Linux文件系统三要素：块划分、分区管理与inode结构解析
理解文件系统
我们知道文件可以分为磁盘文件和内存文件，内存文件前面我们已经谈过了，下面我们来谈谈磁盘文件。
目录
一、引入"块"概念
解析 stat demo.c 命令输出
基本信息
设备信息
索引节点信息
权限信息
时间戳
二、引入"分区"概念
1、在Linux系统中，可通过以下命令查看磁盘分区信息
2、磁盘实现分区
3、磁盘格式化
三、引入"inode"概念
解析 ls -l 命令输出内容
各字段详细解析
特殊情况的表示
解析 ls -li 命令输出
Inode号 (第1列)
注意
请注意
目前大家可能还存在两个疑问
一、引入"块"概念
硬盘是典型的"块"设备。操作系统在读取硬盘数据时，并非逐个扇区读取（这样效率太低），而是通过一次性连续读取多个扇区来实现，这个连续读取的单位称为"块"(block)。
每个硬盘分区都被划分为若干个"块"。"块"的大小在格式化时确定且不可更改，最常见的大小是4KB（即连续八个扇区组成一个"块"）。"块"是文件存取的最小单位。
stat 文件名
解析 stat demo.c 命令输出
stat 命令用于显示文件或文件系统的详细状态信息。以下是 demo.c 文件的详细信息解析：
基本信息
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文件名: 'demo.c'
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大小: 182 字节
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占用块数: 8 个块 (通常每个块512字节，所以占用约4KB空间)
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IO块大小: 4096 字节 (文件系统块大小)
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类型: 普通文件 (regular file)
设备信息
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设备号: fd01h/64769d (主设备号fd01h，次设备号64769d)
索引节点信息
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Inode号: 655967
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硬链接数: 1 (表示没有其他硬链接指向此文件)
权限信息
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访问权限: 0664 (-rw-rw-r--)
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所有者(hmz): 读写权限(rw-)
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所属组(hmz): 读写权限(rw-)
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其他用户: 只读权限(r--)
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所有者: UID 1000 (用户名hmz)
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所属组: GID 1000 (组名hmz)
时间戳
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最后访问时间(Access): 2025-07-16 23:18:34.624613705 +0800
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最后修改时间(Modify): 2025-07-16 23:18:26.954651585 +0800 (文件内容最后修改时间)
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最后状态变更时间(Change): 2025-07-16 23:18:26.955651450 +0800 (文件元数据如权限等最后变更时间)
-
创建时间(Birth): - (不支持或未记录)
注意：
- 磁盘可视为一个三维数组，我们将其抽象为一维数组处理，数组下标对应LBA（Logical Block Address），每个元素代表一个扇区
- 每个扇区都有对应的LBA地址，8个扇区组成一个块，可以根据LBA计算出块地址
- LBA与块号的转换关系：
- 已知LBA求块号：块号 = LBA / 8
- 已知块号求LBA：LBA = 块号 * 8 + n（n表示块内扇区序号）
二、引入"分区"概念
磁盘作为典型的块设备，通常以512字节的扇区为基本单位。以512GB磁盘为例，其包含超过十亿个扇区。
实际上，磁盘可以被划分为多个分区（partition）。分区编辑器将磁盘划分为若干逻辑区域，不同分区可存储特定类型的目录和文件。分区越多，文件分类管理就越细致。以Windows系统为例，你可能有一块物理磁盘并将其划分为C、D、E盘，这些盘符就代表不同的分区。从本质上说，分区就是对硬盘进行格式化的一种方式。
1、在Linux系统中，可通过以下命令查看磁盘分区信息
ls /dev/vda* -l
2、磁盘实现分区
在Linux系统中，所有设备都以文件形式存在，那么如何实现分区呢？分区的最小单位是柱面，我们可以通过指定柱面编号来进行分区，具体操作就是设置每个分区的起始和结束柱面编号。
为了更直观地理解，我们可以将硬盘上的柱面（分区）展开，想象成一个平面示意图，如下图所示：
注意：
当满足以下条件时：
-
所有柱面大小一致（即每个柱面包含相同数量的磁道）
-
每个磁道的扇区数相同（即"扇区个位一致"）
那么计算分区大小和LBA地址可以简化为：
-
分区大小计算：
分区大小 = (结束柱面号 - 起始柱面号 + 1) × 每柱面扇区数 × 扇区大小 -
LBA计算：
某位置的LBA = 起始柱面的LBA + (柱面偏移 × 每柱面扇区数) + 磁头偏移 × 每磁道扇区数 + 扇区偏移 - 1
3、磁盘格式化
在完成磁盘分区后，还需要进行格式化操作。格式化是对磁盘分区进行初始化的过程，这一操作会清除分区内所有现有文件。
简而言之，格式化就是在各个分区中写入相应的管理信息。
其中，写入的管理信息是什么是由文件系统决定的，不同的文件系统格式化时写入的管理信息是不同的，常见的文件系统有EXT2、EXT3、XFS、NTFS等。 会在后面的博客中进行讲解！
三、引入"inode"概念
在Linux系统中，文件内容与元数据是分开存储的。这种存储元数据的结构称为inode。由于系统中可能存在大量文件，每个文件属性集都需要一个唯一标识符，即inode编号。
简而言之，inode就是文件属性的集合。Linux系统中几乎所有文件都拥有自己的inode。为了有效区分系统中的众多inode，每个inode都被分配了唯一的编号。
正如之前所述，文件由数据和属性两部分组成。当我们使用ls -l命令时，不仅能看到文件名，还能查看文件的元数据（即属性信息）。
ls -l
解析 ls -l 命令输出内容
ls -l 是 Linux/Unix 系统中常用的命令，用于以长格式显示文件和目录的详细信息。以下是典型输出的解析：
各字段详细解析
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文件类型和权限（第1列）
由10个字符组成，例如-rwxr-xr--：-
第1个字符：文件类型
标识符 文件类型 说明 -普通文件 常规文件，如文本、二进制文件等 d目录 文件夹，包含其他文件或子目录 l符号链接 快捷方式，指向另一个文件或目录（如 link -> target）c字符设备文件 按字符流访问的设备（如终端 /dev/tty）b块设备文件 按数据块访问的设备（如硬盘 /dev/sda）s套接字文件 进程间通信的套接字文件（如 MySQL 的 /var/run/mysqld/mysqld.sock）p命名管道文件 先进先出（FIFO）管道，用于进程间通信（如 mkfifo创建的文件） -
第2-4字符：所有者权限（u）
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第5-7字符：组权限（g）
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第8-10字符：其他用户权限（o）
-
权限字符：
字符 权限类型 说明 r读权限 允许查看文件内容（文件）或列出目录内容（目录） w写权限 允许修改文件内容（文件）或在目录中创建/删除文件（目录） x执行权限 允许执行文件（程序/脚本）或进入目录（目录） sSUID/SGID SUID（所有者位置）：以文件所有者权限执行
SGID（组位置）：以文件所属组权限执行或继承父目录的组权限t粘滞位 仅对目录有效，用户只能删除自己拥有的文件（如 /tmp目录）
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硬链接数（第2列）
显示指向该文件/目录的硬链接数量。目录通常至少有2个链接（自身和.）。 -
所有者（第3列）
文件/目录的属主用户名。 -
所属组（第4列）
文件/目录的属组名。 -
大小（第5列）
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普通文件：显示字节大小
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目录：显示目录元数据占用的空间（通常4096字节）
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最后修改时间（第6-8列）
显示文件/目录的最后修改时间，格式通常为：-
月份（如Jun）
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日期（如12）
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时间（如14:30）
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如果文件修改时间超过6个月，会显示年份而非时间
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文件名（最后一列）
文件或目录名称。如果是符号链接，会显示linkname -> targetname。
特殊情况的表示
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SUID/SGID权限：
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rwsr-xr-x（所有者x位置变为s表示SUID） -
rwxr-sr-x（组x位置变为s表示SGID）
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粘滞位：
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rwxr-xr-t（其他用户x位置变为t）
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大小时单位显示：
使用-lh选项时会以K/M/G等易读单位显示大小
ls -l 用于读取磁盘上的文件信息并显示详细列表：
除了通过这种方式读取信息，还可以使用 stat 命令查看更详细的内容：
这里我们需要思考一个问题：既然文件数据都存储在"块"中，那么显然还需要一个地方来存储文件的元信息（属性信息），比如创建者、创建日期、文件大小等。这个存储文件元信息的区域就叫做inode，中文译名为"索引节点"。
ls -li
解析 ls -li 命令输出
ls -li 命令结合了 -i (显示inode号) 和 -l (长格式) 选项，提供比普通 ls -l 更详细的信息。以下是完整解析：
Inode号 (第1列)
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唯一标识文件系统内的文件
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示例：
1234567 -
特点：
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每个文件/目录有唯一inode号
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硬链接共享相同inode号
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删除文件实际上是减少inode的链接计数
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每个文件都对应一个inode，其中存储着该文件的相关信息。要理解inode的概念，我们需要先深入了解文件系统的工作原理。
注意
- Linux系统中文件采用属性与内容分离的存储机制
- Linux通过inode结构存储文件属性，每个文件对应一个独立的inode
- inode中包含唯一的标识符，称为inode号
一个文件的 inode 属性具体是什么样呢？我们来到源码中看看对应的结构：
/** Structure of an inode on the disk (ext2文件系统的磁盘inode结构)*/
struct ext2_inode {/* 基础信息 */__le16 i_mode; /* 文件类型和权限 (rwx) */__le16 i_uid; /* 所有者UID低16位 */__le32 i_size; /* 文件大小（字节） *//* 时间戳（Unix时间戳格式） */__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 */__le32 i_dtime; /* 删除时间 *//* 所有权信息 */__le16 i_gid; /* 所属组GID低16位 */__le16 i_links_count; /* 硬链接计数 */__le32 i_blocks; /* 占用块数（512字节为单位） */__le32 i_flags; /* 文件标志（如不可修改、压缩等） *//* 操作系统特定数据1 */union {struct {__le32 l_i_reserved1;} linux1;struct {__le32 h_i_translator;} hurd1;struct {__le32 m_i_reserved1;} masix1;} osd1;/* 数据块指针 */__le32 i_block[EXT2_N_BLOCKS]; /* 直接/间接块指针（共15个） *//* 扩展属性 */__le32 i_generation; /* 文件版本（用于NFS） */__le32 i_file_acl; /* 文件ACL块指针 */__le32 i_dir_acl; /* 目录ACL块指针 */__le32 i_faddr; /* 碎片地址 *//* 操作系统特定数据2 */union {struct {__u8 l_i_frag; /* 碎片编号 */__u8 l_i_fsize; /* 碎片大小 */__u16 i_pad1;__le16 l_i_uid_high; /* 所有者UID高16位 */__le16 l_i_gid_high; /* 所属组GID高16位 */__u32 l_i_reserved2;} linux2;struct {__u8 h_i_frag;__u8 h_i_fsize;__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;__u8 m_i_fsize;__u16 m_pad1;__u32 m_i_reserved2[2];} masix2;} osd2;
};/** 数据块相关常量*/
#define EXT2_NDIR_BLOCKS 12 /* 直接块数量 */
#define EXT2_IND_BLOCK (EXT2_NDIR_BLOCKS) /* 一级间接块索引 */
#define EXT2_DIND_BLOCK (EXT2_IND_BLOCK + 1) /* 二级间接块索引 */
#define EXT2_TIND_BLOCK (EXT2_DIND_BLOCK + 1) /* 三级间接块索引 */
#define EXT2_N_BLOCKS (EXT2_TIND_BLOCK + 1) /* 总块指针数（15个） */查看源码后，我们可以知道inode这个数据结构中包含了很多很多的文件属性！！！
请注意
- 文件名属性不包含在inode数据结构中
- inode大小通常为128字节或256字节，后续讨论中将统一采用128字节
- 不同文件的内容大小可以各不相同，但其属性大小始终相同
目前大家可能还存在两个疑问
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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基本单位是"块"。这些"块"作为硬盘分区下的结构，它们是如何在分区上有序分布的？系统又是如何快速定位到这些"块"的呢？
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前面提到的存储文件属性的inode，它们又是如何被组织存放的？
文件系统正是为了解决这些问题而设计的！后面将会讲解文件系统的相关知识！！！