7. Ext系列文件系统

1.理解硬件

• 机械磁盘是计算机中唯⼀的⼀个机械设备
• 磁盘--- 外设
• 慢
• 容量⼤，价格便宜

 1.1磁盘的物理结构

扇区：是磁盘存储数据的基本单位，512字节，块设备

 

如何定位一个扇区呢？

1.先定位磁头（header）

2.确定磁头要访问哪一个柱面(磁道) (cylinder)

3.定位一个扇区（sector）

总结：CHS地址定位

磁头左右摆动，本质是在定位哪一个磁道（柱面）；磁盘旋转的本质：是确定了哪一个磁道（柱面），定位该磁道（柱面上）的哪一个扇区。

• 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。
• 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

 1.2 磁盘的逻辑结构

 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，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：

注意细节：传动臂上的磁头是共进退的。

整体结构想象成山楂卷特别形象哈哈哈哈哈哈哈（理解为三维数组！！！）

 1.某⼀盘⾯的某⼀个磁道展开：（即一维数组）

 2.整个磁盘所有盘⾯的同⼀个磁道，即柱⾯展开：（即二维数组）

3. 整盘：（三维数组！！！）（想山楂卷一下就懂了）

所以如何在磁盘上定位任意个扇区？？-》C，H，S-》就是三维数组的下标！ 

而在C，C++中抽象的三维数组其实是一块块的一维数组，所以LBA本质是：一维数组的下标，转换成为三个数字！

1.3 CHS && LBA地址 

CHS转成LBA：
• 磁头数*每磁道扇区数 = 单个柱⾯的扇区总数
• LBA = 柱⾯号C*单个柱⾯的扇区总数 + 磁头号H*每磁道扇区数 + 扇区号S - 1
• 即：LBA = 柱⾯号C*(磁头数*每磁道扇区数) + 磁头号H*每磁道扇区数 + 扇区号S - 1
• 扇区号通常是从1开始的，⽽在LBA中，地址是从0开始的
• 柱⾯和磁道都是从0开始编号的
• 总柱⾯，磁道个数，扇区总数等信息，在磁盘内部会⾃动维护，上层开机的时候，会获取到这些参
数。
LBA转成CHS：
• 柱⾯号C = LBA // (磁头数*每磁道扇区数)【就是单个柱⾯的扇区总数】
• 磁头号H = (LBA % (磁头数*每磁道扇区数)) // 每磁道扇区数
• 扇区号S = (LBA % 每磁道扇区数) + 1
• "//": 表⽰除取整
所以：从此往后，在磁盘使⽤者看来，根本就不关⼼CHS地址，⽽是直接使⽤LBA地址，磁盘内部⾃⼰
转换。所以：
从现在开始，磁盘就是⼀个 元素为扇区 的⼀维数组，数组的下标就是每⼀个扇区的LBA地址。OS使⽤
磁盘，就可以⽤⼀个数字访问磁盘扇区了。

2.引入文件系统

2.1 块的概念

其实硬盘是典型的“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。

注意：
• 磁盘就是⼀个三维数组，我们把它看待成为⼀个"⼀维数组"，数组下标就是LBA，每个元素都是扇
区
• 每个扇区都有LBA，那么8个扇区⼀个块，每⼀个块的地址我们也能算出来。
• 知道LBA：块号 = LBA/8
• 知道块号：LAB=块号*8 + n. (n是块内第⼏个扇区)

 2.2 “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：

注意:
• 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 “inode”概念

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）。

 ls -l读取存储在磁盘上的⽂件信息，然后显⽰出来

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”。

 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。一个文件，可能对应0或多个data block，Linux中，文件名不能也不在inode中保存！！！

• 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（int inode _number）

Linux中，表达文件属性，用结构体struct inode(大小是固定)表示文件的属性，OS读取文件，读取inode，一次依旧4KB读取(一次可以读取32个文件的inode)；任何文件，需要多少inode中包含多少种属性，是一样的。但是属性的内容不同；

/*
* Structure of an inode on the disk
*/
struct ext2_inode {__le16 i_mode; /* File mode */__le16 i_uid; /* Low 16 bits of Owner Uid */__le32 i_size; /* Size in bytes */__le32 i_atime; /* Access time */__le32 i_ctime; /* Creation time */__le32 i_mtime; /* Modification time */__le32 i_dtime; /* Deletion Time */__le16 i_gid; /* Low 16 bits of Group Id */__le16 i_links_count; /* Links count */__le32 i_blocks; /* Blocks count */__le32 i_flags; /* File flags */
union {struct {__le32 l_i_reserved1;} linux1;struct {__le32 h_i_translator;} hurd1;struct {__le32 m_i_reserved1;} masix1;} osd1; /* OS dependent 1 */
__le32 i_block[EXT2_N_BLOCKS];/* Pointers to blocks */
__le32 i_generation; /* File version (for NFS) */
__le32 i_file_acl; /* File ACL */
__le32 i_dir_acl; /* Directory ACL */
__le32 i_faddr; /* Fragment address */
union {struct {__u8 l_i_frag; /* Fragment number */__u8 l_i_fsize; /* Fragment size */__u16 i_pad1;__le16 l_i_uid_high; /* these 2 fields */__le16 l_i_gid_high; /* were reserved2[0] */__u32 l_i_reserved2;} linux2;struct {__u8 h_i_frag; /* Fragment number */__u8 h_i_fsize; /* Fragment size */__le16 h_i_mode_high;__le16 h_i_uid_high;__le16 h_i_gid_high;__le32 h_i_author;} hurd2;struct {__u8 m_i_frag; /* Fragment number */__u8 m_i_fsize; /* Fragment size */__u16 m_pad1;__u32 m_i_reserved2[2];} masix2;} osd2; /* OS dependent 2 */
};
/*
* Constants relative to the data blocks
*/
#define EXT2_NDIR_BLOCKS 12
#define EXT2_IND_BLOCK EXT2_NDIR_BLOCKS
#define EXT2_DIND_BLOCK (EXT2_IND_BLOCK + 1)
#define EXT2_TIND_BLOCK (EXT2_DIND_BLOCK + 1)
#define EXT2_N_BLOCKS (EXT2_TIND_BLOCK + 1)
备注：EXT2_N_BLOCKS = 15

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

1. 我们已经知道硬盘是典型的“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”是随意的在分区上排布的吗？那要怎么找到“块”呢？

2.  还有就是上⾯提到的存储⽂件属性的inode，⼜是如何放置的呢？

⽂件系统就是为了组织管理这些的！！

3. ext2 文件系统

3.1 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。

在 Linux 系统中，最常⻅的是 ext2 系列的⽂件系统。 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)，如下图所⽰。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。

文件 = 文件内容 + 文件属性 -》都是数据 -》都要存储。

1.Linux中，文件的内容和属性是分开存储的！

2.OS文件系统中，和磁盘进行IO的基本单位数：4KB

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。

 

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。

3.3 块组内部构成

super block管理所有组；GDT管理一个组

3.3.1 超级块（Super Block）

1.Super Block，既然是描述一个分区的所有分组的整体情况。sb为什么会在一个块组中？

super block，不仅仅在一个组里，可能会同时存在在多个block group！不一定所有的组都有super block，但是几乎多个组会同时存在同样的sb（出于冗余备份和可靠性考虑）

2.新建一个分区：sb，gdt一定是有效数据！bitmap，block -> 0

给特定分区，写入管理信息，即写入文件系统和分区分组相关的管理数据，文件数据可以暂时不要（这就是格式化的过程）；要使用一块硬盘1.分区 2.格式化（给当前分区，写入文件系统）

3.访问一个文件，在分区内，标示该文件的唯一性：inode编号！#删除一个文件（只改位图 -> 计算机删除数据，只要设置数据无效，就可以了），这也是为什么我们删除一个文件后，仍能通过某些手段将该文件找回，因为文件内容根本没删，只是把位图删除了。所以若误删数据了，怎么办？啥都别做，尤其是编译操作。

4.关于inode编号和datablock编号。inode是全分区统一分配的，不是只在分组内有效。inode不能跨区域，一个分区，一个文件系统，互相独立！

6.同一个目录下，文件名不能重复？在指定目录下，新建文件的本质：文件名->inode（把文件名理解为键值）写入当前目录的data block里面 -》这就是为什么在当前目录下新建文件，需要该目录具有w权限了（对目录设置rw本质是约束用户，访问目录的datablock）

sb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。记录的信息主要有：bolck 和 inode的总量，未使⽤的block和inode的数量，⼀个block和inode的⼤⼩，最近⼀次挂载的时间，最近⼀次写⼊数据的时间，最近⼀次检验磁盘的时间等其他⽂件系统的相关信息。Super Block的信息被破坏，可以说整个⽂件系统结构就被破坏了

超级块在每个块组的开头都有⼀份拷⻉（第⼀个块组必须有，后⾯的块组可以没有）。 为了保证⽂
件系统在磁盘部分扇区出现物理问题的情况下还能正常⼯作，就必须保证⽂件系统的super block信
息在这种情况下也能正常访问。所以⼀个⽂件系统的super block会在多个block group中进⾏备份，
这些super block区域的数据保持⼀致。

3.3.2 GDT (Group Descriptor Table)

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Data Blocks，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⻉。

3.3.3 块位图（Block Bitmap）（一个4KB）

Block Bitmap中记录着Data Block中哪个数据块已经被占⽤，哪个数据块没有被占⽤。

3.3.4 inode位图（inode Bitmap）

每个bit表⽰⼀个inode是否空闲可⽤

3.3.5 i节点表（inode Table）

1.存放⽂件属性 如: ⽂件⼤⼩，所有者，最近修改时间等

2.当前分组所有Inode属性的集合

3.inode编号以分区为单位，整体划分，不可跨分区

3.3.6 Data Block

 数据区：存放⽂件内容，也就是⼀个⼀个的Block。根据不同的⽂件类型有以下⼏种情况：

• 对于普通⽂件，⽂件的数据存储在数据块中。
• 对于⽬录，该⽬录下的所有⽂件名和⽬录名存储在所在⽬录的数据块中，除了⽂件名外，ls -l命令
看到的其它信息保存在该⽂件的inode中。
• Block 号按照分区划分，不可跨分区

3.4 inode和datablock映射（弱化）

3.5 目录与文件名

1.我们访问⽂件，都是⽤的⽂件名，没⽤过inode号啊？ -》 ⽬录也是⽂件，但是磁盘上没有⽬录的概念，只有⽂件属性+⽂件内容的概念。

2.⽬录是⽂件吗？如何理解？ -》 ⽬录的属性不⽤多说，内容保存的是：⽂件名和Inode号的映射关系。

所以，访问⽂件，必须打开当前⽬录，根据⽂件名，获得对应的inode号，然后进⾏⽂件访问
所以，访问⽂件必须要知道当前⼯作⽬录，本质是必须能打开当前⼯作⽬录⽂件，查看⽬录⽂件的
内容！

3.6 路径解析 

问：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，不也得知道当前⼯作⽬录的inode吗？

答： 实际上，任何⽂件，都有路径，访问⽬标⽂件，⽐如:

/home/whb/code/test/test/test.c

都要从根⽬录开始，依次打开每⼀个⽬录，根据⽬录名，依次访问每个⽬录下指定的⽬录，直到访问到test.c。这个过程叫做Linux路径解析。

当我们尝试对一个文件系统中的属性进行增删查改的时候，都必须先把对应的文件系统信息，加载到内存中。在内存中修改，写回对应的磁盘位置！-》文件系统的部分数据结构，未来在开机的时候就直接加载到内核中了，然后在内核中对数据做操作，做管理，然后刷新到磁盘对应的分区的对应的分组。

注意：
• 所以，我们知道了：访问⽂件必须要有⽬录+⽂件名=路径的原因
• 根⽬录固定⽂件名，inode号，⽆需查找，系统开机之后就必须知道

可是路径谁提供？
• 你访问⽂件，都是指令/⼯具访问，本质是进程访问，进程有CWD！进程提供路径。
• 你open⽂件，提供了路径
可是最开始的路径从哪⾥来？
• 所以Linux为什么要有根⽬录, 根⽬录下为什么要有那么多缺省⽬录？
• 你为什么要有家⽬录，你⾃⼰可以新建⽬录？
• 上⾯所有⾏为：本质就是在磁盘⽂件系统中，新建⽬录⽂件。⽽你新建的任何⽂件，都在你或者系
统指定的⽬录下新建，这不就是天然就有路径了嘛！
• 系统+⽤⼾共同构建Linux路径结构.

3.7 路径缓存

问题1：Linux磁盘中，存在真正的⽬录吗？
答案：不存在，只有⽂件。只保存⽂件属性+⽂件内容
问题2：访问任何⽂件，都要从/⽬录开始进⾏路径解析？
答案：原则上是，但是这样太慢，所以Linux会缓存历史路径结构
问题3：Linux⽬录的概念，怎么产⽣的？
答案：打开的⽂件是⽬录的话，由OS⾃⼰在内存中进⾏路径维护

linux下访问文件，都必须带路径（无论显示的还是隐式的）这样很慢啊！而且在linux系统里，我们确实看到了目录树？？linux系统中，当用户访问指定路径下的文件（包括路上目录，最终的目标文件在内），linux会在你进行路径解析的过程中，在内核中形成目录树和路径缓存！！ --目录结构是内存级的！！

 linux中，在内核中维护树状路径结构的内核结构体叫做： struct dentry

注意：
• 每个⽂件其实都要有对应的dentry结构，包括普通⽂件。这样所有被打开的⽂件，就可以在内存中
形成整个树形结构
• 整个树形节点也同时会⾪属于LRU(Least Recently Used，最近最少使⽤)结构中，进⾏节点淘汰
• 整个树形节点也同时会⾪属于Hash，⽅便快速查找
• 更重要的是，这个树形结构，整体构成了Linux的路径缓存结构，打开访问任何⽂件，都在先在这
棵树下根据路径进⾏查找，找到就返回属性inode和内容，没找到就从磁盘加载路径，添加dentry
结构，缓存新路径

 所以，你在做路径解析时，只有第一次是慢的，第二次的时候，第n次的时候，路径解析时，优先会从dentry树结构中进行解析；普通文件和空目录，就是叶子节点！！

3.8 挂载分区 

我们已经能够根据inode号在指定分区找⽂件了，也已经能根据⽬录⽂件内容，找指定的inode了，在指定的分区内，我们可以为所欲为了。可是：

问题：inode不是不能跨分区吗？Linux不是可以有多个分区吗？我怎么知道我在哪⼀个分区？？？

• 分区写⼊⽂件系统，⽆法直接使⽤，需要和指定的⽬录关联，进⾏挂载才能使⽤。
• 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。

还有一张实验图片

一个磁盘，必须分区格式化，才能具有使用的前提

一个分区，要被真正的使用，必须挂载到指定的目录下才可以

3.9 总结

4.软硬链接

4.1 区别 原理

已知，真正找到磁盘上的文件的并不是文件名，而是inode。其实在linux中可以让多个文件名对应于同一个inode

1.可知软链接是一个独立的文件，因为他有独立的inode；软链接相当于windows中的快捷方式，链接文件类型；软链接指向的文件的路径字符串

文件 = 属性 + 内容

2.硬链接不是一个独立的文件，因为他没有独立的inode；他本质是在指定目录下，建立新的文件名和目标inode的映射关系，并没有在系统层面创建新的文件 

4.2 应用场景

1.软链接的应用场景之一就是快捷方式，ra用户无感知的进行软件升级

2.硬链接的应用场景：对文件进行备份（重命名？）！！硬链接数本质是有几个文件名指向我们特定的inode（引用计数）

 我们发现@1目录中的硬链接数是2，因为有目录本身1个，.也指向目录，总共两个；@2一个目录中含有子目录，则他的硬链接数+1，因为子目录中的..返回上一级目录，..也指向该目录。

4.3 注意

我们可以给目录/普通文件设置软连接，但是硬链接，用户层面，不允许对目录设置硬链接！！