从硬件开始：认识磁盘
磁盘是计算机中唯一的机械设备
在我们每天都在使用的计算机中，绝大多数组件都是电子设备------CPU、内存、主板芯片组......它们没有活动部件，工作速度极快。但磁盘（尤其是机械硬盘）是个例外，它是计算机中唯一一个含有机械运动部件的核心设备。
机械硬盘内部有旋转的盘片、移动的磁头臂，这些物理运动决定了它的速度远低于内存和CPU。但它的优势也很明显：容量大、价格便宜。这也是为什么我们至今仍在使用磁盘来存储海量数据。
磁盘的物理结构
主轴（马达） → 带动盘片高速旋转
磁头臂 → 负责移动磁头
磁头 → 读取/写入数据
永磁铁 → 控制磁头臂的运动
盘片 → 实际存储数据的介质一个关键细节：所有磁头是"共进退"的------它们通过同一个传动臂同时移动，这意味着所有磁头在同一时刻位于相同半径的磁道位置。
磁盘的存储结构
磁盘的存储结构可以分为几个层次：
-
盘片（Platter）：磁盘中实际存储数据的圆形盘片，通常由铝合金或玻璃制成，表面涂有磁性材料
-
磁道（Track）：盘片上的一个个同心圆
-
扇区（Sector） ：磁道被划分成的一段段圆弧，是磁盘存储数据的基本单位，通常为512字节
-
柱面（Cylinder）：所有盘片上相同半径的磁道构成一个逻辑上的柱面
地址定位：CHS和LBA
如何定位一个扇区？
磁盘要想读取数据，首先要知道数据在哪个位置。早期的磁盘使用CHS地址来定位扇区：
-
C（Cylinder）：柱面号
-
H（Head）：磁头号（可以理解为盘面号）
-
S（Sector）：扇区号
CHS地址就像三维坐标：先找到在第几柱面，再确定用哪个磁头，最后定位到该磁道上的第几个扇区。
从三维到一维：LBA地址
但是，CHS地址用起来太麻烦。于是聪明的工程师们想了一个办法：把磁盘看作一个一维数组。
想象一下磁带------它是卷起来的，但我们可以把它"拉直"，变成一个线性结构。磁盘虽然是一个三维的物理结构（多个盘片 × 多个磁道 × 多个扇区），但我们可以逻辑上把它想象成一个一维的扇区数组。
这个数组的下标就是LBA（Logical Block Address，逻辑块地址）。
关键理解：磁盘从物理上是三维的（盘片 × 磁道 × 扇区），但从逻辑上看，就是一个一维数组，LBA就是数组下标。OS只需要使用LBA地址即可，磁盘内部的固件会自动完成LBA到CHS的转换。
CHS与LBA的转换公式
CHS → LBA：
LBA = C × (HPC × SPT) + H × SPT + (S - 1)
其中：
-
C = 柱面号（Cylinder），从0开始编号
-
H = 磁头号（Head），从0开始编号（可以理解为盘面号）
-
S = 扇区号（Sector），从1开始编号
-
HPC = 每柱面的磁头数（Heads Per Cylinder）
-
SPT = 每磁道的扇区数（Sectors Per Track）
| 部分 | 含义 |
|---|---|
C × (HPC × SPT) |
前面所有柱面包含的扇区总数 |
H × SPT |
当前柱面中，前面所有磁道包含的扇区数 |
(S - 1) |
当前磁道中，前面扇区的数量（因为扇区号从1开始） |
HPC（每柱面磁头数）和SPT（每磁道扇区数）这些参数磁盘内部自动维护。
LBA → CHS：
C = LBA / (HPC × SPT) // 整除
H = (LBA % (HPC × SPT)) / SPT // 整除
S = (LBA % (HPC × SPT)) % SPT + 1
注意：扇区号通常从1开始编号，而LBA从0开始编号，所以公式中要减1或加1。
文件的本质：数据 + 属性
在深入文件系统之前，我们必须先理解一个核心概念：
文件 = 内容 + 属性
-
内容：文件里实际存储的数据
-
属性：文件的大小、所有者、创建时间、修改时间、权限等信息
在Linux中，这两者是分开存储的。这也是为什么即使文件内容为空（0字节），它仍然占用磁盘空间------因为它的属性信息需要存储。
块（Block）的引入
为什么需要"块"？
如果操作系统每次读写磁盘都以"扇区"为单位（512字节），效率会非常低。就像我们不会每次只搬一块砖，而是用箱子一次性搬很多块砖一样。
操作系统的解决方案是：一次性读取连续多个扇区 ，这个组合叫做一个块（Block）。
块的大小在格式化时确定，通常是4KB（即连续8个扇区），这是文件存取的最小单位。
关系：块号 = LBA / 8（假设块大小为4KB，每个扇区512字节）
块的意义
有了块的概念之后，可以把问题简化：
-
磁盘是一个扇区的一维数组（LBA地址）
-
多个连续扇区组成块
-
文件系统操作的基本单位是块，而不是扇区
这大大提升了磁盘I/O的效率。
分区（Partition）
什么是分区？
分区就是把一块物理磁盘划分成多个逻辑上独立的区域。在Windows中，你看到的C盘、D盘、E盘就是不同的分区。在Linux中，分区表现为设备文件，如/dev/sda1、/dev/sda2等。
分区的最小单位
分区的最小单位是柱面 。分区的本质就是：设置每个分区的起始柱面和结束柱面号。
知道了起始和结束柱面号，又知道每个柱面有多少个扇区，自然就能算出这个分区有多大，以及它的LBA范围是多少。
inode：文件的"身份证"
什么是inode？
"文件 = 内容 + 属性"，属性存储在哪里呢？答案就是inode（索引节点）。
每个文件都有一个对应的inode，其中包含了该文件的全部属性信息：
struct ext2_inode {
__le16 i_mode; // 文件模式（类型和权限）
__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_ctime; // 创建时间
__le32 i_mtime; // 最后修改时间
__le16 i_links_count; // 硬链接数
__le32 i_blocks; // 占用的块数
// ... 更多字段
__le32 i_block[15]; // 指向数据块的指针（重要！）
};关键点：
-
inode的大小通常是128字节或256字节
-
所有文件的inode大小相同（因为存储的是属性，属性结构是固定的）
-
文件名不在inode中存储
-
inode编号以分区为单位，跨分区inode号可能重复
通过stat命令查看inode信息
$ stat test.c
File: "test.c"
Size: 654 Blocks: 8
Device: 802h/2050d Inode: 263715
Access: (0644/-rw-r--r--) Uid: (0/root)
Access: 2017-09-13 14:56:57.059012947 +0800
Modify: 2017-09-13 14:56:40.067012944 +0800
Change: 2017-09-13 14:56:40.069012948 +0800用ls -li可以同时看到inode号和文件名：
$ ls -li
10526669 -rw-rw-r-- 1 whb whb 225 Oct 17 19:09 test.cext2文件系统：完整解剖
宏观结构
ext2文件系统将整个分区划分成若干个块组（Block Group），每个块组的大小相同。只要能管理好一个块组，就能管理好整个分区。
┌──────────────────────────────────────────────────────────────┐
│ 启动块 │ 块组0 │ 块组1 │ 块组2 │ ... │ 块组N │
└──────────────────────────────────────────────────────────────┘-
启动块（Boot Block）：大小为1KB，存储分区信息和启动信息，任何文件系统都不能修改它
-
块组：ext2文件系统真正的管理单元
块组内部结构
每个块组包含以下组成部分：
┌─────────────┬─────────────┬─────────────┬─────────────┬─────────────┐
│ 超级块 │ 块组描述符 │ 块位图 │ inode位图 │ inode表 │ 数据块 │
│ │ │ │ │ │ │
└─────────────┴─────────────┴─────────────┴─────────────┴─────────────┘超级块（Super Block）
超级块存储的是整个文件系统的元信息，包括：
-
block和inode的总量
-
未使用的block和inode数量
-
block和inode的大小
-
最近一次挂载时间
-
最近一次写入时间
-
最近一次检验磁盘的时间
重要：超级块在每个块组的开头都有一份拷贝（第一个块组必须要有）。这样做是为了容错------如果某个块组的超级块损坏，可以从其他块组恢复。
块组描述符表（GDT, Group Descriptor Table）
GDT描述了每个块组的属性信息，包括：
-
本组的数据块位图位置
-
本组的inode位图位置
-
本组的inode表位置
-
本组空闲块数
-
本组空闲inode数
-
本组目录数
struct ext2_group_desc {
__le32 bg_block_bitmap; // 块位图位置
__le32 bg_inode_bitmap; // inode位图位置
__le32 bg_inode_table; // inode表位置
__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
};
块位图（Block Bitmap）
块位图用一个bit来表示一个数据块是否被占用：
-
1 = 已被占用
-
0 = 空闲可用
inode位图（Inode Bitmap）
和块位图类似，用bit来表示inode是否空闲可用。
inode表（Inode Table）
存放当前分组中所有文件的inode属性信息。这是一个数组，每个元素就是一个inode结构。
数据块（Data Blocks）
存放文件的实际内容。
-
普通文件：文件数据存储在这里
-
目录文件：目录下所有文件名和inode号的映射关系存储在这里
inode和数据块的映射
inode结构中有一个关键字段：i_block[15]，这是一个包含15个指针的数组，用来指向存储文件内容的数据块。
┌──────────────────────────────────────────────────────────────┐
│ inode结构
│ ┌────────────────────────────────────────────────────────────┐
│ │ 直接块指针 0 → 指向数据块
│ │ 直接块指针 1 → 指向数据块
│ │ ...
│ │ 直接块指针 11 → 指向数据块 (共12个直接块)
│ │ 一级间接指针 → 指向一个索引块，该块再指向数据块
│ │ 二级间接指针 → 指向一个索引块，...再指向数据块
│ │ 三级间接指针 → 指向一个索引块，...再指向数据块
│ └────────────────────────────────────────────────────────────┘
└──────────────────────────────────────────────────────────────┘这种设计可以支持不同大小的文件：小文件直接用直接块，大文件通过间接块扩展。
创建文件的完整流程
当我们在Linux中创建一个新文件（比如touch abc）时，背后发生了这些事情：
1. 存储属性
内核在inode位图中找到一个空闲的inode（比如编号263466），把文件属性信息写入这个inode。
1. 在当前目录所在的分区中，查找空闲的inode
2. 扫描inode位图，找到第一个0 → 假设是263466
3. 将263466置为1（已占用）
4. 在inode表中，初始化inode 263466：
- 记录文件大小、时间戳、权限等
- 硬链接数设为1
- i_block数组清空2. 存储数据
内核在块位图中找到三个空闲的数据块（比如300、500、800），把文件内容写入这些块。
（本例中文件内容为空，跳过此步）
如果文件有内容，则需要：
1. 扫描块位图，找到空闲的数据块（如300, 500, 800）
2. 将数据写入这些块
3. 在inode的i_block中记录：[300, 500, 800]3. 记录分配情况
内核更新inode中的i_block数组，记录数据块列表：[300, 500, 800]。
更新块位图：块300, 500, 800 置为1
更新inode位图：inode 263466 置为14. 添加文件名到目录
内核在当前目录的数据块中添加一条记录：(inode号=263466, 文件名="abc")。
在当前目录的数据块中，添加一条记录：
文件名: "abc" → inode号: 263466核心理解 ：文件名到inode号的映射关系存储在目录文件的数据块中，而不是存储在inode中！
删除文件发生了什么
执行 rm abc：
1. 在当前目录的数据块中，删除记录 "abc → 263466"
2. inode 263466 的硬链接数减1
3. 如果硬链接数变为0：
- 释放该inode占用的所有数据块（更新块位图为0）
- 释放该inode（更新inode位图为0）目录与文件名的秘密
目录也是文件
在Linux中，目录也是一种文件，它有自己的inode和数据块。
-
目录的属性和其他文件一样（所有者、权限、大小等）
-
目录的内容 是一个特殊的结构：文件名 ↔ inode号 的映射表
验证：读取目录内容
我们可以用C程序读取一个目录的内容：
#include <stdio.h>
#include <dirent.h>
int main(int argc, char *argv[]) {
DIR *dir = opendir(argv[1]);
struct dirent *entry;
while ((entry = readdir(dir)) != NULL) {
printf("Filename: %s, Inode: %lu\n",
entry->d_name, entry->d_ino);
}
closedir(dir);
return 0;
}运行结果会显示每个文件名对应的inode号，和ls -li看到的一致。
关键结论：访问文件时，必须打开当前目录文件，根据文件名找到对应的inode号，然后才能访问文件内容。
路径解析从根目录开始
既然访问文件需要先打开目录文件，而目录文件本身也是文件，也需要先打开它所在的目录......这就形成了一个"先有鸡还是先有蛋"的问题。
解决方法是：从根目录（/）开始。
-
根目录的inode号是固定的（通常为2），系统开机后就知道
-
访问
/home/joy/test.c的流程：步骤1：访问根目录 "/"
根目录inode号固定（通常是2）
在根目录的数据块中查找 "home" → inode号 786433
步骤2：访问目录 "/home"
打开inode 786433
在home目录的数据块中查找 "joy" → inode号 655362
步骤3：访问目录 "/home/joy"
打开inode 655362
在joy目录的数据块中查找 "test.c" → inode号 263466
步骤4：访问文件 "/home/joy/test.c"
打开inode 263466
读取i_block指针 → 数据块300, 500, 800
组装成完整文件内容
这个过程叫做Linux路径解析。
任何文件都有路径，而路径解析永远从根目录开始。
路径缓存
每次访问文件都要从根目录开始解析，效率太低了。Linux内核维护了一个路径缓存结构 ------struct dentry。
┌─────────────────────────────────────────────────────────────┐
│ 内存中的目录项缓存（dentry cache） │
│ │
│ "/" │
│ ├── "home" → inode 786433 │
│ │ └── "whb" → inode 655362 │
│ │ └── "code" → inode ... │
│ │ └── "test" → inode ... │
│ ├── "etc" → inode 262145 │
│ ├── "usr" → inode 1179651 │
│ └── ... │
└─────────────────────────────────────────────────────────────┘-
所有被打开过的文件路径都会缓存在这棵树中
-
查找路径时先在这棵树中查找，找到了就直接返回
-
没找到再从磁盘加载，然后缓存起来
挂载（Mount）
什么是挂载？
inode不能跨分区，但Linux可以有多个分区。那么问题来了：当我们访问一个文件时，怎么知道它在哪个分区？
答案就是挂载。挂载将分区关联到目录树的某个位置。
挂载的本质 ：把某个分区的根目录，关联到目录树中某个空目录上。此后访问该目录，实际访问的是该分区的文件系统。
路径 → 分区的判断
访问 /mnt/usb/test.txt 时：
-
内核根据路径前缀
/mnt/usb/判断 → 属于分区1 -
在分区1中执行inode查找
-
分区1的根目录inode号是什么？由文件系统决定（ext2/3/4的根目录inode号通常是2）
挂载实验
# 创建一个5MB的文件作为虚拟分区
$ dd if=/dev/zero of=./disk.img bs=1M count=5
# 格式化，写入ext4文件系统
$ mkfs.ext4 disk.img
# 创建挂载点（一个空目录）
$ mkdir /mnt/mydisk
# 挂载分区到目录
$ sudo mount -t ext4 ./disk.img /mnt/mydisk/
# 查看挂载情况
$ df -h
Filesystem Size Used Avail Use% Mounted on
/dev/vda1 50G 20G 28G 42% /
/dev/loop0 4.9M 24K 4.5M 1% /mnt/mydisk
# 卸载分区
$ sudo umount /mnt/mydisk结论：分区写入文件系统后不能直接使用，必须挂载到某个目录才能访问。访问文件时，根据路径前缀判断它在哪个分区。
关于loop设备
/dev/loop0是一种循环设备（loop device） ，它允许将文件 当作块设备来使用。这种机制让我们可以把一个普通文件（如ISO镜像）当作磁盘分区来挂载。
文件系统的组织结构
┌─────────────────────────────────────────────────────────────────────┐
│ 磁盘
│ └── 分区 (如 /dev/sda1)
│ └── 文件系统 (格式化后)
│ ├── 块组0
│ │ ├── 超级块 (文件系统元信息)
│ │ ├── 块组描述符 (各组属性)
│ │ ├── 块位图 (哪些块被占用)
│ │ ├── inode位图 (哪些inode被占用)
│ │ ├── inode表 (所有文件的属性)
│ │ └── 数据块 (所有文件的内容)
│ ├── 块组1 (同上)
│ └── ...
└─────────────────────────────────────────────────────────────────────┘查找文件的流程：
-
根据文件路径，在目录树中找到对应的目录
-
在目录的数据块中查找文件名，得到inode号
-
根据inode号找到对应的分组和inode表位置
-
读取inode，获得文件属性和数据块指针
-
通过数据块指针读取文件内容
软链接和硬链接
硬链接（Hard Link）
硬链接的本质 ：多个文件名指向同一个inode。
$ touch abc
$ ln abc def
$ ls -li abc def
263466 abc
263466 def-
abc和def的inode号相同（都是263466）
-
硬链接数变为2（
i_links_count） -
删除文件时：删除目录记录，硬链接数减1；当硬链接数变为0时，释放inode和数据块
硬链接的特点：
-
不能跨分区（因为inode号是以分区为单位的）
-
不能给目录创建硬链接（防止循环引用）
-
..和.就是硬链接
软链接（Symbolic Link / Soft Link）
软链接的本质：创建一个新文件，它的内容指向另一个文件的路径。
$ ln -s abc abc.s
$ ls -li abc abc.s
263563 -rw-r--r-- 2 root root 0 9月 15 17:45 abc
261678 lrwxrwxrwx 1 root root 3 9月 15 17:53 abc.s -> abc-
abc.s的inode号（261678）和abc的inode号（263563）不同
-
abc.s是一个独立文件，它的数据块存储的是目标文件名"abc"
-
类似Windows中的"快捷方式"
软链接的特点：
-
可以跨分区
-
可以链接目录
-
如果目标文件被删除，软链接会"断裂"（无法访问）
-
软链接文件有自己的inode，是一个独立的文件
软硬链接对比
| 特性 | 硬链接 | 软链接 |
|---|---|---|
| inode号 | 相同 | 不同 |
| 跨分区 | 不可以 | 可以 |
| 链接目录 | 不可以 | 可以 |
| 目标删除后 | 仍然有效（引用计数减1） | 断裂失效 |
| 本质 | 同一文件的多个名字 | 指向目标文件路径的文件 |
用途
硬链接的用途：
-
目录中的
.和.. -
文件备份（节省空间，修改同步）
软链接的用途：
-
快捷方式
-
版本管理（如
/usr/bin/python -> python3） -
跨分区访问
文件的三个时间戳
每个文件在inode中记录了三个时间：
| 时间戳 | 英文 | 含义 | 何时更新 |
|---|---|---|---|
| 访问时间 | Access | 文件最后被读取的时间 | cat、vi查看等 |
| 修改时间 | Modify | 文件内容最后被修改的时间 | 写入数据时 |
| 变更时间 | Change | 文件属性最后被修改的时间 | 权限、所有者等变化时 |
touch命令可以更新这些时间戳。
完整知识体系图
┌─────────────────────────────────────────────────────────────────────────┐
│ 用户层
│ ┌─────────┐ ┌─────────┐ ┌─────────┐ ┌─────────┐
│ │ ls -li │ │ touch │ │ rm │ │ ln │
│ └────┬────┘ └────┬────┘ └────┬────┘ └────┬────┘
│ │ │ │ │
│ ▼ ▼ ▼ ▼
│ ┌──────────────────────────────────────────────────────────────────┐
│ │ 系统调用层 (VFS)
│ │ open(), read(), write(), close(), stat(), link(), unlink()
│ └──────────────────────────────────────────────────────────────────┘
│ │
│ ▼
│ ┌──────────────────────────────────────────────────────────────────┐
│ │ 路径解析 + 路径缓存 (dentry)
│ │ 从根目录开始，逐级查找，直到找到目标文件的inode号
│ └──────────────────────────────────────────────────────────────────┘
│ │
│ ▼
│ ┌──────────────────────────────────────────────────────────────────┐
│ │ 根据路径前缀判断所在分区
│ │ /mnt/usb/ → 分区1 /home/ → 分区0 /data/ → 分区2
│ └──────────────────────────────────────────────────────────────────┘
│ │
│ ▼
│ ┌──────────────────────────────────────────────────────────────────┐
│ │ 文件系统层 (ext2/3/4)
│ │ 根据inode号 → 找到对应块组 → 读取inode表 → 获取数据块指针
│ └──────────────────────────────────────────────────────────────────┘
│ │
│ ▼
│ ┌──────────────────────────────────────────────────────────────────┐
│ │ 块设备层
│ │ 通过数据块指针 → 计算LBA地址 → 发送I/O请求
│ └──────────────────────────────────────────────────────────────────┘
│ │
│ ▼
│ ┌──────────────────────────────────────────────────────────────────┐
│ │ 磁盘固件层
│ │ LBA → CHS转换 → 控制磁头移动 → 读取数据
│ └──────────────────────────────────────────────────────────────────┘
└─────────────────────────────────────────────────────────────────────────┘