【知识讲解】 Linux磁盘与文件系统认识-育师

前言

Part1. 磁盘硬件底层：CHS 与 LBA 寻址

Part1.1. 磁盘硬件结构

Part1.2. LBA：线性块寻址

Part1.3. 块--操作系统的IO单元

Part2. 磁盘分区--分治管理空间

Part3. 文件的两大组成：内容 + 元信息

Part4. VFS虚拟文件系统：向上统一抽象

Part4.1. 进程描述符

Part4.2. struct file 打开文件对象

Part4.3. struct dentry 目录项

Part4.4. struct inode 索引节点

Part4.5. super_block 超级块

Part4.6. 底层文件系统驱动

Part5. fsync

Part6. 概念总结

Part7. 结语

前言

Linux下一切皆文件，对于文件与储存文件的磁盘的认识是非常重要的，接下来来跟随小编的视角来看看吧。
let's go!!!!!!!!

Part1. 磁盘硬件底层：CHS 与 LBA 寻址

Part1.1. 磁盘硬件结构
机械硬盘由盘片、磁头、磁道、扇区构成：
• 盘片：圆形金属薄片，上下两面都可以存储数据；每一面有一个对应的磁头（head），负责读写。
• 磁道（track）：盘片上一圈一圈同心圆。磁头不动、盘片旋转，磁头就沿着磁道读写。
• 扇区（sector）：磁道上切分出最小读写单元，标准扇区大小 512字节。磁盘硬件最小读写单位是扇区，一次IO最少读/写一个扇区。

CHS 寻址（Cylinder-Head-Sector，柱面-磁头-扇区），是老式硬盘寻址方式：
• C：柱面（Cylinder）：所有盘片同一半径位置的磁道，合起来称为一个柱面
• H：磁头（Head）：选择哪个盘面
• S：扇区（Sector）：该磁道上第几个扇区

磁盘总容量计算公式：
磁盘容量 = 柱面数 × 磁头数 × 每磁道扇区数 × 扇区字节数
Part1.2. LBA：线性块寻址
CHS是三维坐标，不方便操作系统管理。现代硬盘对外统一抽象成一维连续编号，这个编号就是LBA（Logical Block Address，逻辑块地址）。
把磁盘所有扇区从头到尾排成一条长数组，LBA编号从0开始，每一个LBA编号对应一个物理扇区。
LBA ↔ CHS 转换公式
设：
• a = 每个柱面包含的扇区总数（磁头数 × 每磁道扇区数）
• b = 每条磁道的扇区数量
1. C=LRA/a 柱面号
2. H=(LBA%a)/b 磁头号
3. S=(LBA%a)%b 扇区号（注意S从1开始计数，不是0）

核心理解：LBA就是把三维磁盘空间拍平成一维数组，操作系统只需要给硬盘下发LBA编号，硬盘固件内部自动转换成CHS，不需要OS关心磁头、柱面细节。

写入磁盘：把512字节数据 + LBA编号交给磁盘控制器，硬件内部完成CHS转换，找到对应的扇区完成写入。
Part1.3. 块--操作系统的IO单元
硬件最小单元是扇区(512B)，但操作系统不会每次只读写1个扇区，效率太低。

Linux引入块（block）：文件系统层面的最小读写单位。
• 常见块大小：4KB，等于连续8个扇区（8 × 512B = 4KB）
•块号 ×8 + (0~7)，就可以定位这个块内部对应的LBA扇区。

重点考点：扇区是硬件最小读写单位；块是Linux文件系统最小IO单位。
Linux对文件的所有读写，全部转化成对块的读写。

Part2. 磁盘分区--分治管理空间

一块大容量磁盘，不会直接裸给文件系统使用，会做分区。
举例：800GB磁盘，可以划分成300G、300G、200G三个分区。

操作系统内部维护一张分区表，记录每个分区的start起始LBA、end结束LBA。

分区本质：对磁盘连续LBA空间做切分，隔离不同文件系统，便于管理。
分区是硬件/磁盘层面划分；分区内部，再去部署文件系统（ext4）。

Part3. 文件的两大组成：内容 + 元信息

Linux里一句话：文件 = 文件内容数据 + 文件属性元信息，两者分开存储
1.文件内容：就是你写入的文本、二进制数据，放在数据块中；
2.文件元信息：文件大小、权限rwx、uid/gid、时间戳、数据块指针，这些全部存在 inode
inode核心概念
• inode本质：一个结构体，固定大小，ext4默认128字节。
• 一个文件，对应唯一一个inode。inode不保存文件名！文件名保存在目录项dentry里面。
• inode里面存放：指向磁盘上数据块的指针，用来找到存放文件内容的那些块。

面试高频：删除文件，本质是删除目录项的文件名链接，inode引用计数减一；引用计数归零，才会释放inode和数据块。

区分两个容易混淆结构体：
• struct inode：磁盘文件的元信息，描述磁盘上的文件本身，所有进程共享；
• struct file：进程打开文件之后，在内核中创建的对象，描述本次打开的文件实例（包含文件偏移量、读写标志），不同进程打开同一个文件，会生成多个独立struct file。

Part4. VFS虚拟文件系统：向上统一抽象

VFS的目标：给上层用户/进程提供一套统一的文件操作接口（open/read/write），屏蔽底层差异（ext4、xfs、ntfs、设备文件）。不管什么文件系统，上层调用接口完全一致。

整条链路：进程 → fd → struct file → dentry → inode → super_block → 磁盘
Part4.1. 进程描述符
每个进程都维护一个files_struct，里面存放fd_array[]文件描述符数组，也就是我们熟悉的fd。
stdin(0)、stdout(1)、stderr(2)都在这里。fd本质就是数组下标。
Part4.2. struct file 打开文件对象
进程调用open成功后，内核创建struct file，里面保存：当前文件读写偏移量f_pos、文件操作函数指针表file_operations、引用计数，并且关联目录项dentry。

同一个文件，多个进程多次open，会生成多个独立struct file，各自拥有独立的文件偏移。
Part4.3. struct dentry 目录项
dentry保存文件名，以及指向inode的指针。目录也是文件，目录文件里面存放一堆dentry，记录这个目录下所有文件/子目录名字，以及对应的inode编号。
Part4.4. struct inode 索引节点
对应磁盘上文件的元数据。inode_operations 是inode层面操作函数集（创建、删除、查找）。
一个inode对应磁盘上真实文件。
Part4.5. super_block 超级块
一个分区，一个文件系统，对应一个超级块super block。
超级块记录整个文件系统全局信息：总块数、空闲块、inode总数、空闲inode，以及文件系统类型（ext4）。
super_operations 是超级块操作函数，挂载、卸载文件系统时使用。
Part4.6. 底层文件系统驱动
VFS只是抽象层，真正的实现由ext4/xfs等文件系统驱动实现，把VFS的接口翻译成对块设备的读写。
一句话串起全链路
用户态进程调用open → 内核分配fd，创建struct file → 路径解析，查找目录项dentry → dentry找到磁盘inode → 加载inode到内存，关联超级块super_block。

read/write的时候，通过inode里的块指针找到磁盘数据块，完成读写。

Part5. fsync

int fsync(int fd);
缓存机制
Linux读写文件，会经过页缓存（page cache）。
我们write写入数据，不会立刻写到磁盘，先写到内存页缓存，返回成功。内核后台线程pdflush会异步刷盘。
问题：断电时，内存数据丢失，造成文件损坏。
fsync(fd)作用：强制把fd对应的文件，所有缓存数据、文件元信息，一次性同步刷入磁盘，调用返回时磁盘已经持久化完成。

区分：
• fsync：刷数据 + inode元信息；
• fdatasync：只刷文件内容数据，不强制刷元信息，速度更快。

Part6. 概念总结

1. 扇区：磁盘硬件最小读写单元，512字节；块：OS文件系统最小IO单元，4KB。
2. LBA：一维线性扇区编号，现代硬盘标准寻址；CHS是老式三维寻址。
3. 分区：切分磁盘LBA空间，分区表记录起止位置。
4. 文件 = 数据块（内容）+ inode（元信息）；文件名保存在dentry目录项。
5. struct file：进程打开文件实例；inode：磁盘上文件本体。
6. VFS虚拟文件系统：统一接口，屏蔽不同底层文件系统差异。
7. page cache页缓存：write先写内存，fsync强制落盘持久化。