【Linux】Ext系列文件系统

📝前言：

这篇文章我们来理解一下Linux文件系统

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一，理解硬件

在学习文件系统之前，我们需要先了解一下磁盘这个机械外设，在这里我不过多讲解，可能看看这篇文章。我提取并补充一些重要的知识：

1. 物理结构

物理结构基本了解：

• 磁头用于在磁盘上寻址（定位磁道和定位扇区），所有磁头由机械臂杆控制，是共进退的
• 往磁盘写入，本质上就是在改变盘片上“颗粒”（最小存储单元）的南北极 / 高低电平…（这些具有两态性的，能表示 0 / 1的）
• 扇区：是磁盘存储数据的基本单位，512字节，块设备
  • 如果要改一个扇区的一个bit位，OS都得把一整个扇区的512个字节全部加载到内存里，修改完那一个bit后再写回
  • 如何寻找扇区（CHS定址方法）
    • 磁头先选柱面（Cylinder）
    • 再确定是哪一个盘面上的磁头（Head）
    • 然后等待磁盘旋转，等到对应扇区（Sector）转到在磁头下
• 磁盘容量 = 磁头数 × 磁道(柱⾯)数 × 每道扇区数 × 每扇区字节数

2. 逻辑结构

逻辑结构基本了解：

• 某⼀个磁道展开，是一个一维数组
• 某一柱面的所有磁道展开，是一个二维数组（每一行是一个磁道）
• 把整个磁盘的所有柱面展开，是一个三维数组（每一层是一个柱面）
• 又因为，三维数组在物理存储中，本质上是连续（线性）存储的（约等于还是一位数组存储），所以我们可以直接用数组下标来得到某一扇区的地址，即：LBA地址
• OS使用 LBA地址，交给磁盘以后，磁盘自动把LBA 转换成CHS地址然后搜索对应扇区

二，文件系统

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

1. 文件系统基本概念

块：

• 磁盘是“块”设备
• OS在读取磁盘文件的时候，会一次性读取多个扇区（因为磁盘太慢了），即：一个“块”
• ⼀个”块”的大小是由格式化的时候确定的，常见的是4KB为一块

分区：

• 我们将一个盘，进行分区。把管理一个盘变成 → 管理多个区，区与区之间又可以用相同的管理方法
• 同样，分区又被分成组（分区和分组的方式，也是通过记录起始位置和结束位置来划分，每个组的大小一样）

inode（索引节点）：

• 用于存储文件的元数据信息，包括指向文件对应的数据块的指针
• 通过 inode，系统可以快速获取文件的属性信息，而无需扫描整个文件系统来查找文件的相关信息
• 文件名不存储在inode中，但是inode会存储inode_number来标识文件
• inode_number可以跨组编号，但是不能跨区编号。即：一个组内不能出现同一个编号（一个区内编号唯一），但是不同区内可以出现同一编号
• 每个文件的基本属性项是相同的（如，都有type，size…），对应的值不同。所以每个struct inode的大小是一样的

2. ext2 文件系统

只要我们管理好一个组，就相当于管理好了一片区，就相当于管理好了一个盘。所以下面我们对每个组的结构进行了解

块组内部构成

Data Blocks

• 数据区：存放文件内容
• 一个文件通过inode里的指针可以找到对应的数据块
• 如果一个文件过大，一个块（4KB）存不下，可以建立多级索引表，即块中存储指向别的块的指针，从而增大容量（并且可以跨组，但是不能跨区）
• Block 号按照分区划分，不可跨分区

inode table

• 用来存储该组内，所有文件的inode信息
• inode table如果一块（4KB）不够用，也可以建立多级索引表
• inode编号以分区为单位，整体划分，不可跨分区

Block / inode Bitmap

• Block Bitmap：记录着 Data Block 中哪个数据块已经被占用，哪个数据块没有被占用
• inode Bitmap：每个 bit 表示⼀个 inode 是否空闲可用
• 文件的删除操作，无序删除data block里面数据块的内容，只需要改变block bitmap 和 inode bitmap 1 → 0就行，代表可用，下次就会覆盖写了。（格式化就是全置 0 了）

GDT

• 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
• 每个块组描述符存储⼀个块组 的描述信息，如在这个块组中从哪里开始是inode Table，从哪⾥开始是DataBlocks，空闲的inode和数据块还有多少个等等。块组描述符在每个块组的开头都有⼀份拷贝

Super Block

• 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
• 不是所有的group里面都有super block，部分有，且这些super block的内容都一样
  • 为什么存多份？用于备份（因为super block是用来描述整个分区的，如果损坏了，那整个分区就乱了）

操作系统开机时，就会把磁盘的管理信息super block加载到内存里。而GDT、Block Bitmap、inode Bitmap（是按需加载）

3. 理解一

我们捋一遍访问的过程：
当我们拿到文件inode_number的时候，就可以到对应的块组的inode table里面找到对应的struct inode，然后通过struct inode可以知道文件对应的属性，以及有了指向数据块的指针，也可以拿到数据。这时候就成功访问了对应的文件。

但是inode_number怎么得到呢？通过目录。

4. 目录与文件名及路径解析

• 在Linux中，目录也是文件
• 目录的内容，存储的就是当前目录下，普通文件的文件名和它的inode_number的映射关系
• 我们访问一个文件的时候必须带路径（绝对 / 相对 / 默认）：
  • 我们直接使用文件名：本质还是用的当前路径 + 文件名
  • 因为如果要找到一个文件的inode_number必须到上层目录的内容里面查找映射关系
  • 所以我们要访问任何一个文件，都需要从根目录开始，层层解析，直到在我们要访问的文件的目录里找到inode_number（这就是Linux路径解析）
• 根目录是在开机的时候就自动打开的

一条命令ls code.c，路径都是由谁提供的？

• ls的路径由系统提供：进程通过env找到PTAH默认路径
• code.c的命令用户提供：即当前的相对路径

5. 路径缓存

访问任何⽂件，都要从/目录开始重新进行路径解析吗？
答：

• 不是
• 因为这样太慢。每次在目录里面找映射关系，也是对磁盘的IO，访问外设太慢。
• 所以，Linux会缓存历史路径结构（用 dentry 树，用于维护树状路径结构）。

dentry树（内存数据结构）：

• 每个文件名（普通文件和目录）对应一个 dentry，dentry在struct file里，dentry里面存储了指向对应文件inode的指针
• 这些struct dentry会被系统用一颗树组织起来
• dentry节点同时也会属于LRU（最近最少使⽤）结构中，用于淘汰。会属于Hash结构，方便快速查找
• dentry树，整体构成了Linux的路径缓存结构。
  • 访问任何⽂件，都在先在dentry树下根据路径进行查找，找到了就可以通过里面的指针找到对应的inode
  • 没找到就从磁盘加载路径，添加dentry结构，缓存新路径

6. 挂载分区

我可以用inode_number的在一个分区内找到对应文件的inode，但是我们怎么知道它属于哪个分区呢？

• 分区写入文件系统，无法直接使用，需要和指定的目录关联，进行挂载才能被用户访问。
• 通过挂载点，我们就可以知道这个文件属于哪个分区（即：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。）
• 如：将 /dev/sda1 挂载到 /mnt/data
  • mount /dev/sda1 /mnt/data
  • 挂载后，访问 /mnt/data 目录实际上就是访问 /dev/sda1 分区的内容，我们就知道是哪个分区了

7. 总结

图片来自：极客时间趣谈操作系统

三，软硬链接

1. 软链接

• 软连接是创建了独立的文件
• 语法：

 ln -s [源文件或目录] [目标软链接文件或目录]

• 例如，要为当前目录下的file.txt文件创建一个名为file_link.txt的软链接

ln -s file.txt file_link.txt

• 建立好以后，运行file_link.txt == 运行file.txt（相当于file_link.txt是file.txt的快捷方式）

示例：

当前目录下建立软链接：

建立一个软链接在上级目录：

• 路径一定要写清楚
• 如果链接成：b.exe -> a.exe，则你在b.exe的目录下运行b.exe的时候，也是去当前目录下找a.exe的

2. 硬链接

语法：

 ln [源文件或目录] [目标软链接文件或目录]

• 硬链接不是独立的文件，硬链接只是⽂件名和目标文件inode的映射关系
• .和..就是硬链接
• 硬链接可以用于文件备份
• 但是，用户不能给目录进行硬链接，只有Linux系统可以（如.和..，因为怕用户乱链接，形成文件呢路径环问题）

示例：

• ls -li：可以查文件inode_number
• 可见，a.exe，文件权限后面的数字为2，代表硬链接数为2

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