六、Ext系列文件系统（1.基础概念铺垫）

1. 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机械设备，慢但容量大、便宜。其他的不用管。

1-2 磁盘物理结构

内部组件就5个：

• 主轴（马达） ------ 带动盘片旋转
• 磁盘（盘片） ------ 相当于"纸"，存储数据的载体
• 磁头 ------ 相当于"笔"，读写数据
• 磁头臂 ------ 携带磁头移动
• 永磁铁

1-3 磁盘的存储结构

概念	含义
磁道(track)	盘片上的同心圆，从外到内编号0、1、2...
扇区(sector)	每个磁道切出的扇形块，512字节，磁盘最小读写单位
柱面(cylinder)	不同盘片上相同半径的磁道组成的"圆柱面"（逻辑概念）
磁头(head)	每个盘面一个磁头，磁头臂上的磁头共进退

定位一个扇区 = CHS寻址：先选磁头(H)→再选柱面(C)→再选扇区(S)

CHS的局限：用8bit存磁头、10bit存柱面、6bit存扇区，最大只能寻址约8GB，所以被淘汰了。

1-4 磁盘的逻辑结构（核心）

关键思想：把磁盘想象成一维数组。

磁带上面可以存储数据，我们可以把磁带"拉直"，形成线性结构

那么磁盘本质上虽然是硬质的，但是逻辑上我们可以把磁盘想象成为卷在一起的磁带，那么磁盘的逻 辑存储结构我们也可以类似于：

这样每一个扇区，就有了一个线性地址(其实就是数组下标)，这种地址叫做LBA

虽然物理上是三维的（柱面×磁头×扇区），但逻辑上就是一个一维数组，每个扇区有一个线性编号，叫做LBA（Logical Block Address）。

| 扇区 | 扇区 | 扇区 | 扇区 | 扇区 | ...
 [0]    [1]    [2]    [3]    [4]    ...  ← 这就是LBA地址（数组下标）

1-5 CHS 与 LBA 互转

CHS → LBA：

LBA = C × (磁头数 × 每道扇区数) + H × 每道扇区数 + S - 1

本质就是三维数组展平成一维的公式，(磁头数 × 每道扇区数) 就是"一个柱面有多少个扇区"。

LBA → CHS：

C = LBA ÷ (磁头数 × 每道扇区数)        // 第几个柱面
H = (LBA % (磁头数 × 每道扇区数)) ÷ 每道扇区数  // 柱面内第几个磁头
S = (LBA % 每道扇区数) + 1              // 磁道内第几个扇区（从1开始）

最重要的结论：

OS只使用LBA地址，不需要关心CHS。LBA到CHS的转换由**磁盘固件（硬件电路）**自动完成。

从现在开始，磁盘就是一个元素为扇区的一维数组，下标就是LBA。OS用一个数字就能访问任意扇区。

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这一节总结就一句话：磁盘在OS看来是一维扇区数组，用LBA下标访问，物理细节由磁盘自己处理。

2. 引入文件系统

2-1 引入"块"概念

OS不会一个扇区一个扇区地读，太慢了。所以把连续8个扇区 打包成一个块（block）：

扇区:  [0] [1] [2] [3] [4] [5] [6] [7] | [8] [9] [10] ...
        ├─── 块0 (4KB) ──────────────────┤├── 块1 ──...

概念	值
一个扇区	512字节
一个块	4KB = 8个扇区
块是文件存取的最小单位	不是扇区

LBA和块号的换算：

块号 = LBA ÷ 8
LBA  = 块号 × 8 + n（n是块内第几个扇区）

验证命令：stat main.c 会看到 IO Block: 4096，就是4KB。

2-2 引入"分区"概念

其实磁盘是可以被分成多个分区（partition）的，以Windows观点来看，你可能会有一块磁盘并且将 它分区成C,D,E盘。那个C,D,E就是分区。**分区从实质上说就是对硬盘的一种格式化。**但是Linux的设备 都是以文件形式存在，那是怎么分区的呢？

• **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：

• 分区本质上就是记录：这个区从哪个柱面开始，到哪个柱面结束
• 分区之后，每个分区可以独立格式化为不同的文件系统
• 柱面大小一致，扇区个位一致，那么其实只要知道每个分区的起始和结束柱面号，知道每 一个柱面多少个扇区，那么该分区多大，其实和解释LBA是多少也就清楚了
• 

2-3 引入"inode"概念（重点）

文件 = 内容 + 属性，内容存在数据块里，属性存在inode里。

inode是什么：索引节点，存储文件的元信息（属性），包括：

• 文件大小、权限、所有者、时间戳、链接数等
• 不包含文件名（这个很关键，面试常考）

inode的特点：

1. 每个文件对应一个inode，有唯一的inode号
2. inode大小固定（128字节或256字节），不管文件内容多大
3. 文件名不在inode里，而在目录的数据块里
4. inode号以分区为单位，不跨分区

注意：

• 文件名属性并未纳入到inode数据结构内部

• inode的大小一般是128字节或者256，我们后面统一128字节

• 任何文件的内容大小可以不同，但是属性大小一定是相同的

# 查看文件的inode号
ls -li test.c
# 1052007 -rw-rw-r-- 1 whb whb 488 Oct 17 19:06 test.c

# 查看详细inode信息
stat test.c

inode里的关键字段（知道有这些就行，不用背结构体）：

i_mode        文件类型和权限
i_uid/i_gid   所有者/组
i_size         文件大小
i_atime        最后访问时间
i_ctime        创建时间
i_mtime        最后修改时间
i_links_count  硬链接数
i_block[15]    指向数据块的指针（12个直接+1个一级间接+1个二级间接+1个三级间接）

i_block[15]的映射结构：

inode
├── 12个直接块指针 ──→ 直接指向数据块（能管理 12×4KB = 48KB）
├── 一级间接指针   ──→ 指向一个"索引块"，索引块里存的都是块号
├── 二级间接指针   ──→ 索引块→索引块→数据块
└── 三级间接指针   ──→ 索引块→索引块→索引块→数据块

这样设计是为了支持非常大的文件，小文件用直接块就够了，大文件才用到间接块。

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第2节核心就三个词 ：块（4KB） 、分区 、inode（属性+块指针）。这三个搞清楚了，后面ext2就顺了。

3. ext2 文件系统

3-1 宏观认识

所有的准备工作都已经做完，是时候认识下文件系统了。**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。**在 Linux 系统中，最常见的是 ext2 系列的文件系统。

先把整体结构搞清楚。ext2把一个分区 划分成多个块组（Block Group），每个块组结构相同，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：

分区:
┌─────────────┬─────────────┬─────────────┬─────────────┐
│ Boot Sector │ Block Grp 0 │ Block Grp 1 │ Block Grp N │
└─────────────┴─────────────┴─────────────┴─────────────┘

每个Block Group内部:
┌────────────┬─────┬──────────────┬──────────────┬──────────────┬─────────────┐
│ Super Block│ GDT │ Block Bitmap │ Inode Bitmap │ Inode Table  │ Data Blocks │
└────────────┴─────┴──────────────┴──────────────┴──────────────┴─────────────┘

Boot Sector：启动块，1KB，由PC标准规定，存磁盘分区信息和启动信息，任何文件系统都不能改它。启动块之后才是ext2的开始。

为什么分成多个块组？就像政府管理城市一样，分而治之。一个块组管一部分inode和数据块，比整个分区一起管效率高得多。

3-2 Block Group

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。

每个块组结构完全相同，都包含6个部分：

Block Group:
┌────────────┬─────┬──────────────┬──────────────┬──────────────┬─────────────┐
│ Super Block│ GDT │ Block Bitmap │ Inode Bitmap │ Inode Table  │ Data Blocks │
│  (超级块)   │     │  (块位图)     │  (inode位图)  │ (inode表)    │  (数据块)   │
└────────────┴─────┴──────────────┴──────────────┴──────────────┴─────────────┘

管理信息（前5个）+ 实际数据（最后1个），就这个套路。

3-3 块组内部构成

3-3-1 超级块（Super Block）

作用 ：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，不是单个块组的。

存什么：

• inode总数、块总数

• 空闲inode数、空闲块数

• inode大小、块大小

• 最近挂载时间、最近写入时间

• 文件系统状态、魔数（magic number）

  struct ext2_super_block {
  __le32 s_inodes_count; // inode总数
  __le32 s_blocks_count; // 块总数
  __le32 s_free_blocks_count; // 空闲块数
  __le32 s_free_inodes_count; // 空闲inode数
  __le32 s_first_data_block; // 第一个数据块
  __le32 s_log_block_size; // 块大小
  __le32 s_blocks_per_group; // 每组块数
  __le32 s_inodes_per_group; // 每组inode数
  __le16 s_magic; // 魔数，用于识别文件系统类型
  __le16 s_inode_size; // inode结构大小
  // ...
  };

关键细节 ：超级块在每个块组的开头都有备份（第一个块组必须有，后面的可选）。为什么？因为超级块太重要了，一旦损坏整个文件系统就废了，多备份几份保平安。

3-3-2 GDT（Group Descriptor Table）

作用 ：块组描述符表，描述每个块组的属性信息，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

存什么（每个块组描述符）：

• 本块组的块位图在哪个块

• 本块组的inode位图在哪个块

• 本块组的inode表从哪个块开始

• 本块组空闲块数、空闲inode数

• 本块组使用的目录数

  struct ext2_group_desc {
  __le32 bg_block_bitmap; // 块位图的位置
  __le32 bg_inode_bitmap; // inode位图的位置
  __le32 bg_inode_table; // inode表的起始位置
  __le16 bg_free_blocks_count; // 空闲块数
  __le16 bg_free_inodes_count; // 空闲inode数
  __le16 bg_used_dirs_count; // 目录数
  // ...
  };

类比：超级块是"全市总览"，GDT是"各区街道办的地址簿"，告诉你每个块组的各个设施在哪里。

GDT也有备份，每个块组开头都有一份，和超级块一样是为了安全。

3-3-3 块位图（Block Bitmap）

作用 ：记录本块组中哪些数据块被占用、哪些空闲。

原理很简单：一个bit对应一个数据块：

• 1 = 已占用
• 0 = 空闲

举例：假设一个块组有4096个数据块，那块位图就是 4096 ÷ 8 = 512字节 = 1个块就能表示完。

位图（二进制）: 1 1 1 1 1 1 1 1 | 1 1 1 1 1 0 0 0 | ...
                块0-7全被占用      块12以后空闲

为什么要位图？ 因为如果用一个字节表示一个块的状态太浪费了，用1个bit就够，空间效率提高8倍。

3-3-4 inode位图（Inode Bitmap）

和块位图完全一样的思想，只是它记录的是inode的使用情况：

• 每个bit表示一个inode是否空闲
• 1 = 已使用，0 = 空闲

面试常考：inode位图和块位图的区别？ → 一个管inode，一个管数据块，都用位图来高效记录占用情况。

3-3-5 inode表（Inode Table）

作用 ：存放本块组所有inode的属性信息。

就是第2节学的 struct ext2_inode 结构体数组，每个文件一个inode，包含：

• 文件类型、权限（i_mode）
• 所有者（i_uid/i_gid）
• 文件大小（i_size）
• 三个时间（i_atime/i_ctime/i_mtime）
• 硬链接数（i_links_count）
• i_block[15] ------ 指向数据块的指针（最重要）

重要规则：

• inode编号以分区为单位，整体编号，不跨分区
• 每个块组分配一定数量的inode，不是所有inode都在同一个块组

怎么根据inode号找inode？

1. inode号 ÷ 每组inode数 = 在第几个块组
2. inode号 % 每组inode数 = 在该块组inode表中的第几个
3. 偏移量 = 第几个 × inode大小（128字节）
4. 从该块组的inode表起始位置 + 偏移量，读出inode结构

3-3-6 Data Block（数据区）

作用 ：存放文件的实际内容。

不同类型的文件，数据块的用法不同：

文件类型	数据块内容
普通文件	存文件内容数据
目录文件	存该目录下所有文件名和inode号的映射表
符号链接（软链接）	如果路径短，直接存在inode里不占数据块；路径长才用数据块

目录的数据块长什么样：

目录数据块内容:
┌──────────┬──────────┬──────────┐
│ inode号  │ 记录长度  │  文件名   │
├──────────┼──────────┼──────────┤
│ 263136   │  12      │    .     │  ← 当前目录
│ 263488   │  12      │   ..     │  ← 上级目录
│ 263563   │  12      │   abc    │
│ 263563   │  12      │   def    │
│ 261678   │  16      │  abc.s   │
└──────────┴──────────┴──────────┘

这就是为什么文件名不在inode里而在目录里 ------ 文件名是目录的内容，不是文件本身的属性。同一个inode可以有多个文件名（硬链接）。

重要规则：

• 块号以分区为单位，不跨分区
• 知道inode → 通过i_block找到数据块 → 拿到文件内容

---

到这里做个阶段性总结

一个块组的完整图景：

Block Group:

创建一个新文件的4步（这个面试考过）：

1. 存储属性：在inode位图找一个空闲inode，写入文件属性
2. 存储数据：在块位图找空闲数据块，写入文件内容
3. 记录映射：在inode的i_block里记录数据块编号
4. 添加文件名 ：在目录的数据块里写入 (inode号, 文件名) 的映射