《剖析 Linux 文件系统：架构、原理与实战操作指南》
前引：文件系统是 Linux 系统的 “骨架”—— 它不仅决定了文件如何存储、读取，更直接影响系统的稳定性与性能。无论是 EXT4、XFS 等常见文件系统，还是 “挂载”“分区” 等核心操作，背后都有一套严谨的工作机制。本文将拆解 Linux 文件系统的底层架构，详解 inode、超级块、目录项的作用，同时搭配格式化、挂载配置、磁盘检查等实战案例，帮你打通 “理论” 与 “实操” 的壁垒！
新建一个文件，系统要做什么？
分配 inode ，形成该文件的所有属性然后保存在磁盘，同时和文件名关联
删除一个文件，系统要做什么？
查看引用计数，符合要求就将数据块和对应的 inode 取消关联，改变文件状态，允许覆盖
查找/修改一个文件，系统要做什么？
根据 inode 找到对应的数据块，取/修改里面的对应数据
目录
【一】硬件认识-磁盘
【二】线性结构转化
【三】文件系统
（1）“块”的概念
（2）文件系统
【四】软硬链接
（1）软链接
（2）硬链接
（3）软硬对比
（4）当前路径与上级路径
【五】物理内存的管理
（1）页框、页帧的理解
（2）页号的理解
（3）数据的存储过程
【一】硬件认识-磁盘
下面来认识一下我们计算机中的存储外设——磁盘：可以看到随便一个盘容量就达到了上百G！
磁盘大致零件分布对我们的认识不大，我们主要看下面的物理和存储结构：
工作原理讲解：
整个磁盘是有若干个小磁盘（圆滑面）的，每个正反面是单独的存储面，每个存储面都有一个磁头
当整个磁盘工作时会高速旋转，同时磁头左右摆动来锁定目标位置，达到管理效果(存储、访问.....)
存储结构讲解：
我们重点来看每个磁盘面：每个盘面会以中间的主轴为中心，向外分为一个个同心磁道，而每个磁道又会被划分为各个扇区，文件的存储，无非就是占据扇区的问题
【二】线性结构转化
在上面我们知道每个磁面是被分为了很多个磁道的，那每个磁道抽象理解为一种线性结构，例如：
这样是不是很像数组！每个扇区都有一个线性地址也就是下标，这个地址我们称为 LBA
文件其实就是存储在这些一个个扇区上，通过确定磁面->磁道->扇区（CHS）来锁定扇区，如何完成 CHS——LBA的相互转化？
假设每个盘面有2W个扇区，每个盘面有50个磁道，每个磁道有400个扇区，假设LBA是28888：
LBA->CHS：
确定磁面：C = LBA / 单个磁面的总扇区数
确定磁道：H = C / 单个磁道扇区数
确定扇区：S = (LBA % 每磁道扇区数) + 1
CHS->LBA：
LBA = 柱⾯号C*(单个磁面扇区总数) + 磁头号H*每磁道扇区数 + 扇区号S - 1
（扇区号通常从1开始，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）
所以我们只需要得到一个 LBA，就可以经过计算得到准确扇区的位置！
【三】文件系统
（1）“块”的概念
操作系统从磁盘读取数据的时，通常不会一个一个扇区读取，而是一次性读取多个扇区，即“块”
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
（2）文件系统
上面我们了解到一个“块”通常由八个扇区组成，例如：下面的 Block group 就是文件系统
而每个文件系统又可以再细分为下面的组成，下面来讲解这些组成，如图：(大致了解即可)
Date Blocks：存储文件的内容，以块的形式呈现，通常是4KB，一个文件系统的大小
Inode Table：单个文件的所有属性，比如 inode 编号，例如我们可以通过 ls - li 查看 innode编号
Inode Bitmap、Block Bitmap：用二进制表示已经存储的该文件的使用情况，比如1表示已经占 用，0表示空缺
Group Descriptor Table：快速定位到目标文件的核心细节
Super Block：超级块，用来存储该区整个文件系统的信息，为了防止数据丢失解决恢复问题，一 般在改块的其它扇区也存在记录
【四】软硬链接
（1）软链接
理解：软链接就是建立一个指向该文件的路径（比如Windows的快捷键方式），例如：
特点：
（1）本质是一个 “特殊文件”，这个文件里只存了原文件的路径，而非原文件的数据
（2）它像一个 “指路牌”，访问软链接时，系统会先根据路径找到原文件，再读取原文件的数据
（3）软链接有自己独立的 inode，与原文件的 inode 完全不同
创建软链接：
ln -s 源文件名（可带路径） 目标文件名例如：现在有一个编译了的文件，给它创建软链接，注意它们是两个不同的文件
（2）硬链接
理解：硬链接就是建立一个指向该文件的别名（比如：黑旋风和李逵是同一个人）
特点：
（1）本质是给原文件的inode 新增一个 “别名”，没有独立的 inode，和原文件共用同一个inode
（2）可以理解为：一个文件的底层数据被多个文件名 “指向”，这些文件名都是硬链接
（3）系统判断文件是否真正删除，看的是 inode 的 “引用计数”—— 只要还有一个硬链接（包括原 文件名）存在，inode 和数据就不会被删除
创建硬链接：
ln 源文件名（可带路径） 目标文件名例如：硬链接的文件 inode 相同而文件名不同，说明文件名不在 inode 中保存
（3）软硬对比
| 对比维度 | 软链接（ln -s） | 硬链接（ln） |
|---|---|---|
| inode 编号 | 有独立 inode，与原文件不同 | 无独立 inode，与原文件相同 |
| 指向对象 | 指向原文件的路径 | 指向原文件的别名 |
| 跨文件系统（分区） | 支持 | 不支持 |
| 删除原文件后 | 软链接失效（变成 “死链接”） | 硬链接仍可用（引用计数未归零） |
| 文件大小 | 很小（只存路径，通常几字节） | 和原文件大小完全一致 |
| 目录支持 | 可以给目录创建软链接 | 不能给目录创建硬链接（避免循环） |
（4）当前路径与上级路径
注意：现在我们创建一个目录 ceshi ，可以看到当前目录和这个目录的 inode 是一样的
//分别执行
ls -ai ceshi
ls -di ceshils -ai ceshi
ls -di .
同时 ceshi 的上级目录和 .. 的 inode 也是一样的
说明 ..和. 是路径的别名（硬链接），这是老祖先自己设置的，但是我们不能！
【五】物理内存的管理
（1）页框、页帧的理解
页框、页帧都是将存储的空间分为一个个大小相同的“块”，一般为4KB，每个“块”都可以存储数据
每个“块”以4KB为单位，每次拿数据最少拿/存一个块！
（2）页号的理解
既然存储设备都是以4KB大小的“块”为单位，那么这些“块”应该是连续的，所以能看为是数组管理
因此先描述再组织，操作系统可以通过 struct page mem_array[1048576]数组来转化物理内存地址
过程：我们知道程序是通过进程运行的，每个进程每次访问的是进程地址空间，通过页表和物理内存产生联系，页号用来定位 “虚拟页” 对应哪个 “物理页框”，大胆猜测：页号很像页表的编号，页表中对应的页号映射着物理内存！
（3）数据的存储过程
从语言->语言缓冲区，语言缓冲区->文件缓冲区，文件缓冲区->外设：三次内容拷贝
