Linux Ext系列⽂件系统

比昨天多敲两行

367人浏览 · 2026-05-25 11:39:09

比昨天多敲两行 · 2026-05-25 11:39:09 发布

理解硬件

磁盘

我们常说的磁盘，分为机械硬盘（HDD，就是下面图里的这种）和固态硬盘（SSD）两类，下面把核心知识讲清楚：

一、机械硬盘（HDD）：图里的 “带盘片的机械设备”

1. 核心结构

盘片：就像 “光盘”，是涂有磁性材料的圆形金属 / 玻璃圆盘，是数据存储的载体。数据以磁性颗粒的极性形式记录在盘片上，盘片会高速旋转（家用常见 7200 转 / 分，企业级可达 10000~15000 转 / 分）。如果盘片被刮花，磁性涂层损坏，数据就会丢失，如果 “光盘刮花了，放出的视频就会出雪花”。
磁头：负责读写数据的部件，它不会直接接触盘片，而是靠盘片旋转产生的气流，悬浮在盘片上方几纳米的位置，就像 “飞机离地一米低空飞行”。读写数据时，磁头会左右摆动，定位到盘片的指定位置，一旦硬盘运行时被摔 / 震动，磁头就可能刮到盘片，造成不可逆的损坏。

2. 特点与注意事项

硬盘是纯机械设备，读写靠 “盘片旋转 + 磁头移动” 完成，所以会有轻微噪音，随机读写速度较慢，怕摔、怕震动。
数据安全：数据存储在磁性材料上，普通删除 / 格式化无法彻底清除数据。企业报废硬盘时，需要用高温消磁、软件消磁等方式销毁数据，防止信息泄露。
寿命：家用 HDD 的平均寿命约 3~5 年，企业级硬盘寿命更长，有专门的平均无故障时间（MTBF）指标。

二、固态硬盘（SSD）：无机械结构的纯电路硬盘

1. 核心结构

没有盘片、磁头这些机械部件，核心是NAND 闪存芯片 + 主控芯片，就是 “纯硬件电路”。数据直接存储在闪存芯片里，靠电路信号完成读写。

2. 特点与注意事项

读写速度快（尤其是随机读写，比 HDD 快几十上百倍），无噪音、不怕震动，摔落也不容易损坏。
价格：早期价格很高，现在成本大幅下降，越来越亲民，但同容量下仍比 HDD 贵。
寿命：由闪存芯片的擦写次数决定（比如家用 TLC 颗粒的擦写次数约 1000~3000 次），但正常家用的擦写强度，足以支撑 5~10 年的使用。

引入文件系统

机械磁盘物理结构“扇区”概念

机械磁盘的物理结构如下图所示：

磁盘的存储结构

下图这个就是一个盘片：

扇区： 扇区是磁盘存储数据的基本单位，512字节，块设备（显示器是字符设备）。

引⼊"块"概念

其实硬盘是典型的“块”设备，操作系统读取硬盘数据的时候，其实是不会⼀个个扇区地读取，这样效率太低，⽽是⼀次性连续读取多个扇区，即⼀次性读取⼀个”块”（block）。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。

块的核心作用：平衡「IO 效率」和「空间利用率」

✅ 优点：减少元数据开销，大幅提高 IO 效率

文件系统需要记录每个文件的位置信息（也就是元数据，比如 inode 里的块指针）：

如果用扇区当单位，一个 1GB 的文件要占用 200 多万个扇区，元数据要记录的地址会爆炸，开销极大。
用 4KB 的块，1GB 文件只需要 26 万多个块，元数据开销直接减少 8 倍，同时磁盘读写次数也大幅降低，速度更快。

❌ 缺点：可能造成「内部碎片」，浪费空间

块是文件分配的最小单位，哪怕你只存 1 个字节的文件，也要占用一整个块：

比如一个 1KB 的小 txt 文件，在 4KB 块的文件系统里，会占用 1 个块，剩下的 3KB 空间就浪费了，这就是「内部碎片」。
块越大，小文件越多，浪费的空间就越多。

为什么 Linux 默认用 4KB 块？

操作系统的内存页大小通常也是 4KB，文件系统的块和内存页对齐后，内存和磁盘之间的 IO 可以直接映射，不用拆分数据，效率拉满，所以 ext4 默认用 4KB 块。

引⼊"分区"概念

分区，就是把一块物理磁盘，划分成多个逻辑上独立的区域，每个区域都可以当成一块 “独立的小磁盘” 来管理和使用。

例如你的笔记本电脑，只有一块硬盘，却分区成C，D，E盘。C，D,E就是分区。分区从实质上说就是对硬盘的一种格式化。

分区的核心作用

分区主要是为了更灵活、安全地管理磁盘空间：

支持不同的文件系统一块磁盘上的不同分区，可以格式化成不同的文件系统。
独立管理，更安全灵活每个分区都是独立的：
- 系统分区出问题（比如系统崩了），不会影响数据分区里的文件；
- 可以单独对某个分区做备份、修复、扩容，不用动整个磁盘；
- 还能专门划出一个分区当「交换分区（swap）」，给内存当 “备用空间”。
隔离用途，避免混乱把系统、软件、个人数据分开装在不同分区，比如系统分区只装系统，数据分区存照片文档，清理、重装系统的时候就不会误删个人文件。

Linux 中的分区管理

Linux 对分区的管理和 Windows 不一样，主要通过「设备文件」和工具来操作：

1. 内核识别与设备文件

Linux 内核会读取磁盘的分区表，给每个分区生成一个设备文件，放在/dev目录下，比如：

/dev/sda：第一块 SATA 接口的物理磁盘
/dev/sda1：这块磁盘上的第 1 个分区
/dev/nvme0n1p2：第一块 NVMe 协议的固态硬盘上的第 2 个分区

2. 常用分区工具

工具	用途说明
`fdisk`	老牌工具，主要用于 MBR 格式的分区表
`gdisk`	专门用于 GPT 格式的分区表（现在新电脑常用）
`parted`	高级工具，支持 MBR 和 GPT 两种格式，还能调整分区大小
`lsblk`	查看命令，能清晰看到磁盘和分区的树状结构

分区 vs 文件系统

分区只是一个线性的地址空间，必须在上面创建文件系统（也就是格式化），才能存储文件。

用「衣柜抽屉」的例子帮你区分：

分区：就是被隔板隔出来的「抽屉」，只是一个空的物理空间，还不能直接放东西；
文件系统：就是你给这个抽屉定的「整理规则」，比如怎么分格子放衣服、怎么标标签找东西，只有定了规则，这个抽屉才能正常用。

引⼊"inode"概念

之前我们说过⽂件 = 数据 + 属性，我们使⽤ ls -l 的时候看到的除了看到⽂件名，还能看到⽂件元数据（属性）。

每⾏包含7列：

模式 ,硬链接数 ,⽂件所有者 ,组 ,⼤⼩ ,最后修改时间 ,⽂件名

文件由什么组成？

Linux 里的文件，不是只有 “文件名 + 内容”，而是由三个部分组成。

可以用「图书馆借书」来理解：

组成部分	作用	图书馆类比
目录项（dentry）	记录「文件名 → inode 编号」的映射，只是给人看的 “入口”，内核不认文件名，只认 inode 号	借书卡上的书名，帮你找到书的位置
inode	存储文件的属性（大小、权限、时间戳等），以及数据块的地址索引	图书馆里的「图书索引卡」，记录书的信息和存放位置
数据块（block）	存储文件的实际内容（比如文本、图片、视频）	书的实体内容

举个例子：你有个文件叫 hello.txt

目录项里写着：hello.txt → inode 1234
inode 1234 里存着：文件大小 12 字节、权限-rw-r--r--、修改时间、还有指向数据块的地址
数据块里存着实际内容：hello world!

inode 里到底存了什么？

通过 stat 文件名 命令就能查看 inode 的全部信息：

核心包括：

文件属性
- 文件大小（字节数）
- 文件类型（普通文件、目录、设备文件、软链接等）
- 权限（读 / 写 / 执行）
- 属主和属组（UID/GID）

三个关键时间戳（最容易搞混！）

时间戳	全称	含义
`atime`	Access Time	访问时间：文件内容被读取的时间
`mtime`	Modify Time	修改时间：文件内容被修改的时间
`ctime`	Change Time	状态改变时间：文件元数据被修改的时间（比如改权限、改名、链接数变化）

链接数表示有多少个「文件名（目录项）」指向这个 inode。比如创建硬链接时，两个文件名会对应同一个 inode，链接数就会变成 2；删除其中一个文件名，只是链接数减 1，inode 和数据块还在，直到链接数为 0，inode 和数据块才会被系统回收。
数据块指针（inode 的核心作用）指向存储文件内容的磁盘块地址，相当于 “文件内容的地图”。内核通过这个指针，才能找到文件的实际数据。

文件名不会作为属性保存在inode中。文件名存储在目录文件中，目录文件本质上是一个“文件名与 inode 编号的映射表”。

快递驿站例子

角色 / 物品	对应文件系统的概念	作用说明
快递驿站管理员	操作系统内核	负责所有包裹的管理、存取、查找，你不能直接找货架，必须通过管理员（内核）操作
包裹里的物品	文件的实际数据内容	就是你真正要存的东西，比如文本、图片、视频本身
驿站的货架格子	磁盘数据块（block）	驿站把货架分成一个个固定大小的格子，包裹只能放在格子里，这就是数据块 —— 存数据的最小物理单位
包裹的系统记录（取件单）	inode	整个类比的核心！驿站里每个包裹都有一条电子记录，上面写着：・包裹的大小（对应文件大小）・收件人是谁、谁能取件（对应文件属主 / 权限）・什么时候入库的（对应时间戳）・最重要的：包裹放在「几号货架、第几层、第几个格子」（对应 inode 里的块指针，指向数据块的位置）管理员靠这条记录才能找到包裹，没有它就找不到东西
包裹外面的面单（收件人姓名 / 手机号）	文件名	这只是给用户看的标识，方便你找到自己的包裹。管理员（内核）根本不认 “张三的包裹”，只认系统里的那条记录（inode）

删除文件≠删除数据你用 rm 删除文件，就相当于把包裹外面的面单撕掉：面单没了，你找不到包裹了，但包裹本身（数据内容）、系统记录（inode）还在，只要记录还在，管理员依然能找到包裹。
inode 才是文件的 “身份证”真正决定文件存在的是 inode，不是文件名。只有当系统里的 inode 被删除、链接数变成 0，驿站才会把格子标记为 “空闲”，包裹才会被当成无主件处理，数据才会彻底找不回来 —— 这就是误删文件很难恢复的原因。
硬链接是什么？硬链接就相当于：同一个包裹，贴了两张不同的面单（两个文件名），指向同一条系统记录（同一个 inode）。撕掉其中一张，包裹还在，另一张依然能用，不会影响数据本身。（还有一个软链接，后面一起讲）

ext2文件系统

宏观认识

所有的准备⼯作都已经做完，是时候认识下⽂件系统了。我们想要在硬盘上储⽂件，必须先把硬盘格式化为某种格式的⽂件系统，才能存储⽂件。⽂件系统的⽬的就是组织和管理硬盘中的⽂件。在 Linux 系统中，最常⻅的是ext2系列的⽂件系统。其早期版本为ext2，后来⼜发展出ext3和ext4。 ext3 和ext4虽然对ext2进⾏了增强，但是其核⼼设计并没有发⽣变化，我们仍是以较⽼的ext2作为演⽰对象。

分治思想：

ext2⽂件系统将整个分区划分成若⼲个同样⼤⼩的块组(BlockGroup)，如下图所⽰。只要能管理⼀个分区就能管理所有分区，也就能管理所有磁盘⽂件。

上图中启动块（BootBlock/Sector）的⼤⼩是确定的，为1KB，由PC标准规定，⽤来存储磁盘分区信息和启动信息，任何⽂件系统都不能修改启动块。启动块之后才是ext2⽂件系统的开始。

分块组

ext2 为了高效管理大容量分区，将一个分区划分为多个大小相近的「块组」。每个块组拥有一套独立的管理结构，实现 “分而治之”，避免管理整个分区时的性能瓶颈，同时降低局部损坏对全局的影响。

组件名称	存储位置	核心作用	关键补充说明
引导块（Boot Block）	分区第一个块，仅首个块组包含	存放系统引导加载程序，是系统启动时识别文件系统的入口	不属于 ext2 文件系统本身的管理结构，是分区级预留区域，其他块组无此结构
超级块（Super Block）	每个块组的起始位置，所有块组均保存副本	记录整个文件系统的全局元数据，是文件系统的核心控制台账	包含文件系统总大小、总块数 / 总 inode 数、空闲资源数量、块大小、挂载状态等核心信息，内核挂载文件系统时优先读取
块组描述符表（GDT）	每个块组内，紧跟超级块之后	记录所有块组的详细元数据，是块组级的全局索引表	包含每个块组的块位图、inode 位图、inode 表的起始块号，以及对应块组的空闲资源数量，内核通过它快速定位各块组的管理结构
块位图（Block Bitmap）	每个块组内，紧跟块组描述符表之后	用 1 个 bit 位标记该块组内每个数据块的使用状态，实现数据块的快速分配与回收	bit=0 表示数据块空闲，bit=1 表示数据块已占用；本身占用的块会被标记为已占用，不会分配给用户数据
inode 位图（inode Bitmap）	每个块组内，紧跟块位图之后	用 1 个 bit 位标记该块组内每个 inode 的使用状态，实现 inode 的快速分配与回收	bit=0 表示 inode 空闲，bit=1 表示 inode 已占用；inode 数量在格式化时固定，位图大小也随之固定
inode 表（inode Table）	每个块组内，紧跟 inode 位图之后	连续存放该块组所有 inode 结构体，存储每个文件 / 目录的元数据	每个 inode 对应一个文件 / 目录，包含文件大小、类型、权限、属主、时间戳、数据块指针等核心信息，是文件的 “元数据身份证”
数据块（Data Blocks）	每个块组的末尾区域，紧跟 inode 表之后	存储文件的实际数据内容，以及目录文件的目录项（文件名→inode 号映射）	是文件系统中真正存放用户数据的区域，也是块组内占用空间最大的部分；目录文件的内容本质就是该目录下的所有目录项

1. 引导块（Boot Block）

位置：位于分区的第一个块，且仅第一个块组包含此结构，其他块组无引导块。
作用：存放系统引导加载程序（如 GRUB 的部分代码），不属于 ext2 文件系统本身的管理结构，是分区级的预留区域。系统启动时，BIOS/UEFI 会加载这里的引导代码，用于识别并启动文件系统中的内核。

2. 超级块（Super Block）

位置：每个块组的起始位置，且每个块组都保存一份副本（防止单个副本损坏导致文件系统无法挂载）。
作用：记录整个文件系统的全局元数据，是文件系统的核心控制信息，包括：
- 文件系统总大小、总块数、总 inode 数
- 空闲块、空闲 inode 的当前数量
- 块大小、inode 大小、每个块组的块数
- 挂载时间、最后写入时间、文件系统状态（是否干净卸载）内核挂载文件系统时，首先读取超级块获取全局信息。

3. 块组描述符表（GDT, Group Descriptor Table）

位置：紧跟在超级块之后，每个块组均包含该表。
作用：记录每个块组的详细元数据，是块组级的索引表，包含：
- 每个块组的块位图、inode 位图、inode 表的起始块号
- 该块组内的空闲块数、空闲 inode 数、目录数量内核通过它快速定位每个块组的管理结构，无需遍历整个分区。

4. 块位图（Block Bitmap）

位置：每个块组内，紧跟在块组描述符表之后。
作用：用1 个 bit 位标记该块组内每个数据块的使用状态：
- bit=0：对应数据块为空闲状态
- bit=1：对应数据块为已占用状态当需要为文件分配数据块时，内核会扫描块位图快速找到空闲块；删除文件时，将对应数据块的 bit 位标记为 0，回收空间。（注：块位图本身占用的块也会被标记为已占用，不会分配给用户数据）

5. inode 位图（inode Bitmap）

位置：每个块组内，紧跟在块位图之后。
作用：用1 个 bit 位标记该块组内每个 inode 的使用状态：
- bit=0：对应 inode 为空闲状态
- bit=1：对应 inode 为已占用状态当创建新文件 / 目录时，内核会扫描 inode 位图找到空闲 inode；删除文件时，将对应 inode 的 bit 位标记为 0，回收 inode 名额。

6. inode 表（inode Table）

位置：每个块组内，紧跟在 inode 位图之后。
作用：连续存放该块组所有的 inode 结构体，每个 inode 对应一个文件 / 目录的元数据，包括：
- 文件大小、文件类型（普通文件 / 目录 / 设备文件等）
- 权限、属主 / 属组（UID/GID）
- 时间戳（atime/mtime/ctime）
- 数据块指针（指向文件内容所在的数据块）inode 的数量在格式化时固定，因此 inode 表占用的空间也是固定的。

7. 数据块（Data Blocks）

位置：每个块组的最后部分，紧跟在 inode 表之后。
作用：存储文件的实际数据内容，以及目录项（目录文件的内容就是目录项，记录 “文件名→对应 inode 号” 的映射关系），是文件系统中真正存放用户数据的部分，也是块组内占用空间最大的区域。

文件系统底层原理

创建文件（例如 `touch /home/user/newfile.txt`）

这是文件系统中最基础的操作，流程如下：

路径解析
- 内核从根目录开始，利用 dentry 缓存（dcache）逐层查找：/ → home → user。
- 若缓存未命中，则读取相应目录的数据块，将目录项加载到 dcache。
- 最终获得父目录 /home/user 的 dentry 和对应的 inode。
在父目录中检查重名
- 父目录的 dentry 指向其 inode，通过 inode 找到目录数据块。
- 在目录数据块中遍历目录项，检查 newfile.txt 是否已存在。若存在则返回错误。
分配 inode
- 从 inode 位图中查找空闲位，标记为已用，并更新块组描述符中的空闲 inode 计数。
- 初始化新的 inode 结构体（ext2_inode）：设置权限、时间戳、链接数（初始为 1）、文件类型（普通文件）等。
- 数据块指针数组全部清零（尚未分配数据块）。
在父目录中添加目录项
- 在父目录的数据块中找到一个空闲位置（可能扩大目录文件大小），添加一条新目录项：{inode号, 文件名, 文件类型}。
- 如果目录数据块空间不足，需要扩展目录文件并分配新的数据块。
- 更新父目录 inode 的修改时间（mtime）和状态改变时间（ctime），同步到磁盘。

读取文件（例如 `cat /home/user/newfile.txt`）

读取文件的核心是通过 inode 定位数据块，并从磁盘 / 页缓存中获取数据，流程如下：

路径解析
- 内核从根目录开始，利用 dentry 缓存（dcache）逐层查找：/ → home → user → newfile.txt。
- 若缓存未命中，则读取相应目录的数据块，将目录项加载到 dcache。
- 最终获得目标文件 newfile.txt 的 dentry 和对应的 inode。
权限与存在性检查
- 父目录的 dentry 指向其 inode，通过 inode 找到目录数据块，确认 newfile.txt 的目录项存在。
- 读取目标文件 inode 中的权限位，检查当前进程的用户 / 组是否拥有读权限（r）。
- 若无读权限或文件不存在，则返回错误。
数据块定位与读取
- 根据读取请求的文件偏移量，通过 inode 中的数据块指针（含多级间接指针），定位到目标数据块的磁盘地址。
- 优先从页缓存（Page Cache）中读取数据块副本；若缓存未命中，则向磁盘发起 IO 请求，将数据块加载到页缓存。
- 将页缓存中的数据拷贝到用户进程的缓冲区中，完成读取。
元数据更新与收尾
- 更新目标文件 inode 的访问时间（atime），同步到磁盘。
- 若读取过程中触发了预读，内核会提前加载后续数据块到页缓存，提升后续读取效率。
- 释放本次读取操作占用的内核资源。

删除文件（例如 `rm /home/user/newfile.txt`）

删除文件的本质是「删除目录项 + 回收资源」，数据本身不会被立即擦除，流程如下：

路径解析
- 内核从根目录开始，利用 dentry 缓存（dcache）逐层查找：/ → home → user → newfile.txt。
- 若缓存未命中，则读取相应目录的数据块，将目录项加载到 dcache。
- 最终获得父目录 /home/user 和目标文件 newfile.txt 的 dentry 和对应的 inode。
在父目录中定位目标目录项
- 父目录的 dentry 指向其 inode，通过 inode 找到目录数据块。
- 在目录数据块中遍历目录项，找到 newfile.txt 对应的条目，确认文件存在。
inode 与数据块资源回收
- 访问目标文件的 inode，将其链接数减 1。
- 若链接数减为 0：
  - 遍历 inode 中的数据块指针，逐个将对应数据块在块位图中标记为空闲，更新块组描述符中的空闲块计数。
  - 将该 inode 在inode 位图中标记为空闲，更新块组描述符中的空闲 inode 计数。
- 若链接数仍大于 0（存在其他硬链接），则仅标记目录项删除，不回收 inode 和数据块。
在父目录中删除目录项并更新元数据
- 将父目录数据块中 newfile.txt 对应的目录项标记为空闲（或直接删除）。
- 更新父目录 inode 的修改时间（mtime）和状态改变时间（ctime），同步到磁盘。
- 释放 dcache 中该文件的 dentry 缓存。

打开文件（ `open("/home/user/newfile.txt", O_RDONLY)`）

打开文件是进程访问文件的 “入口操作”，所有读写操作都需要先打开文件，流程如下：

路径解析
- 内核从根目录开始，利用 dentry 缓存（dcache）逐层查找：/ → home → user → newfile.txt。
- 若缓存未命中，则读取相应目录的数据块，将目录项加载到 dcache。
- 最终获得目标文件 newfile.txt 的 dentry 和对应的 inode。
权限与模式检查
- 父目录的 dentry 指向其 inode，通过 inode 找到目录数据块，确认 newfile.txt 的目录项存在。
- 根据打开模式（如 O_RDONLY/O_WRONLY/O_RDWR），检查当前进程的用户 / 组是否拥有对应的权限（读 / 写）。
- 若文件不存在且未指定 O_CREAT 标志，或权限不足，则返回错误。
分配文件句柄与关联 inode
- 在内核的进程文件表中，分配一个空闲的文件描述符（fd）。
- 初始化文件结构体（struct file），关联目标文件的 inode，记录打开模式、文件偏移量（初始为 0）、文件操作函数指针等信息。
- 若以 O_TRUNC 模式打开文件，会先执行文件截断操作，释放原有数据块并更新 inode 的文件大小。
更新元数据与返回句柄
- 若以写模式打开文件，会更新 inode 的状态改变时间（ctime）；读模式打开则仅在后续读取时更新 atime。
- 将文件结构体与 inode 关联，加入内核的文件缓存管理。
- 返回文件描述符给用户进程，后续所有对该文件的读写操作都通过这个句柄进行。

四个操作的核心共性

所有文件系统底层操作都离不开这四个环节：

路径解析：通过 dcache 找到目标文件的 inode
权限检查：验证进程是否有操作权限
inode 管理：修改文件的元数据或数据块指针
目录项 / 缓存更新：修改父目录的目录项或内核缓存状态

软硬连接

一、硬链接

1. 本质

新建一条目录项，多个文件名共用同一个 inode，没有创建新 inode 和新数据块。

2. 命令

ln 源文件 链接名

3. 核心特点

inode 号完全一致
只是给原文件多起一个名字，不分主次
不能跨分区创建（不同分区 inode 独立）
不支持目录创建硬链接
删除任意一个文件名，仅链接数 - 1，链接数为 0 才真正释放 inode 与数据
修改任意一个链接文件，内容全部同步

二、软链接（符号链接）

1. 本质

独立新建一个 inode + 独立数据块，数据块里只存放源文件路径，类似快捷方式。

2. 命令

ln -s 源文件 链接名

3. 核心特点

拥有自己独立 inode，和源文件 inode 不同
依赖源文件，源文件删除，软链接直接失效
支持跨分区、支持链接目录
文件大小 = 存放的路径字符串长度
读写软链接会自动跳转访问原文件

对比表

特性	硬链接	软链接
inode	与源文件相同	独立不同 inode
跨分区	不支持	支持
链接目录	不支持	支持
删除源文件	不受影响	失效损坏
占用空间	几乎不占	占用空间存路径
本质	别名	快捷方式