【Linux】揭开文件系统神秘的面纱：第三讲：磁盘是怎么记住每一个文件的

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原创最新推荐文章于 2026-10-13 13:55:48 发布 288 阅读 AI 写同款· GEO 优化 ›

揭开内核的神秘面紗 - 我们究竟在调什么？《Linux内核调优入门指南》摘要：本文揭示了Linux内核调优的核心原理，将内核比作管理硬件资源的"大管家"。作者强调调优不是盲目追求性能提升，而是根据业务类型(CPU/内存/磁盘/网络密集型)寻找平衡点。文章介绍了两个关键工具：sysctl命令用于临时调整参数，/etc/sysctl.conf文件实现永久配置，并通过实操演示vm.swappiness参数的修改过程。最后指出，理解业务负载特性比简单复制参数更有价值，为后续深入CPU调优等内容奠定基础。（150字）阅读详情

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引言

前两讲我们聊的重定向和文件缓冲区，讲的都是已经打开的文件。那如果一个文件没有被打开呢？没被打开的文件在哪里存着呢？
它存在磁盘里。那么磁盘是如何把数以万计的文件进行归类摆放，让我们能快速找到的呢？操作系统中存在一个文件系统，它负责将文件以目录的形式组织起来，并通过路径帮我们快速找到所需要的文件。这就像图书馆：几百万册书按分类摆进一排排书架，每本书有自己的编号，顺着索引就能找到它

1、理解硬件

磁盘的物理结构

在这里插入图片描述

上图是一块机械硬盘拆开之后的样子，亮闪闪的圆盘叫盘片，数据就写在它上面。每有一个盘片就有两个盘面，每有一个盘面就要有一个磁头，整个硬盘只有一个传动臂，所有的磁头都在传动臂的带动下同时移动，任意时刻所有磁头都停在各盘面相同编号的磁道上，这些磁道在逻辑上共同构成的结构，我们就称为柱面

磁盘的存储结构

![[Linux/attachments/磁盘的存储结构.png|盘面上的磁道与扇区划分]]

盘片旋转时，磁头在一个固定半径的圆上划过盘面，这一圈圈同心圆就叫磁道。每条磁道再被切成一段一段，每一段就是一个扇区，扇区是磁盘存储数据的基本单位，512 字节
扇区是读写磁盘的基本单位的意思是，哪怕只修改一个扇区内的一个字节，也必须把这 512 个字节全部加载到内存里，修改完后再写回扇区

在这里插入图片描述

柱面是个逻辑概念

柱面是一个逻辑上的概念，其实就是每一面上相同编号的磁道逻辑上构成柱面。所以磁盘物理上分了很多面，但是在我们看来，逻辑上磁盘整体是由柱面卷起来的
所以磁盘的真实情况是：某一个盘面的一个磁道展开，构成一个一维数组；将一个柱面展开，即这个柱面上所有磁道展开，就是一个二维数组；整个磁盘有多个柱面，将整个磁盘展开，就构成了一个三维数组

一个盘面的一条磁道拉直      ->  一维数组
一个柱面上所有磁道拉直      ->  二维数组
整个磁盘所有柱面叠起来      ->  三维数组

CHS 定址

当我们要想将内容写到某一个扇区中，磁盘该如何移动？
先是磁臂带动磁头移动，定位到对应的柱面，然后选择读取某一个磁头所在盘面的数据，然后让盘片旋转，让扇区旋转到对应的磁头下面，这种定位方案叫做 CHS 定址，也就是 Cylinder Head Sector
CHS 定址就是先找到对应柱面 C，再找到对应磁头 H，最后找到对应扇区 S，就构成 CHS 定址，实际上就是获取了三个下标

在这里插入图片描述

LBA

磁盘上的每一个磁道，如果将它们拉直，就可以看作是一个线性结构，所以在我们定位扇区的时候只需要一个数字就能定位到对应的扇区，就是数组下标，这种地址叫做 LBA

CHS：先定柱面 C，再定磁头 H，最后定扇区 S        三个下标

LBA：整个磁盘拉直成一条线，一个下标就够
     [0] [1] [2] [3] [4] [5] [6] [7] ...        数组下标

所以操作系统对磁盘的管理就变成了对数组的管理
简单来说，CHS 地址是磁盘内部实际的存储地址，而 LBA 地址是操作系统将 CHS 整个抽象为一个超长的一维数组，在进行读取和写入时，磁盘就要将 CHS 地址和 LBA 地址进行转换

2、引入文件系统

块

硬盘是典型的“块设备”，“块设备”支持随机读取，与“块设备”相对应的是字符设备，我们的键盘就是一种字符设备，不支持随机读取，只支持顺序读取
操作系统读取磁盘数据的时候，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
一般情况下连续八个扇区为一个块，大小为 4 KB，块是文件存取的最小单位

一个块 = 连续 8 个扇区 = 4 KB（文件存取的最小单位）

扇区   [0] [1] [2] [3] [4] [5] [6] [7]
       +-------------------------------+
       |        1 个块 = 4 KB          |
       +-------------------------------+

分区

操作系统会将整个磁盘划分为若干区域，以 Windows 观点来看，我们的磁盘往往被分成 C 盘、D 盘等盘符，这其实不是我们真的有这么多块磁盘，而是系统将一块磁盘划分为了这么多分区，分区实质上说就是对硬盘的一种格式化。但是 Linux 的设备都是以文件的形式存在，那是怎么分区的呢？
柱面就是分区的最小单位，我们可以利用柱面的号码进行分区
在分区下面，Linux 还会将一个分区划分为多个组，最终操作系统对磁盘的管理就转化成了对每个小组的管理，这种思想叫做分治思想

inode

我们知道文件 = 内容 + 属性，在 Linux 系统里，内容和属性是分开存储的
Linux 中任何正常文件，都要有自己的属性集合，每一个文件的属性在内存当中就是一个结构体，又是结构体，描述文件属性的结构体叫做 inode，一个 inode 占 128 字节，一个数据块会保存 32 个 inode（顺带说一句，这个 32 是按 128 字节的 inode 算的，ext2、ext3 是这样的；ext4 默认把 inode 扩到了 256 字节，一个数据块里就只放得下 16 个）
文件名是不会做为属性被保存在 inode 中的，因为文件名的类型为字符串类型，数据大小会根据实际文件名长度发生变动，就无法保证每一个 inode 的大小一致。所以为了识别文件，inode 里还有一个 inode 编号表示文件
所以当文件系统与内存进行交互的时候，就会一次性将 32 个文件的属性全部读到内存里，如果两个文件的 inode 存储位置很近，就意味着它们两的创建时间很接近，往往会有联系，这样的读取方式可以让我们在读取相邻文件时效率更高

块组的几个区域

在这里插入图片描述

一个块组里的区域主要有这几块：

data blocks：里面有很多很多个单位为 4 KB 的小数据块，我们的文件内容会被存储在这里
block bitmap：记录着 data blocks 中哪个数据块已经被占用，哪个数据块没有被占用
inode bitmap：表示 inode table 中哪个位置被占用，哪个位置没有占用
inode table：存放所有 inode 的表
GDT：块组描述符，描述块组的属性信息
super block：超级块，描述的是整个文件系统的文件信息

在我们对文件进行删除的时候，就不用真的将 inode 和 data blocks 里的信息删掉，只需要将对应的位图的比特位置空就行了
GDT，块组描述符，描述块组属性信息，整个分区分成多少个块组就有多少个块组描述符，每个块组描述符存储一个块组的描述信息，如在这个块组中哪里开始是 inode table，从哪里开始是 data blocks，空闲的 inode 和数据块还有多少个等等，块组描述符在每个块组的开头都有一份拷贝
super block，超级块，描述的是整个文件系统的文件信息，一个组里有多少块，有多少 inode，就是文件系统的基本信息。因为每个组的大小构成都是相同的，只要知道了一个组里有多少块，就知道了有多少个组，根据文件系统的整体大小算出
super block 一旦被破坏，整个文件系统就不可用了。不是每一个块组里都有 super block，并且每一个有 super block 的组里的 super block 都是完全一样的
block bitmap 就很像书架上“已借出”的卡片，翻一下就知道哪一格还空着；而 super block 就是图书馆的馆藏总目录，馆里有多少书、分几个区，全记在里面

格式化与编号

文件系统的载体是分区
格式化，就是将整个文件系统中所有的操作信息全部清零
inode 和数据块的编号都是跨组的，意味着整个分区里，无论在不在一个组，一个编号只能被用来标识一个文件

3、目录、路径解析与挂载

目录也是一个文件

可是现在有一个问题，我们平常在找文件的时候都是用的文件名来查找，从来没用过 inode 来查找，那为什么我们又说文件名不会做为属性被保存在 inode 中，那我们到底是怎么找到对应文件的呢？
Linux 下如何看待目录？目录也是按照刚刚所讲的方式进行保存的，目录也有自己的 inode 和数据，而目录中的数据就保存了文件名与对应文件 inode 的映射关系，所以文件的文件名就保存在当前文件所属目录的数据内容当中
所以这就是为什么我们之前说必须指出文件路径，文件才能进行执行，就是因为操作系统要先打开文件所在的路径，读取对应目录里面的数据内容，得到文件名与 inode 的映射关系，才能在磁盘上找到文件的 inode 和数据块，才能进行执行
而我们想打开对应的目录，也必须打开上级目录，所以找到任何 Linux 文件都必须从 / 目录开始进行路径解析，直到找到对应的文件

路径缓存

但是这样效率是不是有点太低了？我们上一次解析时已经解析过的路径，访问另一个文件时又要解析一次，是不是有点太浪费了？
操作系统也觉得这样效率有点太低了，所以操作系统在进行路径解析的时候，会把我们历史访问的所有目录路径形成一颗多叉树进行保存，就相当于将已经解析过的路径都缓存起来，以后如果再打开相关路径时，如果前面已经被载入，就直接搜索这颗多叉树的路径，如果有就直接使用，没有就从头开始加载并加入这颗多叉树中
整棵树形节点同时也会隶属于 LRU 结构中，进行节点淘汰
整棵树形节点也同时隶属于哈希表，方便快速查找
更重要的是，这个树形结构整体构成了 Linux 的路径缓存结构，打开访问任何文件，都先在这棵树下根据路径进行查找，找到就返回属性 inode 和内容，没找到就从磁盘加载路径，缓存新路径

挂载

现在有一个新的问题，我们该怎么知道我们的文件被存储在哪个分区里呢？inode 不是不能跨分区吗？
我们的分区在进行格式化后我们依旧不能直接使用这个分区，我们的分区一定是要和某个特定的目录进行关联，通过进入这个目录，就相当于进入这个分区，这个操作被称为挂载
每个分区一定是会被挂载在某个路径下的，而我们在创建文件的时候，这个文件的路径中肯定有一段路径是挂载了某一个分区的，所以我们创建文件时就会在这个分区里创建，在我们后续使用时也会根据文件路径确定挂载的分区是哪个，从而到对应的分区去找到文件的 inode
确定文件属于哪个分区采用就近原则，离文件最近的有挂载分区的路径的分区就是文件对应的分区
每个文件的 struct file 中都有一个对应的 dentry 指针，指向自己的 dentry 对象，dentry 里保存的是当前文件在目录树中的位置，还有 inode

task_struct（进程）
   |
   +-- files_struct
          |
          +-- fd 数组 ----------> struct file
                                     |
                                     +--> dentry --> inode --> 数据块
                                          |
                                          +-- 同时挂在 dentry 缓存树上
                                              （多叉树 + LRU + 哈希表）

4、软硬连接

软链接

ln -s，软连接
软连接是一个独立的文件，因为它有独立的 inode，软连接保存了目标文件的路径
软连接就相当于是 Windows 下的快捷方式，相当于给被连接的文件新增了一个访问方式

硬链接

ln，硬连接
硬连接的 inode 与源文件的 inode 是一样的，所以硬连接本质不是一个独立的文件，因为它没有独立的 inode。硬连接本质是一组新的文件名和目标 inode 的映射关系，数字 2 表示有两个文件名指向目标文件，叫做硬连接数
硬连接有什么用？对文件进行备份！以后想要对文件进行备份不用再把文件拷贝到指定目录里了，只需要建立一个硬连接就行
为什么普通文件初始的硬连接数为 1，而目录文件的初始硬连接数是 2 呢？因为我们之前讲过，每一个目录里都有一个隐藏文件 . 指向目录本身，这个 . 文件本质就是当前目录的硬连接；如果一个目录里还有一个子目录，子目录里的 .. 文件指向上级路径，这个也是目录的硬连接
硬连接只能给普通文件建立，更准确地说，是 Linux 不允许用户给目录建立硬连接，. 和 .. 是系统自己建的，不在此列
为什么呢？如果让用户能自己建立硬连接，很容易形成路径环问题：A 指向 B，B 又指回 A，路径解析就会陷进死循环