【Linux】文件系统（一）-育师

磁盘的理解

存储结构

磁盘的理解

存储结构

CHS和LAB

CHS

如果让你去拿数据，你需要告诉机械臂：

去第几个柱面（C）？
用第几个磁头（H）？
读第几个扇区（S）？
这就叫CHS 寻址。但这种方法很反人类，因为你要同时管理三个数字，而且外圈磁道和内圈磁道能切的扇区数量还不一样（早期）。

⼀个细节：传动臂上的磁头是共进退的

LAB

操作系统是个“大忙人”，它不想管你里面有几个盘片、磁头怎么动。它希望用最简单的方式管理存储。

所以，操作系统把整个磁盘“拍扁”，看成一根长长的“录音磁带”。

磁带上密密麻麻排满了等大的格子。
每个格子就是一个扇区。
每个格子都有一个唯一的编号（从 0 开始），这个编号就叫 LBA（Logical Block Address，逻辑块地址）。

操作系统只需要说：“我要读第 1000 号扇区（LBA=1000）”，然后把它交给磁盘控制器。
磁盘内部的固件（伺服系统）会自己用数学公式，瞬间把 LBA 1000 转换成对应的 CHS（柱面、磁头、扇区），然后机械臂精准地去拿数据。

公式转换

假设磁盘有 100 个柱面，4 个磁头，每磁道 8 个扇区。
想象你在操场上找自己的位置（LBA），你要先算前面有几个完整的小队。

C 算前面有几排：每个柱面（排）有4 × 8 = 32个扇区。
LBA = C × 32 + H × 8 + (S - 1)
(注：S 减 1 是因为物理扇区从 1 开始数，而 LBA 从 0 开始数)
反推：
C = LBA ÷ 32（算排在前面有几排）
H = (LBA 剩下的余数) ÷ 8（算这一排里，前面有几层）
S = (LBA 剩下的余数) % 8 + 1（算这一层里，第几个座）

所以：OS 只认 LBA，磁盘硬件自己转换成 CHS。

文件系统

初步

”块“的概念

物理磁盘存取的最小单位是扇区（Sector），通常只有 512 字节。如果你有一本 10MB 文件，需要读 2 万次扇区。磁盘机械臂疯狂寻道，效率低。

块是操作系统读写磁盘的最小单位。
就像图书馆的“书箱”，借书还书都以“箱”为单位。
这样一来，读取一个 10MB 的文件，只需搬运 2500 次（10MB / 4KB），效率直接提升 8 倍！

“分区”

假设你有一块 1TB 的硬盘，如果把它当成一个大整体来管理，所有的文件、系统备份、用户数据全混在一起。一旦系统崩溃，重装系统可能会把数据全毁掉；而且寻找文件时，面对 1TB 的空间，头都要炸了。

【引入分区】
就像一个大图书馆，如果只有一个大厅，找书太累了。
管理员决定用承重墙把大厅隔开，分成：科技区（C盘）、历史区（D盘）。

分区，就是把一个大硬盘切成几个逻辑上独立的区域。
每个分区可以单独格式化、单独装系统、单独管理。
操作系统只需要分别管理这几个独立的小区域，复杂度大幅降低。

iNode

在分区里，数据已经被打散成一个个“块”了。假如你写了一个 100KB 的 C 语言代码文件main.c，它会被切成 25 个 4KB 的块，散落在硬盘的各个角落。
操作系统怎么知道这 25 个块属于main.c呢？

引入 inode】
在图书馆里，为了找到一本书，你必须查“图书检索卡”。

这张卡片上写着：书名、作者、出版时间（文件的属性）。
最重要的是，卡片上写着：这本书分别放在了第几排、第几个书架的哪几个箱子里（指向文件数据块的指针）。

这张“图书检索卡”，在 Linux 中就叫inode（索引节点）。

一个文件对应唯一的一个 inode。
inode 存储了文件的所有属性（大小、权限、创建时间等），但唯独没有文件名。
inode 内部有一个指针数组，指向了存储该文件内容的那些数据块（Block）。

块组内部

Super Block（超级块）

struct ext2_super_block { __le32 s_inodes_count; // 整个分区有多少个 inode __le32 s_blocks_count; // 整个分区有多少个 4KB 块 __le32 s_free_inodes_count; // 还剩多少空闲 inode __le32 s_free_blocks_count; // 还剩多少空闲数据块 __le32 s_log_block_size; // 块大小（比如 4KB） // ... };

详细解释：
如果你格式化了一个 300GB 的分区，Super Block 里就记着：“本分区总共有 7864 万个数据块，总共有 196 万个 inode，目前全都是空的。”
协作情况：它只管全局宏观数据。如果有进程想创建一个文件，内核会先看一眼 Super Block，确认“嗯，还有空闲的 inode 和块”，才允许创建。

格式化是在磁盘上写入管理信息。

格式化步骤

1. 划分 Block Group 把 300GB 切成一块块的区域（比如每个区 128MB），划分为 Group 0, Group 1, Group 2... 2. 建立“总账本”（写入 Super Block） 在 Group 0 的开头，写入 Super Block。记录：“本分区总共有 7864 万个 4KB 块，有 196 万个 inode。块大小是 4KB。”等信息。 3. 建立“索引目录”（写入 GDT） 写入 Group Descriptor Table，告诉系统：Group 0 的位图在哪个块，Group 1 的位图在哪个块…… 4. 清空“状态位图”（初始化 Bitmap） 把 Block Bitmap 和 Inode Bitmap 全部用 0 填满。 全是 0 代表什么？代表所有数据块都是空的，所有 inode 也都是空闲的。 5. 创建“根目录” 在 Inode Table 里分配 1 号 inode 给根目录 /，并在某个数据块里写入根目录的初始内容（通常是 . 和 ..）。

GDT（Group Descriptor Table）

struct ext2_group_desc { __le32 bg_block_bitmap; // 块位图在这个块组的哪个块？ __le32 bg_inode_bitmap; // inode位图在这个块组的哪个块？ __le32 bg_inode_table; // inode表在这个块组的哪个块？ __le16 bg_free_blocks_count; // 这个块组还剩多少空闲块？ __le16 bg_free_inodes_count; // 这个块组还剩多少空闲inode？ // ... };

详细解释：
因为一个大分区被切成了很多个 Block Group，GDT 就是用来管理这些 Block Group 的。它相当于一个“目录”，告诉你 Block Group 0 的位图在哪、Block Group 1 的位图在哪。
协作情况：当系统要在某个组找 inode 时，先查 GDT，瞬间定位到那个组的 Inode Table 起始位置。

Block Bitmap（块位图）

内部结构：
它根本不是一个复杂的结构体，它就是一段连续的字节（byte）。每一个比特位（bit）代表一个数据块（Block）。

0代表该数据块是空闲的。
1代表该数据块已经被占用了。

详细解释：
假设本块组的 Block Bitmap 是0000 0001（从右往左看），说明 0号到6号块是空的，7号块被占了。
协作情况：当你要往文件里写数据（比如追加 4KB），文件系统扫描这串 0101 的位图，找到第一个为0的 bit，把它改成1，就说明这个块被分配给你了。不仅分配快，还省空间（1个字节就能管8个块）。

Inode Bitmap（inode 位图）

内部结构：
和块位图一模一样，也是一串连续的字节。每一个比特位（bit）代表一个 inode。

0代表这个 inode 号码还没人用。
1代表这个 inode 已经被分配出去了。

详细解释：
Inode Table 是一个大数组（比如能容纳 1024 个 inode），Inode Bitmap 就是用来标记这 1024 个 inode 哪些被用掉了。
协作情况：当你touch abc新建文件时，系统查 Inode Bitmap，找到第一个为0的 bit，把它标记为1，并给你分配这个 inode 号（比如 263466）。

Inode Table（索引节点表）

struct ext2_inode { __le16 i_mode; // 文件类型和权限 (比如 0644) __le16 i_uid; // 所有者ID __le32 i_size; // 文件大小（字节） __le32 i_atime; // 访问时间 __le32 i_mtime; // 修改时间 __le32 i_links_count; // 硬链接数 __le32 i_block[15]; // 核心！记录文件数据存放在哪些 Block 里 // ... };

详细解释：
这就是我们前面反复提的inode。在 4KB 的数据块里，一个 128 字节的 inode 可以塞下 32 个。所以一个块组里的 Inode Table 可能占据了成百上千个数据块，里面密密麻麻全是 inode。
协作情况：一旦分配了 inode 号，系统就会在 Inode Table 里找到这个结构体，把文件大小、权限、以及真正的数据存在哪几个块（i_block数组），全部记进去。

Data Blocks（数据块）

内部结构：
没有特定结构，就是一块 4KB 的空白内存。存什么完全取决于你的文件。

如果你存的是代码，这里面就是代码字符。
如果你存的是目录，这里面存的就是{文件名, inode号}的列表（这就是前面说的“目录也是文件”）。

协作情况：Inode 里的i_block[15]记录着它们的编号。OS 拿着编号，直接去 Data Blocks 里读数据。

疑问

1、为什么super block单独放在Block group内部，而不是单独拿出来？

机械硬盘是极其脆弱的物理设备。如果一块磁道坏了，或者磁盘表面刮花了，那块区域的数据就彻底没了。 如果只放一份：假设你把 Super Block 单独放在分区的开头。一旦硬盘开头那几个扇区出现了物理坏道（这在早期硬盘中很常见），整个分区就直接瘫痪了，操作系统连这个分区有多大、有多少空闲空间都不知道，根本无法挂载。 冗余备份：Ext2 的设计者规定，每一个 Block Group 的开头都要包含一份 Super Block 的拷贝。而且，这些拷贝是保持同步的。 如果 Group 0 的 Super Block 所在的物理磁道坏了，操作系统会尝试去 Group 1 读取备份的 Super Block。 只要有一份备份存活，你的文件系统就还能被抢救回来。 (注：现代文件系统如 ext4 做了优化，虽然每个组都有备份空间，但为了节省空间，通常只在少数几个组里真正存储 Super Block 的完整拷贝，这叫稀疏备份。)

2、inode的编号在文件系统里面是唯一的吗

是的，inode 的编号在整个文件系统（也就是一个独立的分区）内是唯一的。

“inode和数据块，跨组编号的。所以，在同一个分区内部，inode编号和块号都是唯一的！”

inode 表是分开的：Block Group 0有自己的一段Inode Table，Block Group 1也有自己的一段Inode Table。
编号是全局递增的：虽然它们分散在不同的组里，但文件系统给它们统一编了号。
- 比如：Group 0的 inode 编号可能是1 ~ 1024。
- Group 1的 inode 编号紧接其后，可能是1025 ~ 2048。
计算公式：如果已知一个 inode 号，通过(inode号 - 1) / 每组inode数，就能算出它在哪个块组；通过(inode号 - 1) % 每组inode数，就能算出它是这个组里的第几个 inode。

怎么知道 inode 在哪一个分组里？

假设你在 Super Block 里查到：每个块组（Block Group）固定包含 8192 个 inode。
现在你手里拿着一个文件的 inode 编号：12345。

操作系统用脚趾头算一下就知道了：

分组号 = (inode 编号 - 1) ÷ 每组 inode 数
分组号 = (12345 - 1) ÷ 8192 = 12344 ÷ 8192 =1（取整）

结论：这个 inode 12345 存在Block Group 1里面。
(注：减 1 是因为 inode 编号是从 1 开始的，而数组下标是从 0 开始的)

问题二：怎么知道在分组中位图的哪一个位置？

既然知道了它在 Group 1，那它在 Group 1 的 Inode Bitmap 里，具体是第几个比特位（bit）呢？

接着用刚才的余数算：

组内偏移量 = (inode 编号 - 1) ％每组 inode 数
组内偏移量 = 12344 % 8192 =4152

结论：它的确切位置是 Group 1 的 Inode Bitmap 里的第4152个 bit。

进一步定位到具体结构体：

Inode Bitmap 里：第 4152 个 bit 肯定被标记为了1（表示已分配）。
Inode Table 里：系统直接在 Group 1 的 Inode Table 中，往后跳过 4151 个 inode 结构体（每个 128 字节），找到第 4152 个。这个结构体，就是你要找的文件的属性档案！