大家好，我們今天繼續來學習Linux系統部分。上一次我們學習了內存級的文件，下面我們來學習磁盤級的文件。那么話不多說，我們開始今天的學習：

目錄

Ext系列?件系統

1. 理解硬件

1-1 磁盤、服務器、機柜、機房

1-2 磁盤物理結構

1-3 磁盤的存儲結構

1-4 磁盤的邏輯結構

1-4-1 理解過程

1-4-2 真實過程

1-5 CHS && LBA地址

2. 引??件系統

2-1 引?"塊"概念

2-2 引?"分區"概念

2-3 引?"inode"概念

3. ext2 ?件系統

3-1 宏觀認識

3-2 Block Group

3-3 塊組內部構成

3-3-1 超級塊（Super Block）

3-3-2 GDT（Group Descriptor Table）

3-3-3 塊位圖（Block Bitmap）

3-3-4 inode位圖（Inode Bitmap）

3-3-5 i節點表(Inode Table)

3-3-6 Data Block

3-4 inode和datablock映射

3-5 ?錄與?件名

3-6 路徑解析

3-7 路徑緩存

3-8 掛載分區

3-9 ?件系統總結

4. 軟硬連接

4-1 硬鏈接

4-2 軟鏈接

4-3 軟硬連接對?

4-4 軟硬連接的?途

Ext系列?件系統

1. 理解硬件

我們想要訪問文件，需要通過基礎I/O來把磁盤中的文件加載到內存中。所以被打開的文件存儲在內存中，沒有被打開的文件存儲在磁盤中。那么我們該如何從磁盤上找到我們想要的文件呢？不著急，我們先來認識一下磁盤：

1-1 磁盤、服務器、機柜、機房

機械磁盤是計算機中唯?的?個機械設備

磁盤--- 外設

特點：

慢

容量?，價格便宜

這兩張圖是磁盤的結構，

將一組磁盤整合到一起，就是一個服務器，

將服務器再整合到一起，就是一個機柜，

機柜再整合到一起就是一個機房，這一整套系統都是用來進行存儲的。磁盤有許多種，每種磁盤的存儲方式也有不同，機械磁盤通過磁存儲，其工作原理完全圍繞磁鐵和磁場展開；固態硬盤通過電荷的保存與讀取來記錄數據，下面我們以機械磁盤舉例來學習：

1-2 磁盤物理結構

磁盤通過盤片的轉動和磁頭的擺動來將數據存儲到磁盤的不同位置

1-3 磁盤的存儲結構

磁盤并不是一個單層的結構，一個磁盤通常由多個盤片和磁頭組成，每個盤片的正反面都可以進行存儲，每個面對應一個磁頭，比如說三張盤片就要對應六個磁頭。但需要注意的是，這些磁頭都由一個機械臂控制，因此所有磁頭的運動軌跡是相同的。

我們將盤片分為多個同心圓，每一個同心圓都是一個磁道，每一個磁道又被分為多個扇區，扇區就是磁盤進行存儲的最小單位。所有面的相同磁道被稱為柱面。

所以在定位一個扇區時，磁頭先擺動到該柱面位置，再確定該扇區對應哪一個磁頭，隨后盤片轉動再定位該扇區，這樣的定位方式叫做CHS地址定位

1. 扇區是從磁盤讀出和寫?信息的最?單位，通常??為 512 字節。

2. 磁頭（head）數：每個盤??般有上下兩?，分別對應1個磁頭，共2個磁頭

3. 磁道（track）數：磁道是從盤?外圈往內圈編號0磁道，1磁道...，靠近主軸的同?圓?于停靠磁頭，不存儲數據

4. 柱?（cylinder）數：磁道構成柱?，數量上等同于磁道個數

5. 扇區（sector）數：每個磁道都被切分成很多扇形區域，每道的扇區數量相同

6. 圓盤（platter）數：就是盤?的數量

7. 磁盤容量=磁頭數 × 磁道(柱?)數 × 每道扇區數 × 每扇區字節數

CHS尋址對早期的磁盤?常有效，知道?哪個磁頭，讀取哪個柱?上的第?扇區就可以讀到數據了。

但是CHS模式?持的硬盤容量有限，因為系統?8bit來存儲磁頭地址，?10bit來存儲柱?地

址，?6bit來存儲扇區地址，??個扇區共有512Byte，這樣使?CHS尋址?塊硬盤最?容量

為256 * 1024 * 63 * 512B = 8064 MB(1MB = 1048576B)（若按1MB=1000000B來算就是

8.4GB）

1-4 磁盤的邏輯結構

為此，要找到一種更為方便的尋址方式，難道磁盤只有光盤這樣一種形式的嗎？

1-4-1 理解過程

這是磁帶，通常來存儲音樂，把磁帶拆開來看，把磁帶拉直，它的結構是長條的。也就是說，我們可以認為磁帶的存儲是線性結構

這樣我們可以為每?個扇區提供?個線性地址(其實就是數組下標)，這種地址叫做LBA

1-4-2 真實過程

所以，磁盤的真實情況是：

磁道：

某?盤?的某?個磁道展開：

整盤：

我們將其全轉換成一維數組：

現在我們為每一個扇區都提供一個下標，我們叫做LBA(Logical Block Address)地址,其實就是線性地址。所以怎么計算得到這個LBA地址呢？

1-5 CHS && LBA地址

CHS轉成LBA：

1. 磁頭數*每磁道扇區數 = 單個柱?的扇區總數

2. LBA = 柱?號C*單個柱?的扇區總數 + 磁頭號H*每磁道扇區數 + 扇區號S - 1

3. 即：LBA = 柱?號C*(磁頭數*每磁道扇區數) + 磁頭號H*每磁道扇區數 + 扇區號S - 1

4. 扇區號通常是從1開始的，?在LBA中，地址是從0開始的

5. 柱?和磁道都是從0開始編號的

6. 總柱?，磁道個數，扇區總數等信息，在磁盤內部會?動維護，上層開機的時候，會獲取到這些參數。

LBA轉成CHS：

1. 柱?號C = LBA // (磁頭數*每磁道扇區數)【就是單個柱?的扇區總數】

2. 磁頭號H = (LBA % (磁頭數*每磁道扇區數)) // 每磁道扇區數

3. 扇區號S = (LBA % 每磁道扇區數) + 1

4. "//": 表?除取整

從此往后，在磁盤使?者看來，根本就不關?CHS地址，?是直接使?LBA地址，磁盤內部??轉換。所以：

從現在開始，磁盤就是?個 元素為扇區 的?維數組，數組的下標就是每?個扇區的LBA地址。OS使?磁盤，就可以??個數字訪問磁盤扇區了。

2. 引??件系統

2-1 引?"塊"概念

其實硬盤是典型的“塊”設備，操作系統讀取硬盤數據的時候，其實是不會?個個扇區地讀取，這樣效率太低，?是?次性連續讀取多個扇區，即?次性讀取?個”塊”（block）。

硬盤的每個分區是被劃分為?個個的”塊”。?個”塊”的??是由格式化的時候確定的，并且不可以更改，最常?的是4KB，即連續?個扇區組成?個 ”塊”。”塊”是?件存取的最?單位。

注意：

磁盤就是?個三維數組，我們把它看待成為?個"?維數組"，數組下標就是LBA，每個元素都是扇區

每個扇區都有LBA，那么8個扇區?個塊，每?個塊的地址我們也能算出來。

知道LBA：塊號 = LBA/8

知道塊號：LAB=塊號*8 + n. (n是塊內第?個扇區)

2-2 引?"分區"概念

其實磁盤是可以被分成多個分區（partition）的，以Windows觀點來看，你可能會有?塊磁盤并且將它分區成C,D,E盤。那個C,D,E就是分區。分區從實質上說就是對硬盤的?種格式化。但是Linux的設備都是以?件形式存在，那是怎么分區的呢？

柱?是分區的最?單位，我們可以利?參考柱?號碼的?式來進?分區，其本質就是設置每個區的起始柱?和結束柱?號碼。 此時我們可以將硬盤上的柱?（分區）進?平鋪，將其想象成?個?的平?，如下圖所?：

2-3 引?"inode"概念

之前我們說過 ?件=數據+屬性 ，我們使? ls -l 的時候看到的除了看到?件名，還能看到?件元數據（屬性）。

[root@localhost linux]# ls -l
總?量 12
-rwxr-xr-x. 1 root root 7438 "9? 13 14:56" a.out
-rw-r--r--. 1 root root 654 "9? 13 14:56" test.c

每?包含7列：

模式

硬鏈接數

?件所有者

組

??

最后修改時間

?件名

ls -l讀取存儲在磁盤上的?件信息，然后顯?出來

[root@localhost linux]# stat test.c
File: "test.c"
Size: 654 Blocks: 8 IO Block: 4096 普通?件
Device: 802h/2050d Inode: 263715 Links: 1
Access: (0644/-rw-r--r--) Uid: ( 0/ root) Gid: ( 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

/*
* 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)

簡單介紹了分區結構，下面我們來具體認識一下文件系統

3. ext2 ?件系統

3-1 宏觀認識

我們想要在硬盤上儲?件，必須先把硬盤格式化為某種格式的?件系統，才能存儲?件。?件系統的?的就是組織和管理硬盤中的?件。在Linux 系統中，最常?的是 ext2 系列的?件系統。其早期版本為 ext2，后來?發展出 ext3 和 ext4。

ext3 和 ext4 雖然對 ext2 進?了增強，但是其核?設計并沒有發?變化，我們仍是以較?的 ext2 作為演?對象。

ext2?件系統將整個分區劃分成若?個同樣??的塊組 (Block Group)，如下圖所?。只要能管理?個分區就能管理所有分區，也就能管理所有磁盤?件。

上圖中啟動塊（Boot Block/Sector）的??是確定的，為1KB，由PC標準規定，?來存儲磁盤分區信息和啟動信息，任何?件系統都不能修改啟動塊。啟動塊之后才是ext2?件系統的開始。

由圖可見，文件系統是以分區為載體的，一塊磁盤被分為不同的區，每個區都是一個文件系統，每個文件系統又被分為多個組，在每個組內部的空間，又有著不同的功能，下面我們來介紹一下：

3-2 Block Group

ext2?件系統會根據分區的??劃分為數個Block Group。?每個Block Group都有著相同的結構組成。

3-3 塊組內部構成

3-3-1 超級塊（Super Block）

存放?件系統本?的結構信息，描述整個分區的?件系統信息。記錄的信息主要有：bolck 和 inode的總量，未使?的block和inode的數量，?個block和inode的??，最近?次掛載的時間，最近?次寫?數據的時間，最近?次檢驗磁盤的時間等其他?件系統的相關信息。Super Block的信息被破壞，可以說整個?件系統結構就被破壞了

超級塊在每個塊組的開頭都有?份拷?（第?個塊組必須有，后?的塊組可以沒有）。 為了保證?件系統在磁盤部分扇區出現物理問題的情況下還能正常?作，就必須保證?件系統的super block信息在這種情況下也能正常訪問。所以?個?件系統的super block會在多個block group中進?備份，這些super block區域的數據保持?致。

struct ext2_super_block {__le32 s_inodes_count; /* Inodes count */__le32 s_blocks_count; /* Blocks count */__le32 s_r_blocks_count; /* Reserved blocks count */__le32 s_free_blocks_count; /* Free blocks count */__le32 s_free_inodes_count; /* Free inodes count */__le32 s_first_data_block; /* First Data Block */__le32 s_log_block_size; /* Block size */__le32 s_log_frag_size; /* Fragment size */__le32 s_blocks_per_group; /* # Blocks per group */__le32 s_frags_per_group; /* # Fragments per group */__le32 s_inodes_per_group; /* # Inodes per group */__le32 s_mtime; /* Mount time */__le32 s_wtime; /* Write time */__le16 s_mnt_count; /* Mount count */__le16 s_max_mnt_count; /* Maximal mount count */__le16 s_magic; /* Magic signature */__le16 s_state; /* File system state */__le16 s_errors; /* Behaviour when detecting errors */__le16 s_minor_rev_level; /* minor revision level */__le32 s_lastcheck; /* time of last check */__le32 s_checkinterval; /* max. time between checks */__le32 s_creator_os; /* OS */__le32 s_rev_level; /* Revision level */__le16 s_def_resuid; /* Default uid for reserved blocks */__le16 s_def_resgid;__le32 s_first_ino; /* First non-reserved inode */__le16 s_inode_size; /* size of inode structure */__le16 s_block_group_nr; /* block group # of this superblock */__le32 s_feature_compat; /* compatible feature set */__le32 s_feature_incompat; /* incompatible feature set */__le32 s_feature_ro_compat; /* readonly-compatible feature set */__u8 s_uuid[16]; /* 128-bit uuid for volume */char s_volume_name[16]; /* volume name */char s_last_mounted[64]; /* directory where last mounted */__le32 s_algorithm_usage_bitmap; /* For compression */__u8 s_prealloc_blocks; /* Nr of blocks to try to preallocate*/__u8 s_prealloc_dir_blocks; /* Nr to preallocate for dirs */__u16 s_padding1;__u8 s_journal_uuid[16]; /* uuid of journal superblock */__u32 s_journal_inum; /* inode number of journal file */__u32 s_journal_dev; /* device number of journal file */__u32 s_last_orphan; /* start of list of inodes to delete */__u32 s_hash_seed[4]; /* HTREE hash seed */__u8 s_def_hash_version; /* Default hash version to use */__u8 s_reserved_char_pad;__u16 s_reserved_word_pad;__le32 s_default_mount_opts;__le32 s_first_meta_bg; /* First metablock block group */__u32 s_reserved[190]; /* Padding to the end of the block */
};

3-3-2 GDT（Group Descriptor Table）

塊組描述符表，描述塊組屬性信息，整個分區分成多個塊組就對應有多少個塊組描述符。每個塊組描述符存儲?個塊組 的描述信息，如在這個塊組中從哪?開始是inode Table，從哪?開始是Data Blocks，空閑的inode和數據塊還有多少個等等。塊組描述符在每個塊組的開頭都有?份拷?。

struct ext2_group_desc
{__le32 bg_block_bitmap; /* Blocks bitmap block */__le32 bg_inode_bitmap; /* Inodes bitmap */__le32 bg_inode_table; /* Inodes table block*/__le16 bg_free_blocks_count; /* Free blocks count */__le16 bg_free_inodes_count; /* Free inodes count */__le16 bg_used_dirs_count; /* Directories count */__le16 bg_pad;__le32 bg_reserved[3];
};

3-3-3 塊位圖（Block Bitmap）

Block Bitmap中記錄著Data Block中哪個數據塊已經被占?，哪個數據塊沒有被占?

3-3-4 inode位圖（Inode Bitmap）

每個bit表??個inode是否空閑可?。

3-3-5 i節點表(Inode Table)

存放?件屬性 如 ?件??，所有者，最近修改時間等

當前分組所有Inode屬性的集合

inode編號以分區為單位，整體劃分，不可跨分區

3-3-6 Data Block

數據區：存放?件內容，也就是?個?個的Block。根據不同的?件類型有以下?種情況：

對于普通?件，?件的數據存儲在數據塊中。

對于?錄，該?錄下的所有?件名和?錄名存儲在所在?錄的數據塊中，除了?件名外，ls -l命令看到的其它信息保存在該?件的inode中。

Block 號按照分區劃分，不可跨分區

3-4 inode和datablock映射

inode內部存在 __le32 i_block[EXT2_N_BLOCKS];/* Pointers to blocks */ , EXT2_N_BLOCKS =15,就是?來進?inode和block映射的

索引塊是用來記錄文件實際占用的字節數，一個一級索引塊可以存儲1024個直接塊的指針，讓用戶和系統能夠了解文件的規模

inode 和數據塊，跨組編號的，inode 和數據塊，不能跨分區。所以，在同一個分區內部，inode 編號，和塊號都是唯一的，在不同的分區內，可以使用相同的inode編號。

我們使用文件的inode編號就能找到這個文件的所有內容和屬性數據

3-5 ?錄與?件名

那么話又說回來了，為什么文件名不被存儲在inode中呢？

因為在Linux中，目錄也被視作是文件，所以目錄的存儲也是按照如上方式進行的，對于目錄來說，內容保存的是：?件名和Inode號的映射關系，所以若目錄中有重名文件時，這種映射就會產生沖突，導致無法準確找到文件對應的 inode，進而無法獲取文件的信息和實際數據。

訪問?件，必須打開當前?錄，根據?件名，獲得對應的inode號，然后進??件訪問

訪問?件必須要知道當前?作?錄，本質是必須能打開當前?作?錄?件，查看?錄?件的內容！

我們訪問文件的時候，誰來給我們提供路徑呢？

我們需要通過進程來訪問文件，所以由進程來提供路徑

問題：打開當前?作?錄?件，查看當前?作?錄?件的內容?當前?作?錄不也是?件嗎？我們訪問當前?作?錄不也是只知道當前?作?錄的?件名嗎？要訪問它，不也得知道當前?作?錄的inode嗎？

答案1：所以也要打開：當前?作?錄的上級?錄，額....，上級?錄不也是?錄嗎？？不還是上?的問題嗎？

答案2：所以類似"遞歸"，需要把路徑中所有的?錄全部解析，出?是"/"根?錄。

最終答案3：?實際上，任何?件，都有路徑，訪問?標?件，?如:

/home/user/code/test/test/test.c

都要從根?錄開始，依次打開每?個?錄，根據?錄名，依次訪問每個?錄下指定的?錄，直到訪問到test.c。這個過程叫做Linux路徑解析。

所以，我們知道了：訪問?件必須要有?錄+?件名=路徑的原因

根?錄固定?件名，inode號，?需查找，系統開機之后就必須知道

3-7 路徑緩存

問題1：Linux磁盤中，存在真正的?錄嗎？

答案：不存在，只有?件。只保存?件屬性+?件內容

問題2：訪問任何?件，都要從/?錄開始進?路徑解析？

答案：原則上是，但是這樣太慢，所以Linux會緩存歷史路徑結構

問題2：Linux?錄的概念，怎么產?的？

答案：打開的?件是?錄的話，由OS??在內存中進?路徑維護

struct dentry {atomic_t d_count;unsigned int d_flags; /* protected by d_lock */spinlock_t d_lock; /* per dentry lock */struct inode *d_inode; /* Where the name belongs to - NULL is* negative *//** The next three fields are touched by __d_lookup. Place them here* so they all fit in a cache line.*/struct hlist_node d_hash; /* lookup hash list */struct dentry *d_parent; /* parent directory */struct qstr d_name;struct list_head d_lru; /* LRU list *//** d_child and d_rcu can share memory*/union {struct list_head d_child; /* child of parent list */struct rcu_head d_rcu;} d_u;struct list_head d_subdirs; /* our children */struct list_head d_alias; /* inode alias list */unsigned long d_time; /* used by d_revalidate */struct dentry_operations *d_op;struct super_block *d_sb; /* The root of the dentry tree */void *d_fsdata; /* fs-specific data */
#ifdef CONFIG_PROFILINGstruct dcookie_struct *d_cookie; /* cookie, if any */
#endifint d_mounted;unsigned char d_iname[DNAME_INLINE_LEN_MIN]; /* small names */
};

3-8 掛載分區

我們已經能夠根據inode號在指定分區找?件了，也已經能根據?錄?件內容，找指定的inode了，在指定的分區內，我們可以為所欲為了。可是：

問題：inode不是不能跨分區嗎？Linux不是可以有多個分區嗎？我怎么知道我在哪?個分區？？？

分區寫??件系統，?法直接使?，需要和指定的?錄關聯，進?掛載才能使?。

所以，可以根據訪問?標?件的"路徑前綴"準確判斷我在哪?個分區。

3-9 ?件系統總結

4. 軟硬連接

4-1 硬鏈接

我們看到，真正找到磁盤上?件的并不是?件名，?是inode。其實在linux中可以讓多個?件名對應于同?個inode。

[root@localhost linux]# touch abc
[root@localhost linux]# ln abc def
[root@localhost linux]# ls -li abc def
263466 abc
263466 def

abc和def的鏈接狀態完全相同，他們被稱為指向?件的硬鏈接。內核記錄了這個連接數，inode263466 的硬連接數為2。

我們在刪除?件時?了兩件事情：1.在?錄中將對應的記錄刪除，2.將硬連接數-1，如果為0，則將對應的磁盤釋放。

硬鏈接不是一個獨立的文件，因為它沒有獨立的inode，硬鏈接本質上是多一個文件名指向對應的目標文件，很像c++中的引用，所以硬鏈接可以用來做文件備份。

4-2 軟鏈接

硬鏈接是通過inode引?另外?個?件，軟鏈接是通過名字引?另外?個?件，但實際上，新的?件和被引?的?件的inode不同，應?常?上可以想象成?個快捷?式。

[root@localhost linux]# ln -s abc.s abc
[root@localhost linux]# ls -li
263563 -rw-r--r--. 2 root root 0 9? 15 17:45 abc
261678 lrwxrwxrwx. 1 root root 3 9? 15 17:53 abc.s -> abc
263563 -rw-r--r--. 2 root root 0 9? 15 17:45 def

用一張圖來表示軟硬連接就是：

4-3 軟硬連接對?

軟連接是獨??件

硬連接不是獨立文件只是?件名和?標?件inode的映射關系

4-4 軟硬連接的?途

硬鏈接

1. 目錄中的.和.. 就是硬鏈接

2. ?件備份

軟連接

1. 類似快捷?式

好了今天關于文件系統的內容就是這些，如果有收獲的話還請點個贊支持一下，我們下次再見！