hello~ 很高兴见到大家! 这次带来的是Linux系统中关于Ext系列文件系统这部分的一些知识点,如果对你有所帮助的话,可否留下你宝贵的三连呢?
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一、ext2文件系统

1.1 引入“块”概念

1. 现在我们知道，磁盘就是一个三维数组，我们将它看作一个一维数组，这个数组的下标就是LBA，它的元素就是每个扇区。但是，要知道，一个扇区的大小只有512字节，用来进行数据的存取是不是效率有点太低了。所以，操作系统读取硬盘数据的时候，它不会一个一个扇区进行读取，而是一次性读取多个扇区，即一次性读取一个“块”。
2. 硬盘的每个分区被划分为一个个的“块”，一个块往往由8个扇区组成，大小即为4KB。这个块的大小是在格式化的时候确定的，确定了之后就不可以再更改了。“块”是文件存取的最小单位。格式化将在下文进行讲解。
3. 而每一个扇区都有自己对应的LBA，有了LBA我们就能够算出这个扇区对应的块号。块号=LBA/8。知道块号，同时知道它是这个块里面的第几个扇区，也能够算出这个扇区对应的LBA。LBA = 块号*8 + n（n是块内第几个扇区）。

4. 引入块这个概念最主要的原因就是提升效率。其次就是能够做到软硬件解耦，无论硬件商如何升级它们的磁盘，比如从512字节扇区升级到1024字节扇区，但只要它们对外提供的“块”接口不变，上层的操作系统不用做任何修改就能够正常工作。

2.2 分区、分组

1. 一个磁盘往往是会被分为多个区的，以windows系统来看，你的磁盘会被分为C/D/E盘。而这个C、D、E就是分区。假设一个磁盘它的容量是800GB，把它分成三个区域进行管理，第一个区域200GB，第二个和第三个300GB。

2. 而每一区又会分为多个组进行管理。这些组的大小通常一样，加入我将上面200GB的区域分成10个组，那么一个组的大小就是10GB。

3. 一个组里面会被分为6个区域，这六个区域大小不同，功能也各不相同。它们分别是超级块（Super Block），块组描述符表（GDT），数据位图（Block Bitmap），索引节点位图（inode Bitmap），inode表（inode Table）和数据块区域（Data Blocks）。之后会对这些区域的作用一一讲解。
   

4. 为什么要对磁盘进行分区分组？一个磁盘容量那么大，如果当成一整块去管理，会非常混乱、非常费力。就像我们国家国土面积很大，不可能直接统一管理，而是分成省、市、区分级管理。磁盘也是一样：整个磁盘 → 对应国家，磁盘分区 → 对应省，分区里再分成组 → 对应市、区。这样分级、分片管理，找数据更快、出问题只影响一小块、维护也更简单。也就是运用了分治思想。

5. 能够管理一个组自然能够管理多个组，能够管理多个组就能够管理好一个区，能够管理好一个区就能够管理好多个区，能够管理好多个区就能够管理好一整个磁盘。

6. OS内部既有区的概念又有组的概念，那么OS想要管理好的话，就得先描述再组织。也就是区和组都有对应的结构体对它们进行管理。

2.3 Block Group（块组）

一个块组里面这6个区域在大体上可以分为两个区，数据区和管理区。

1. 管理区：就是前 4 个区域
   负责管空间、管分配，对应市里的管理人员。
2. 数据区：第 5 区（inode 表，文件属性）+ 第 6 区（数据块，文件内容）
   负责存实际数据，对应市里的普通居民。

1. 数据区

我们知道，文件 = 属性+内容。但无论是文件的属性还是内容它们都是数据，是数据就要进行存储，那么它们存储在哪些地方呢?----数据会存储在数据块区域，而属性会存储在inode表中。

Data Blocks（数据块区域）

1. 前面提到“块”是进行文件存取的最小单位，所以在这个区域以及接下来要讲的inode Table区域里面它们的空间都被分为了一个个的块。这些块就负责存储文件的内容。同时这些块都有对应的块号。

inode Table（inode表）

1. 首先我们来认识什么是 inode。磁盘里面的文件肯定非常多，OS 想对这些文件进行管理，那一定得先描述再组织，所以 inode 本质上是一个结构体，它负责记录文件的各种属性。inode 里还保存了一个关键信息：这个 inode 对应的文件其实际数据所存放的数据块块号。inode 号是系统给每个 inode 的唯一编号，就像它的身份证，由 inode 在表中的位置决定，并不存放在 inode 结构体内部。而 i_block 里面存放的是对应的数据块块号，毕竟要让文件的内容和属性联系起来，要能够通过 inode 找到文件的内容和属性。
2. 文件名不属于文件属性，它不存放在 inode 里面。为了节省空间并保证每个 inode 大小一致，inode 结构体里面没有char*这类可变长类型，它的长度是固定的。一般一个 inode 结构体的大小是 128 字节。inode 表里面也是一个一个的块，这些块存储的就是一个个的 inode 结构体。一个块是 4096 字节，一个 inode 结构体是 128 字节，这就意味着一个块能够存储 32 个文件的属性。一般一个文件对应一个 inode 结构体。

2. 管理区

Data Bitmap（数据位图）

1. 想要把数据存到一个块里面，首先得知道哪个块能够存储数据，哪个块已经存储了内容，不能再进行存储了。而数据位图就是做这方面的工作的，每一个块都对应一个比特位，这个比特位为0则代表能够进行存储，若为1则代表这个块已经被使用了。

inode Bitmap（索引节点位图）

2. 与数据位图的原理完全一样，只不过它管理的是 inode：其中的每一个 bit，用来表示对应的 inode 是否空闲可用。

GDT（块组描述符表）

3. 一个组整体的信息应该存在哪里？像是这个块组的起始和结束位置、从哪里开始是inode Table、从哪里开始是Data Blocks、组里一共有多少空闲数据块、多少空闲 inode。这些信息都存在对应的块组描述符中，每一个块组都有一个块组描述符，而所有块组的描述符统一存放在 GDT（块组描述符表） 里。GDT 专门记录每个块组的全局整体信息，方便系统快速查询和分配各组的空闲资源。即所用块组共用一张块组描述符表。

Super Block（超级块）

4. 那么一个分区整体的信息应该存在哪里？比如整个分区的起始和结束位置、总共有多少个块、总共有多少个 inode、还有多少空闲块和空闲 inode 等全局信息。这些内容都存放在超级块中。
5. 超级块并不是每个块组都有一份，它跟其他块组的区域不同，为了安全和容错，它只存放在少数几个关键块组里（通常是第一个块组，以及部分后续块组做备份）。这样一个块里面的超级快出问题了，还能够从其他块的超级快那里拷贝一份过来。

格式化

1. 在介绍完了一个块组里面的6个区域后，现在来谈一谈什么叫做格式化。格式化就是写入一个全新的文件系统，把管理信息预先写入到磁盘上面。管理信息就是上面所提到的4个管理区的信息。

二、深入了解文件系统

2.1 如何理解创建、删除、修改和查看一个文件？

1. 首先来谈一谈文件的创建过程。即便是创建一个内容为空的文件，也必须先把它的文件属性保存下来。要存储属性，首先要找到一个空闲的 inode，这时我们就需要查看 inode 位图，找到可用的 inode 并得到它的 inode 编号。之后在 inode 表中，根据这个 inode 号找到对应的 inode，把文件属性存进去。如果文件有内容需要存储，就再查看数据位图，找到可以使用的数据块块号，在数据块区域把内容数据存入对应块中，最后把这些块号记录到这个文件的 inode 里建立起文件属性和内容之间的联系。

2. 再谈删除，删除一个文件是否真的要将它在磁盘里面的内容和属性都清空？完全不用。只需要将这个文件inode在 inode 位图里对应的bit置0，数据位图也是一样，其中块号通过inode来找，这样就完成了文件的删除。所以删除文件并没有真正的把数据清理掉，也就是说这个文件是能够恢复的，只需要将inode位图和数据位图里面所要恢复文件的inode号和块号置为1就好。当我们一不小心误删了一个文件之后，最好就是什么都不要做，尤其是创建文件，避免原有数据被覆盖，之后再通过专业方法恢复删除的文件。
   3.再来看文件的修改。无论是修改文件属性，还是修改文件内容，都必须先知道这个文件对应的 inode 编号。只有拿到这个编号，才能找到对应的 inode，对文件属性进行修改；再通过 inode 里记录的块号，找到存放文件内容的数据块，对文件内容进行修改。查看文件的过程也是一样的道理。

2.2 目录与文件名

1. 从上面的讲解我们可以知道，无论是删除、修改还是查看文件，都需要先知道这个文件对应的 inode 编号。但我们平时操作文件，都是直接通过文件名来进行的，而不是使用 inode 编号；并且我们前面也强调过，文件名并不存放在 inode 结构体中。那么，系统究竟是怎么通过文件名，找到对应文件的 inode 编号的呢？
2. 再就是如何理解目录？目录它是什么，Linux系统下一切皆文件，所以目录它也是文件，是文件就会由内容和属性组成，它的属性会放在inode结构体里面进行存储，那么它的内容是什么？

1. 在磁盘和文件系统的角度，存储目录和存储普通文件有什么区别吗？—>答案是没有任何区别，Linux系统下一切皆文件。

2. 目录中存储的，是该目录下所有文件的文件名与对应inode 编号之间的映射关系。这种映射关系本身就是数据，因此也会由数据块来存储。一个文件名对应唯一的一个 inode 编号，系统会根据文件名，在所在目录的映射关系里找到对应的 inode 编号。也正因如此，同一个目录下的文件名不能重复，否则一个名字会对应多个 inode 编号，系统就无法区分了。
   

3. 可以用ls命令的-i选项来查看文件的inode编号。

4. 这也能解释，为什么当目录没有 w 权限时，就无法在里面创建文件。因为创建文件时，操作系统需要把文件名和 inode 编号的映射关系写入到目录的数据块中，而这一步操作本质上是修改目录内容，所以必须要有目录的写（w）权限才行。同样，目录没有 r 权限时，我们无法读取目录里的文件名与 inode 编号映射关系，也就无法列出这个目录下有哪些文件。

2.3 重谈inode编号和块号

1. inode编号和块号不是组内有效，而是在整个分区有效，也就是说，inode编号和块号在所在区内的号码是唯一的。但是不能跨分区，只能跨组。

2. 在一个分区内部，一共有多少个 inode、多少个数据块，在格式化时就已经固定下来，是提前规划好的。这些 inode 和数据块在整个分区里都有唯一且连续的编号，系统正是依靠这些编号来精准定位、管理每一个 inode 和数据块。

3. 至于有多少个块，有多少扇区之类的，只要知道总共有多少空间，就能够计算出来。

4. 因为块号是整个分区内唯一且有效，所以在一个组的数据块不够用了的时候，是可以用其他组的空闲数据块的。

5. 当一个分区内的数据块被完全耗尽时，即便 inode 还有大量剩余，也无法创建新文件。

2.4 路径解析和路径缓存

1. 我们现在知道，要访问 test.c 这个文件，需要先从它所在的 learning_3_8 目录的数据块里，找到 test.c 对应的 inode 编号。但新的问题来了：要访问 learning_3_8 这个目录，就得先拿到它的 inode 编号 —— 而这个编号，存在 mosheng 目录的数据块里；mosheng 目录的 inode 编号，又存在 home 目录的数据块中；home 目录的 inode 编号，最终要到根目录（/） 的数据块里找。那根目录的 inode 编号该怎么获取呢？答案很简单：根目录的 inode 编号是固定的，为2。

2. 也就是说，在我们访问任何文件的时候，OS都要为我们做从/开始的路径解析。正因如此，访问文件一定要有路径。

3. 但是，难道每次访问文件，都要从根目录开始一步步解析路径吗？这样效率未免太低了。
   如果能把已经解析过的文件名与 inode 编号的映射关系存起来，下次再需要这个文件的 inode 编号时直接取用，就能大幅提高效率。而 Linux 系统正是这么做的 —— 它会把用户访问过的路径、目录项信息缓存起来，这就是 目录项缓存（dentry cache），不用每次都重新从根目录遍历查找。

4. 访问打开过的路径节点很多，Linux要不要进行管理？当然要。所以对于这些目录项信息也要先描述再组织形成结构体，这个结构体叫做dentry（目录项结构体）。

5. 每个 dentry 结构体中，都会保存对应的文件名以及指向该文件 inode 的信息。由大量 dentry 组成的整体结构，是一棵动态变化的多叉树：新访问的路径节点会被加载到树中，而长期未使用的路径节点，系统会自动回收释放，从而合理占用内存。
   

6. 并不是只有目录才有dentry，每一个被访问的文件都会有dentry，只不过普通文件是这棵多叉树的叶子节点。

7. 像我们搜索某个文件的时候，往往第一次会比较慢，第二次就会很快，这就是能体现出路径缓存存在的地方。

8. 那么相对路径呢？它的底层原理和绝对路径完全一样，唯一的区别就是查找起点不同。相对路径不会从根目录开始查找，而是直接从当前工作目录出发；如果当前工作目录的节点还没有被缓存，系统就会先向前逐级解析、缓存好当前目录，再继续往下查找。

9. 这棵多叉树其实是Linux系统目录树的一个子集。

10. 那么最后一个问题，这个用来访问文件的路径由谁提供？—>由OS和用户提供。比如进程有cwd，我们open文件要提供路径，创建文件天然知道路径。

2.5 多级间接块寻址

#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)

struct ext2_inode {
    // ... 省略其他文件属性字段（如权限、大小、时间等） ...
    
    // 核心：15个块指针数组（对应直接/一次/二次/三次间接块）
    __le32  i_block[EXT2_N_BLOCKS];  
    
    // ... 省略其他字段 ...
};

1. 之前我们讲过，i_block 数组用来存储文件对应数据块的块号。但从源代码可以看到，它最多只能存 15 个块号，而每个块的大小通常只有 4KB。这样一来，仅靠这 15 个直接指针，最多只能存 15 × 4KB = 60KB 的数据，那像 10GB 这样的大文件，又是怎么存得下的呢？
2. 这 15 个块指针并非全部直接指向数据块，而是有明确的分工：前 12 个（i_block[0] 到 i_block[11]）：是直接块指针，直接指向存储文件数据的数据块。第 13 个（i_block[12]）：是一级间接块指针，它指向的块不存数据，而是存储了 1024 个直接块指针。第 14 个（i_block[13]）：是二级间接块指针，它指向的块存储了 1024 个一级间接块指针。第 15 个（i_block[14]）：是三级间接块指针，它指向的块存储了 1024 个二级间接块指针。简单来说，后 3 个指针是 “指针的指针”，通过层层嵌套，极大地扩展了可寻址的数据块数量。
3. 直接的块容量是124KB = 48KB，一级间接块容量是10244KB = 4MB，二级间接块容量是4GB，三级是4TB，完全能够储存下10GB。

2.6 挂载分区

1. 大家有没有想过，操作系统是怎么知道一个文件究竟在哪个分区里的？磁盘会先做分区，分区之后再格式化、写入文件系统。但分区就算格式化完成，也不能直接使用，必须先挂载到一个目录下，才能正常存放和访问文件。
2. 正是因为分区挂载到了某个目录，操作系统才能通过路径和挂载点，清楚地知道这个文件属于哪个分区。就像 Windows 里的 C 盘、D 盘，文件路径前面会带上 C:\、D:\ 这样的盘符前缀，系统一看就知道这个文件在哪个物理分区。

三、软链接和硬链接

3.1 硬链接

介绍

1. 图中圈出来的这个属性，就是文件的硬链接数。它也是我们用 ll 命令查看文件属性时，最后一个还没弄明白的属性。那到底什么是硬链接？
2. 我们之前学过智能指针，其中一种智能指针可以让多个指针共同管理同一份资源，只有当所有指向它的指针都释放了，资源才会真正被回收；只删除其中一个，只是引用计数减 1 而已。硬链接的原理和它几乎一模一样：它不是复制文件，而是给同一个文件起多个别名，让多个文件名映射到同一个 inode 编号，指向磁盘上同一份数据。删除其中一个名字，只是硬链接数减 1，文件本身还在；只有当硬链接数变成 0，文件才会真正被释放。
3. 我们可以通过 ln 命令来为一个文件起别名。如下：

ln 文件名 别名

1. 可以看到，取完别名之后，这两个文件的硬链接数变成了2，且它们的inode编号完全相同。硬链接数就是指向这个inode编号文件名的个数。

. 和 .. 本质

1. 上面所说的只是普通文件，那么目录呢？

2. 观察图片可以发现，我只是创建了一个目录test，里面没有任何文件，但是它的硬链接数却是2，这是为什么？因为隐藏文件.和..。

3. Linux 不允许我们手动给目录创建硬链接，但系统会自动给每个目录生成两个特殊的隐藏目录项：.：是当前目录的引用，指向目录自己的 inode；..：是上一级父目录的引用，指向父目录的 inode。也正是因为每个目录都自带一个 . 指向自己，所以空目录的硬链接数最少是 2：一个是目录本身的名字，另一个就是它里面的 .。

5. 为什么Linux不允许我们手动给目录创建硬链接呢？因为手动给目录建立硬链接，非常容易在目录树中形成环形路径，导致系统在遍历、查找文件时出现死循环。而系统在进行查找的时候只需要忽略.和..这两个文件就好，这是这两个硬链接名字特殊的唯一的原因。如上图，如果在目录test下面创建对learning_3_9的硬链接，那么系统通过test目录进入hard_learning_3_9文件时就相当于回到了目录learning_3_9，然后系统又要进入test目录，就会无限循环下去。

3.2 软链接

1. 硬链接是多个文件名对应同一个inode编号，而软链接则是对「路径」的引用，而不是对 inode的引用。它是一个独立的文件，它里面只存储目标文件的路径，相当于指向另一个文件的快捷方式。
2. 可以用命令ln -s来创建软链接。

3. 我们能清晰看到，软链接文件是有文件大小的（比如这里显示为 6），这个数值对应的就是它指向的目标文件路径的字符长度 —— 比如指向test.c时，test.c刚好是 6 个字符（t-e-s-t-.-c）。软链接本身不存储任何实际数据，它的全部内容就是目标文件的路径；当我们访问test-soft这个软链接文件时，系统会先读取里面存储的test.c路径，再根据这个路径找到并打开真正的test.c文件。比如如果软链接指向的是./src/test.c，那它的文件大小就会变成 9（对应./src/test.c的字符数），本质就是软链接文件的大小 = 目标路径的字符数。

四、文件加载进入内存的过程

1. 文件的本质是「内容 + 属性」，要把文件加载到内存，本质就是把文件的属性（元数据） 和内容（数据） 都加载进来。
2. 路径解析与缓存命中：系统先通过文件路径（绝对 / 相对），结合 dentry 路径缓存，解析出目标文件的 inode 编号。
3. 加载文件系统元数据：把该文件所属分区的文件系统（超级块、块组描述符等）加载到内存。
4. 验证 inode 有效性：通过 inode 编号查 inode 位图，确认这个 inode 是已分配、有效的，确保文件是存在的。
5. 读取 inode 与数据块信息：根据 inode 编号找到对应的 inode 结构体（加载到内存），从 inode 的 i_block 数组中获取数据块的块号。
6. 关联内核 file 结构体：内核为该文件创建 file 结构体，把 inode 与 file 绑定（file 记录文件的打开模式、偏移量等动态信息）。—>加载属性
7. 加载数据块到内核缓冲区：根据 i_block 里的块号确认数据块位置后，把数据块的实际内容加载到内核缓冲区。—>加载内容

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今天的分享就到此结束啦,如果对读者朋友们有所帮助的话,可否留下宝贵的三连呢~~
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