文件的信息。

里面大概会记录：

• inode 总数

• block 总数

• 空闲 block 数

• 空闲 inode 数

• block 大小

• 每组多少 block

• 每组多少 inode

• 文件系统状态

• 最近挂载时间

• 最近写入时间

• inode 大小等

• Super Block = 文件系统全局元数据

• 记录总量、空闲量、block/inode 参数、状态、时间等

• 超级块极其重要，因此有冗余备份

GDT（Group Descriptor Table）

它记录什么？比如：

• 这个块组的 block bitmap 在哪

• inode bitmap 在哪

• inode table 在哪

• 这个组还有多少空闲 block

• 这个组还有多少空闲 inode

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。

如果说： 超级块是"全局总账本"，那 GDT 就是：每个块组的导航表。GDT 管每个块组的细节位置和资源情况。GDT = Block Group 的描述信息表

块位图（Block Bitmap）

BlockBitmap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

• Block Bitmap：记录数据块空闲/占用状态

• 一个 bit 对应一个 block

• 用 0/1 记录这个块是否被占用

inode 位图（Inode Bitmap）

• Inode Bitmap：记录 inode 是否已分配

• 创建文件 = 分发inode + 分发block

它记录：

• 哪些 inode 已经分配给文件

• 哪些 inode 还空闲

节点表（Inode Table）

inode 不仅是概念，而且在磁盘上有固定、可定位的存储区域。

• Inode Table 存放 inode 结构本体

• inode 大小通常固定

• 知道 inode 号后可以定位到 inode 表中的具体位置

• inode 号的意义依赖于所在分区/文件系统

• Inode Table = inode 的磁盘存储区

• inode号在分区内有意义，不可脱离分区单独谈

Data Block

这里正式落地：

• 普通文件内容，比如代码、文本、图片字节流

• 最终都放在数据块中

所以一个文件可以理解成两层：

1. inode：记录文件属性、大小、权限、数据块位置等

2. data block：真正存放文件内容

• 文件内容存储在 Data Block

• inode 记录的是内容在哪里

• 文件本质上是 inode 和数据块共同构成的

• Data Block：存真正的文件内容

• inode：存属性 + 内容位置

inode 和 datablock 映射

不必细究，知道了解即可

inode 是文件属性和文件内容之间的桥梁。

inode 里面保存了"这个文件内容在哪些块里"的映射信息。也就是说，inode 不只是存权限、大小，它还像一张索引表：

• 第一个内容块在哪

• 第二个内容块在哪

• 后面块在哪

于是系统流程就是：

1. 先通过文件名找到 inode 号

2. 再从 inode 表中找到 inode

3. 再从 inode 中找到对应的数据块列表

4. 最后读出内容

总结：

• inode 中有 data block 的映射关系

• 系统读文件时，不是直接靠文件名找内容，而是靠 inode 找 block

• 文件名只是入口，inode 才是核心索引

• inode 的核心职责之一：记录文件内容所在的数据块位置

• 读文件流程本质：文件名 -> inode号 -> inode -> data blocks

目录与文件名

目录的本质作用，不是"装文件内容"，而是维护文件名到 inode 号的映射。

文件名不是存在 inode 里的。而是放在目录里。 而且目录本身也是文件。 目录文件里保存的是一条条目录项，每个目录项大致就是： 文件名 ，对应 inode 号

• 目录也是文件

• 目录中保存目录项

• 目录项建立"文件名 -> inode号"的对应关系

• 文件名和 inode 分开存储

• 目录的本质：维护文件名与 inode 号的映射关系

• 文件名不在 inode 中

路径解析

路径解析本质上是：逐级目录查表的过程。路径访问本质是目录递归查找 inode。

路径缓存

如果每次路径解析都重新从磁盘一级一级找，会非常慢，所以内核会做缓存。

• 路径查找可能被缓存加速

• 缓存的是路径/目录项相关结果

• 这是为了减少频繁磁盘访问

• 路径缓存用于加速目录项查找和路径解析

挂载分区

它回答了一个很现实的问题：

如果 inode、block、super block 这些都只在某个分区里有意义，那 Linux 为什么

看起来像只有一棵统一目录树？

答案就是：**挂载 mount。**挂载的本质，记成一句话：把某个分区上的文件系统接到某个目录上。

挂载的本质意义：Linux 的统一目录树，不是因为只有一个文件系统，而是因为多个文件系统通过挂载拼接到了同一棵树上。即：把一个文件系统接入目录树

• 文件系统通常建立在分区或设备上

• 挂载后才能方便纳入 Linux 统一目录树

• 挂载点是目录

• 用户看到的是统一树，底层可能是多个文件系统拼起来的

总结：

ext 文件系统整个访问过程：

1. 磁盘被切成分区

2. 某个分区上建立 ext 文件系统

3. ext 文件系统把分区划成多个 Block Group

4. 每个块组里有超级块/GDT/位图/inode表/数据块

5. 文件内容存 data block

6. 文件属性和内容位置存 inode

7. 目录维护"文件名 -> inode号"

8. 路径解析逐级查目录找到目标 inode

9. 挂载把这个文件系统接入 Linux 统一目录树

ext 文件系统的本质，就是在分区上用一套分组、索引、映射和目录结构，把原始磁盘空间变成"可按文件名访问的文件世界"。

• ext2 按 Block Group 管理分区

• Super Block：全局元数据

• GDT：每组描述信息

• Block Bitmap：块分配状态

• Inode Bitmap：inode 分配状态

• Inode Table：inode 存储区

• Data Block：文件内容存储区

• inode -> data block 映射

• 目录维护"文件名 -> inode号"

• 路径解析逐级查找

• 挂载把多个文件系统接入统一目录树

软硬连接

这一章到底想表达什么？：在 Linux 里，文件名和文件本体不是一回事。

更准确地说：

• 真正代表文件本体的是 inode

• 文件名只是目录里的一个映射项

• 所以可以出现：

• 多个文件名指向同一个 inode

• 一个文件去指向另一个文件的路径

这就分别对应： 硬链接 软链接

所以这一章真正要讲清楚的是："名字"和"文件"到底是什么关系。

硬链接

硬链接就是让多个文件名对应同一个 inode：

  ln abc def

这条命令不是"复制一个新文件"。

它做的事情是：

• 原来有个名字叫 abc

• 现在再增加一个名字叫 def

• 这两个名字都指向同一个 inode

所以本质上是：

abc -> inode 100

def -> inode 100

这就是硬链接。 删除一个硬链接，不一定删除文件本身

inode 的硬链接数会增加创建硬链接前，可能是：Links: 1创建后，可能变成： Links: 2。这也是为什么 ls -l 的第二列会变化。

软链接

⾯解释⼀下三个时间： • 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

软链接是一个独立的新文件，这个文件里保存的是目标文件的路径或名字信息。

 ln -s abc def

这时 def 就是一个软链接。 它和硬链接最大的区别是：软链接不会和目标共享 inode。 也就是说：

abc -> inode 100

def -> inode 200

def 自己有自己的 inode。它不是 abc 的第二个名字。 它只是"指向 abc 的一个特殊文件"。

软链接和硬链接看起来都像"指向另一个文件"，但底层完全不是一回事。

硬链接是：直接共享 inode

软链接是：通过名字/路径去引用目标

所以它们的层次不一样：硬链接是 inode 级别，软链接是路径级别

总结：- 软链接是一个独立文件

• 软链接有自己的 inode

• 软链接通过路径引用目标

• 软链接不共享目标文件的 inode

• 目标删除后，软链接可能悬空失效

软硬连接对⽐

对比项	硬链接 (Hard Link)	软链接 (Symbolic Link)
1. inode 是否相同​	相同 inode​	不同 inode​
2. 本质是什么​	多个文件名映射到同一个 inode​	一个独立文件 ，其内容是目标文件的路径信息​
3. 删除目标文件后的表现​	删除其中一个文件名，只要该inode还有其它链接（文件名），文件数据依然存在。	若目标文件被删除或移动，软链接将失效（成为"悬空链接"）。
**4. 是否是真正的"同一个文件"**​	是，它们指向同一个inode，是同一个文件对象的多个别名。	不是，它是一个独立的文件，通过路径指向另一个文件。
5. 原因/引用层次​	在 inode 层​ 建立引用。	在 文件路径（目录）层​ 建立引用。

硬链接的用途

硬链接更适合：

• 给同一个文件提供多个名字入口

• 不复制内容而共享同一个文件实体

• 从理解文件系统角度，帮助你看清"文件名和 inode 的关系"

软链接在实际中更常用。适合做：

• 快捷入口

• 版本切换

• 目录映射

• 兼容旧路径

• 给一个深路径起一个短名字

例如实际系统里很常见：

• 某个 current 指向某个版本目录

• 某个命令路径是另一个位置的软链接

因为软链接本质上是"路径级别的引用"，所以它非常灵活。

总结：
Linux 中文件名只是目录中的映射项，真正的文件核心是 inode；硬链接和软链接分别从 inode 层和路径层证明了这一点。

• 硬链接 = 多个文件名 -> 同一个 inode

• 软链接 = 一个独立文件 -> 保存目标路径

• 硬链接共享 inode，软链接不共享 inode

• 删除硬链接只是删一个名字映射

• 软链接目标删掉后可能失效

• 文件名不在 inode 中，目录负责维护名字与 inode 的关系

• 真正标识文件的是 inode，不是文件名。

• 硬链接是多个文件名对应同一个 inode。

• 软链接是保存目标路径的独立文件。

• 硬链接不创建新的文件本体。

• 软链接有自己的 inode。

• 硬链接和软链接的根本区别在于：一个是 inode 级引用，一个是路径级引用。