Linux-【文件系统下】

一、引入"inode"概念

文件 = 数据 + 属性 ， 当我们使用ls -l 的时候看到了除了文件名 ， 还能看到文件的元数据 （属性）

ls -l 读取存储在磁盘上的文件信息 ， 然后显示出来

其实这个信息除了通过这种方式来读取 ， 一个stat 命令能够查看更多信息

文件数据都存储在 "块" 中 ， 那么很显然，我们还必须找到一个地方存储文件的元信息（属性信息），比如文件的创建者 、文件的创建日期 、 文件大小等等 。这种存储文件元信息的区域就叫做 inode ， 中文译名 ， "索引结点"

每一个文件都有对应的inode，里面包含了与该文件有关的一些信息。

• 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

所以一个文件的属性 inode长什么样子呢 ？

重点：

• 文件名不存放在 inode 中（因为string的大小会浮动，导致inode结点大小改变），而是存放在目录文件的数据块里（目录项中）。这是 inode 设计的一个关键点：文件名和 inode 分离，使得硬链接成为可能。

• inode 的大小一般是128字节或者256 ， 我们后面统一 128字节 。这使得文件系统可以像数组一样管理 inode，通过 inode 号直接计算出它在磁盘上的位置。

• 任何文件的内容大小可以不同，但是属性的大小一定是相同的

问题引出：

1. 硬盘是典型的 "块" 设备 ， 操作系统读取硬盘数据的时候 ， 读取的基本单位是块 。 块又是硬盘的每个分区下的结构 ， 难道 "块" 是随意在分区上排布的吗 ？ 要如何找到块呢？

2. 上面提到的存储文件属性的 inode ， 又是如何放置的 ？

文件系统就是为了组织管理这些的！

文件系统通过在分区中预先规划出块组 ，在块组中设立位图 来管理空闲状态，设立inode表 来集中存放属性，并利用inode内的指针数组来记录内容块的位置，从而将一盘散沙的LBA扇区，组织成了一个井然有序、可以通过路径和文件名快速存取数据的结构化空间。

二、ext2文件系统

• 我们想要在硬盘上存储文件，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
  • 裸硬盘本身只是一堆无序的物理扇区，没有任何 "文件" 的概念，操作系统无法直接在上面创建、读取或删除文件。
  • 格式化的本质：给硬盘分区写入一套固定的管理规则（文件系统），比如 Ext2/Ext3/Ext4、NTFS、FAT32 等。
  • 只有完成格式化，分区才会被划分成块、块组、inode 表等结构，操作系统才能用 "文件" 的方式去组织和访问数据。
• 文件系统的目的就是组织和管理硬盘中的文件
  • 数据怎么存：把文件内容拆分成块，记录块的位置；
  • 属性怎么存：用 inode 存储文件的权限、大小、时间戳等元数据；
  • 资源怎么分配：用位图管理空闲块和 inode，避免数据覆盖；
  • 路径怎么解析：用目录文件维护 "文件名 → inode 号" 的映射，让用户能通过路径找到文件。

2.1 宏观认识

ext2 文件系统将整个分区划分成若干个同样大小的块组 (Block Group) ，只要能管理一个分区就能管理所有分区，也就能管理所有磁盘文件

上图中启动块（Boot Block/Sector）的大小是确定的，为1KB，由PC标准规定，用来存储磁盘分区信息和启动信息，任何文件系统都不能修改启动块。启动块之后才是ext2文件系统的开始。

2.2 Block Group

Ext2 文件系统将每个分区划分为若干个 Block Group，所有块组的结构完全相同 ，就像一个 "行政区"，每个行政区独立管理自己的资源，整体又由超级块统一协调。

每个 Block Group 的结构从前往后依次为：启动块（Boot Block）→ 超级块（Super Block）→ 块组描述符表（GDT）→ 块位图（Block Bitmap）→ inode 位图（Inode Bitmap）→ inode 表（Inode Table）→ 数据块（Data Block）。

2.3 块组内部构成

• 块组的各个组件各司其职，共同完成文件的存储与管理，缺一不可。
• inode 和 数据块 ， 跨组编号的
• inode和数据块，不能跨分区！！！（所以，一个分区内部，inode编号和块号是唯一的）

2.3.1 超级块(Suoer Block)

超级块存储整个分区的文件系统全局信息，是 Ext 文件系统的核心，若超级块损坏，整个文件系统将无法使用。其记录的关键信息包括：

• Block 和 Inode 的总数量、空闲数量；
• Block 和 Inode 的大小；
• 文件系统的挂载时间、写入时间、磁盘检查时间；
• 块组的数量、每个块组的 Block/Inode 数量。

为了保证可靠性，超级块会在多个块组中进行备份（第一个块组必须有），防止单个扇区物理损坏导致超级块丢失。

2.3.2 GDT(Group Descriptor Table)

GDT 包含多个块组描述符，一个块组对应一个描述符，记录每个块组的局部信息：

• 块组内 Block Bitmap、Inode Bitmap、Inode Table 的起始块号；
• 块组内空闲 Block、空闲 Inode 的数量；
• 块组内已使用的目录数量。

GDT 同样会在多个块组中备份，与超级块配合实现文件系统的整体管理。

2.3.3 块位图(Block Bitmap)

位图采用位（bit） 作为单位，每一位对应一个 Block 或 Inode，用于快速标记资源的空闲 / 占用状态：

• Block Bitmap ：每一位对应一个 Data Block，0 表示空闲，1 表示已占用；

2.3.4 inode位图(Inode Bitmap)

• Inode Bitmap ：每一位对应一个 Inode ，0 表示空闲，1 表示已占用。

位图的设计让文件系统能快速找到空闲的 Block/Inode，避免了遍历整个分区的低效操作。
举一个例子：

• 删除电影 ， 不需要把内容删掉 ， 只需要把位图清0 ；
• 对于磁盘来说，只要块 inode 没有，内容就是乱码，无效
• 对于文件的恢复 ： 把位图再置1

2.3.5 节点表(Inode Table)

在 Linux 中，文件 = 内容 + 属性 ，文件的内容存储在 Data Block 中，而文件的属性（元信息） 则存储在Inode（索引节点） 中，Inode 表就是块组内所有 Inode 的集合。

什么是 Inode？

Inode 是一个固定大小的结构体（通常 128/256 字节），每个文件对应唯一的一个 Inode，且 Inode 编号以分区为单位全局唯一，不可跨分区。Inode 中存储的文件属性包括：

• 文件的权限、所有者、所属组；
• 文件的大小、创建时间、访问时间、修改时间；
• 文件占用的 Data Block 编号；
• 文件的硬链接数。

重要注意 ：文件名并不存储在 Inode 中，这是 Linux 文件系统的关键设计，也是软硬链接实现的基础。

2.3.6 Data Block

Data Block 是真正存储文件内容的区域，根据文件类型的不同，Data Block 的存储内容也不同：

• 普通文件：直接存储文件的实际数据；
• 目录文件 ：存储文件名与 Inode 号的映射关系（这是目录的核心本质）；
• 设备文件 / 管道文件：无实际数据，Data Block 为空。

**Data Block 的编号以分区为单位全局唯一，不可跨分区，**文件占用的 Data Block 编号会记录在其对应的 Inode 中。

2.4 inode 和 datablock 映射(弱化)

Inode 中包含一个块指针数组 i_block [EXT2_N_BLOCKS] （EXT2_N_BLOCKS=15），**用于建立 Inode 与 Data Block 的映射关系，**通过这个数组，就能找到文件内容所在的所有 Data Block。

问：知道inode 号的情况下，在指定分区 ， 解释 : 对文件的增 、 删 、 查 、 改 是在做什么？

• 分区之后的格式化操作，就是对分区进行分组 ， 在每个组中写入 SB 、GDT ， Block bitmap等管理信息 ， 这些管理信息统称为：文件系统
• 只要知道文件的inode号 ， 就能在指定分区中确定是哪一个分组 ， 进而在哪一个分组中确定是哪一个inode

• 拿到inode文件的属性和内容就全部都有了
  下面，通过touch一个新文件来看看如何工作。

第一步：用 inode 编号查 inode 位图（有效性校验）

• 每个块组都有一个 inode 位图（inode bitmap） ，用 1 个 bit 标记对应 inode 是否被占用：
  • bit=1：这个 inode 有效，代表存在一个文件 / 目录；
  • bit=0：这个 inode 空闲，未被使用。
• 拿到 inode 编号后，先去位图里查对应 bit：
  • 如果是 1 → 说明这个 inode 是合法存在的；
  • 如果是 0 → 说明这个文件已经被删除或不存在。

第二步：从 inode 表中读取 inode 结构体

• 每个块组都有一个 inode 表（inode table），是一段连续的磁盘空间，里面按顺序存放所有 inode 结构体（每个 inode 大小固定，比如 128/256 字节）。

• 计算偏移：

  inode 在 inode 表中的偏移 = (inode 编号 - 1) × 每个 inode 的大小

• 直接读取这段偏移的数据，就能得到完整的 struct ext2_inode，里面包含了文件的所有元信息：权限、大小、时间戳、数据块指针等。

第三步：通过 inode 里的 data block 数组找到文件内容

• struct ext2_inode 里有一个数组 i_block[EXT2_N_BLOCKS]（通常是 15 个指针）：
  • 前 12 个是直接块指针 ：直接指向存储文件内容的 data block 编号；
  • 后 3 个是间接块指针：指向索引块，索引块里再存 data block 编号，用来存大文件。
• 只要遍历这个数组，就能拿到文件所有 data block 的编号，再根据块号 → LBA 地址 → 磁盘扇区，最终读出文件的全部内容。

2.5 目录与文件名

我们平时访问文件时，使用的是路径 + 文件名 （如 /home/whb/test.c），但 Linux 的文件系统核心是 Inode，并不直接识别文件名，那么从 "文件名" 到 "文件内容 / 属性" 的过程是如何实现的？这就涉及到目录的本质 、路径解析 和路径缓存。

目录的本质：文件名与 Inode 的映射文件

在 Linux 中，目录也是一种文件，没有特殊的 "目录结构"，其本质是：

• 目录的属性：存储在其对应的 Inode 中（与普通文件一致）；
• 目录的内容 ：存储在其对应的 Data Block 中，内容为一系列 "文件名 - Inode 号" 的键值对。（所以在一个目录中，文件名不可以重复）

简单来说，**目录就是一个 "映射表"，**建立了文件名和 Inode 号的关联，这也是为什么删除文件名只是删除目录中的一条映射记录，而不是直接删除文件数据。

2.6 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 ， 不也要知道当前工作目录的inode ？

所以也要打开 ， 当前工作目录的 上一级 目录 ， ... ， 上一级目录也是目录 ！所以类似 "递归" ， 需要把路径中所有目录全部解析 ， 出口是 '/' 根目录 。

任何文件 ， 都有路径 ， 访问目标文件 ，例如：

以访问/home/whb/test.c为例，路径解析的步骤为：

1. 系统开机后默认知道根目录 "/" 的 Inode 号（固定值），先打开根目录的 Inode，找到其对应的 Data Block；
2. 在根目录的 Data Block 中，查找 "home" 对应的 Inode 号，打开 home 目录的 Inode；
3. 在 home 目录的 Data Block 中，查找 "whb" 对应的 Inode 号，打开 whb 目录的 Inode；
4. 在 whb 目录的 Data Block 中，查找 "test.c" 对应的 Inode 号，找到后即可通过该 Inode 获取文件的属性和内容所在的 Data Block。

核心结论 ：访问文件必须依赖路径 ，**路径的本质是逐层的目录映射表，**最终通过文件名找到 Inode 号，进而访问文件。

所以，这个用户提供文件名 ， 进程提供cwd ， 共同构建了linux的路径结构

2.7 路径缓存

如果每次访问文件都要从根目录开始逐层解析磁盘上的目录，效率会非常低。因此，Linux 内核引入了路径缓存（dentry 缓存） ，在内存中（只在OS中保存，不存在磁盘里）维护了一棵树形的目录结构 ，由**内核结构体struct dentry（目录项）**构成。

• 每个文件 / 目录都对应一个 dentry 结构，包含其 Inode 指针、父目录 dentry 指针、子目录 dentry 链表；
• 当首次访问某个路径时，内核会从磁盘加载目录信息，在内存中创建 dentry 结构，形成树形缓存；
• 后续再次访问该路径时，直接从内存的 dentry 缓存中查找，无需再访问磁盘，大幅提升效率。

dentry 缓存采用LRU（最近最少使用） 机制进行淘汰，同时结合哈希表实现快速查找，平衡了缓存效率和内存占用。

2.8 挂载分区

Inode 和 Block 的编号都是以分区为单位 的，跨分区后 Inode 号会重复，那么 Linux 如何管理多个分区的文件系统？答案是挂载（mount）。

挂载的本质

将一个格式化好的分区 与一个空目录 建立关联，这个目录称为挂载点 ，此后访问该挂载点，就是访问对应分区的文件系统。简单来说，挂载就是将分区的文件系统 "接入" Linux 的根目录树形结构中。

以挂载一个 ext4 格式的磁盘镜像文件为例：

# 创建磁盘镜像（5M）
dd if=/dev/zero of=./disk.img bs=1M count=5
# 格式化为ext4文件系统
mkfs.ext4 disk.img
# 创建挂载点
mkdir /mnt/mydisk
# 挂载分区到挂载点
sudo mount -t ext4 ./disk.img /mnt/mydisk/
# 卸载分区
sudo umount /mnt/mydisk

关键结论

• 未挂载的分区，即使格式化了文件系统，也无法被访问；
• 访问文件时，系统会根据路径前缀判断目标文件所在的分区（挂载点），进而在对应分区中解析 Inode；
• Linux 的根目录树形结构，本质是多个挂载的分区通过挂载点连接而成的整体。
• 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！！！

2.9 文件系统总结

三、软硬链接

基于 "文件名与 Inode 分离" 的设计，Linux 实现了文件链接 机制，分为硬链接（Hard Link） 和软链接（Symbolic Link），两者的实现原理和使用场景截然不同，是 Linux 文件系统的重要特性。

3.1 硬链接

硬链接的本质是在目录中添加一条新的 "文件名 - Inode 号" 映射记录 ，让多个文件名指向同一个 Inode，这些文件名就是该文件的硬链接。

# 创建文件abc
touch abc
# 为abc创建硬链接def
ln abc def
# 查看Inode号（两者Inode号相同）
ls -li abc def
# 输出：263466 abc  263466 def

硬链接的核心特性

1. 硬链接与原文件共享同一个 Inode，拥有相同的文件属性和内容，修改其中一个，另一个也会同步变化；

2. Inode 中记录了硬链接数，创建硬链接时链接数 + 1，删除硬链接时链接数 - 1；

3. 只有当硬链接数为 0 时，系统才会真正删除文件的 Inode 和 Data Block，释放磁盘空间；

4. 硬链接不能跨分区 （Inode 号仅在分区内唯一

   # 为abc创建软链接abc.s
   ln -s abc abc.s
   # 查看Inode号（软链接有独立的Inode号）
   ls -li
   # 输出：263563 abc  2631678 lrwxrwxrwx 1 root root 3 abc.s -> abc

   ）；

5. 硬链接不能指向目录（避免目录树形结构出现循环，导致路径解析死循环）。

硬链接的特殊应用

Linux 中的 .（当前目录） 和..（上级目录） 就是硬链接：

• 每个目录的硬链接数至少为 2（自身的. + 父目录中的映射记录）；
• 若目录有子目录，子目录的..会让该目录的硬链接数 + 1。

3.2 软连接

链接（也叫符号链接）的本质是一个独立的文件 ，有自己的 Inode 和 Data Block， 其 Data Block 中存储的内容不是实际数据，而是目标文件的路径 + 文件名 ，相当于 Windows 中的 "快捷方式"。

# 为abc创建软链接abc.s
ln -s abc abc.s
# 查看Inode号（软链接有独立的Inode号）
ls -li
# 输出：263563 abc  2631678 lrwxrwxrwx 1 root root 3 abc.s -> abc

软链接的文件权限位以l开头，明确标识其为软链接，箭头指向目标文件。

软链接的核心特性

1. 软链接是独立文件，有自己的 Inode 和 Data Block，与目标文件的 Inode 无关；
2. 删除软链接 ，不会影响目标文件；删除目标文件，软链接会变成 "死链接"（指向不存在的文件）；
3. 软链接可以跨分区 ，也可以指向目录；
4. 访问软链接时，系统会根据其 Data Block 中存储的路径，自动跳转到目标文件，实现间接访问。

3.3 软硬链接对比

特性	硬链接	软链接
Inode 号	与目标文件相同	有独立的 Inode 号
本质	目录的映射记录	独立的文件
跨分区	不支持	支持
指向目录	不支持	支持
目标文件删除	仍可访问（链接数 > 0）	变成死链接
存储内容	无独立内容，共享数据	存储目标文件的路径

3.4 软硬链接的用途

• 硬链接 ：用于文件备份（删除原文件仍可通过硬链接访问）、实现.和..目录标识；
• 软链接：用于简化文件路径（如将深层目录的文件链接到根目录）、版本管理（如将 python3 链接到 python）、跨分区访问文件 / 目录。