linux操作系统 | 理解文件系统

绵阳的脑内SSD

已于 2025-04-02 16:42:03 修改

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分类专栏： Linux系统编程文章标签： linux 服务器运维操作系统后端

于 2024-08-29 00:56:13 首次发布

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前言：本篇内容讲解文件系统的细节问题。在本篇内容中，我们在学习文件系统的过程中，我们可以理解inode的原理，理解如何在文件系统的概念下新建文件，删除文件，查找文件，修改文件等等问题。下面开始我们的讲解吧！

ps：本节内容适合了解一些磁盘知识的友友们进行观看。

group descriptor table

磁盘逻辑结构与分区分组概念

本片的内容我们都以一个800G大小的磁盘为例，下面是这个磁盘的逻辑结构

这800G磁盘因为太大，所以操作系统就可以把他们分成一块一块的，就如同下图:

上面的一块一块的空间，就相当于我们使用的电脑上面的C盘D盘。这些分区对于操作系统来说，如何分？

其实就是一个结构体，如下：
struct partion
{
    int start;
    int end;
}
这是一个分区的结构体，指向一个分区的起始地址和末尾地址。

假如想要分5个区，那么就可以定义一个数组： struct partion part[5]。这个数组就代表着分成了五个区。我们可以把这个叫做分区表。

这样做了以后，操作系统以后管理分盘就可以先拿到分区表。然后就知道了每一个盘的起始，末尾和大小。想要管理某一个盘只需要定位即可。

ps：我们的分区的概念其实和上面讲解的CHS寻址方法并不冲突——CHS寻址看的是盘面个数，每个盘面的磁道个数，每个磁道的扇区个数。

另外，每个分区也有更加详细的划分，如下图：

boot block

传统的MBR分区表bootblock是在磁盘的第0面，第0号磁道，第0号扇区上面。里面主要保存了三个字段：

第一个字段：系统的开机信息

第二个字段：分区表

第三个字段：签名

现代的GPT分区表使用的是.efi文件保存系统的开机信息，但是仍然保留了bootblock，这是为了让兼容性，实际上bootblock里面的信息没有意义。

操作系统对于磁盘的管理——文件系统

操作系统要对磁盘进行管理，使用的是文件系统。文件系统就是一个规则体系，包含于分区中。只不过有的分区不使用文件系统，比如swap分区、裸设备。

分区是分区表进行划分的，更底层。而文件系统是存在于分区内的一种规则体系，只不过这种规则体系覆盖了整个分区。

文件系统里面有两大核心成员：第一个成员叫做元数据，第二个成员叫做存储数据

元数据：super block、group describetor table、block bitmap、inode bitmap、inode table

存储数据： data blocks

如果把分区比作一本书，那么文件系统的元数据就是这本书的目录和格式，存储数据就是这本书的正文页，是空白页还是写了字的页取决于这个data blocks里面存没存储文件。

操作系统的对磁盘的管理方式——分而治之

上面的每个分区会分成一个一个地小分区，然后每一个分区都是一个block group。那么，以前大分区是250GB，那么分成小分区后，每个小分区可能就是10GB。那么管理好一个小分区10GB，就能管好所有的小分区，管理好所有的小分区，就代表着能管理好一个大分区250GB，那么就能管理好所有的大分区。那么就变成了对整个磁盘地管理。

如此，我们就将对整个磁盘800GB的管理转化成了对10GB的管理。

这种思想就叫做“分而治之”。

组里面的内容

我们通过上面知道了，每一个文件系统都把自己分成了许多个小分区，即block group。这里面包含了文件系统的元数据和存储数据。下面这些字段一个一个的进行解读：

data blocks

文件系统中保存文件数据的最小单元就是data block。就是一个块，一个块的大小可能是1kb， 2kb、4kb。这个块大小是固定的。

如果我们想要在磁盘中写1字节的数据，我们就要在某一个分区里面找一个组，然后在里面申请4kb大小的块空间。

这个规则如果不想明白可能会觉得非常浪费空间。但是真的会非常浪费空间吗？——答案是不会浪费很多空间，因为每一个文件都只会浪费一个块，为什么？这里可以想一下，如果一个文件几百mb，那么文件里面的数据将会占满许多的块空间，然后在最后一个块空间可能会浪费一点空间。如果是一个1字节的文件，那么也只会浪费一个块空间。

inode table

inode table是inode的数组。

inode里面保存了单个文件的所有属性信息，比如：文件的类型或者权限、文件的大小、文件占用的块的数量、文件的块的位置等等。

每一个文件都有一个inode保存着它的信息，两者是绑定起来的。

一个inode的大小一般是128字节在ext2下， ext4下为256字节。

inode的编号是全局唯一的，计算方式就是先算自己在哪一个组，然后看在这个组里面的inode table里面的哪一个下标处。得到inode编号。

所以，综上。 inode table就是一个inode对象数组。 inode对象与唯一一个文件对应。里面包含了这个文件的各种属性信息。这些信息包括但不限于：

#define NUM 15
struct inode
{
    //inode number;
    //文件类型
    //权限
    //文件的大小
    //文件占用了块的总数
    //文件占用的块的位置
    //引用计数
    //拥有者
    //所属组
    //ACM时间
    //int blocks[NUM]
}

注意：linux中标识文件不是用文件的名称。在linux系统里面标识文件用的是inode编号！！！因为inode编号唯一，文件名不唯一。

下面是blocks[NUM];

   BlockNum是一个存储文件所占用块指针的数组。本质上存储的是指针。

        因为一个文件可能非常大，那么这个文件就有可能不仅仅只占用15个块。解决方案就是让块里面去保存其他的块的指针。文件系统的解决方式如下：

前十二个元素指向的块直接存储数据，就是一级指针。被称为直接指针。——这十二个元素指向的块保存了48kb的数据。
        blockNum[12]里面是二级指针，被称为一级间接指针。这个块间接的保存了1024个块，相当于保存了4Mb的数据。
blockNum[13]里面存放的是三级指针，被称为二级间接指针，这里面间接保存了1024 * 1024个块，相当于保存了4GB的数据。

blockNum[14]里面存放的是四级指针，被称为三级间接指针，这里面间接保存了1024 * 1024 * 1024个块，相当于保存了4TB的数据（如果有这么大的磁盘空间的话）

在上面这些块里面，我们如何知道那些块是被使用的，哪些块是没有被使用的呢？

所以我们就有了一个block bitmap。这个block bitmap的占用空间非常小。本质上有多少个块，就有多少个比特位。有4GB的块，也就是1024 * 1024个块，就有1024 * 1024 / 8个字节来开辟block bitmap。而1024 * 1024 / 8等于131 072字节。 131 072字节 / 4kb = 32，相当于4GB的空间只需要32个块来标记。
所以，以后一个块怎么查看被没被使用只需要查看block bitmap中对应的比特位有没有置为1，为1就是代表使用过了，否则就是没有被使用过。并且以后一个文件如果想要删除，也不用把文件里面所有的块都清空，只需要把文件里面所有的块在block bitmap对应的比特位置为0即可。

寻址的细节

我们需要知道的是，无论是inode，还是data block，到最后一定可以被操作系统解释成为一个个的扇区编号，因为inode table有对应的编号， data block也有对应的编号。那么根据特定的算法，就能得到最后的扇区编号。 ——这个过程是操作系统必须做的。 ——寻找的算法：

一个块4kb，一个扇区是512字节。而一个inode是128字节， inode在组里面是连续分布的，那么就说明一个扇区里面有4个连续的inode，那么一个块就是32个inode。那么我如果知道了加载到磁盘当中的inode编号，那么我们根据——》编号 / 32以及编号 % 32就能知道当前inode在系统的哪个山区当中。而对于data block，一个块是4kb也就是8给扇区，那么知道了块编号，就可以计算扇区编号。

inode bitmap

inode table 里面保存了文件的编号，有1w个文件就有1w个inode。但是，对于整个的inode table数组，我们怎么知道里面的哪个索引处被占用，哪个索引处没有被占用呢？——这个时候就要用到inode bitmap。 inode bitmap是用来将比特位的位置和inode编号映射起来，来判断对应的inode是否有效的！！！

block bitmap

在这张表中，其实block bitmap的占用空间并不大。因为假如我们有10w个块，一个块4kb，十万个块就是4G，也就是说，如果一个区200GB，分成20个组，那么一个组对应10G的内容里面最多只有25w个块。但是这是不可能的，因为还要给其他的内容分配空间。这里假如有20w个块，那么block bitmap就要有20w个比特位映射这20w个块。 20w / 8 = 22500，也就是22500b。22500 / 1024 ~ 22kb，也就是说， block bitmap最多也就占用22kb，五六个块的大小。 inode bitmap会比block bitmap占用的空间更加的小。因为inode的个数是更少的。所以block bitmap， inode bitmap占用的空间在整个磁盘中几乎可以忽略不记。

group descriptor table

描述的是整个分组的使用情况——比如我们block bitmap的起始地址，使用了多少空间、inode bitmap的起始地址，使用了多少空间。 inode table的起始地址、data block的数量，空间块数量等等。以及我们在分配inode的时候或者分配block的时候，我们的inode或者data block的编号下一个要从哪里开始分配。这个也就解决了我们想要拿到块编号和inode编号来定位bitmap中比特位的问题。

这里之所以没有使用bitmap来直接计算block和inode的使用情况是因为计算的过程效率不如直接使用统计效率高。所以这里直接使用了Group Descriptor Table。

Super block

文件系统的基本信息——也被称为超级块，相当于文件系统的”大脑“，保存了整个文件系统的基本信息。

super block里面还包含各种字段，比如：块大小、块总数、inode总数，空闲块数，空闲inode总数等等。

super block字段只有在第一个block group，即block group 0里面存在，存储在该组的起始位置。因为操作系统要节省空间。但是为了防止磁盘损坏导致数据丢失，所以在其他block group的起始位置也可能星星点点的备份一些super block。这样更新成本更低，并且一旦superblock挂掉，其他分组内的super就会对整个文件系统进行修正。

super block里面有一个字段叫做魔数，是一个随机值，这个随机值用来标识当前的块是不是superblock。它在super block当中的位置是固定的。当操作系统在读取磁盘中的某个块的时候，只需要在特定一个块的待定位置读取这个数字，这个数字必须等于我们规定好的这个魔数。等于的话，才会认为这个是一个super block。

磁盘的初始化

对于这个图里面的信息，除了inode table 属于文件的， data blocks属于文件块的，这两个空间只需要预留好即可。前面的super block、group descriptor table、block bitmap、inode bitmap四个中的super block、group descriptor table是需要提前初始化信息的， block bitmap、inode bitmap是要清空的。

每一个分区在被使用前，都必须提前将部分文件系统的属性信息提前设置进对应的分区中，方便我们后续使用这个分区或者分组。 ——前面的四个信息，是对后面两个部分的属性的描述。而这种提前将文件系统的信息写到文件中的过程叫做格式化。

其实我们电脑内部只有一块物理磁盘（硬盘），而之所以会有C盘、D盘、F盘，其实这些盘就是硬盘的分区。而一旦格式化，就会将两个bitmap全部清零，并且向super block、group descriptor table初始化文件信息。

文件操作细节

新建一个文件

新建一个文件，那么我们知道这个文件一定是在某一个路径里面，这个路径，就可以帮助我们确定是在哪一个分区里面。然后就是确定我们在分区的哪里去创建我们的文件。 ——分区里面的inode假如是连续的，比如第一个group里面的inode是从0~1w，第二个的inode是1w~2w, 以此类推。那么我们创建文件的时候，加入第一个组有空余的空间，那么我们这个文件就可以保存在第一个组里。那么如何确定保存的位置？——只需要查看GDT，查看inode和块有多少空间占用率，再查看inode bitmap、inode table扫描位图结构。

找到一个最近的没有被使用过的编号。如果找到的是5，那么如果分到了第一个分组就是0 + 5，那么如果分到了第二个分组里面就是1w + 5。

未来就可以根据inode范围来确定哪个分组里，如果确定了5后就把inode bitmap里面5的位置置为1，再将文件信息放到inode编号5的结构体里，至此，这个文件算是创建成功了。

删除一个文件

一个文件，一定是处于某个目录的，根据这个目录，然后我们就可以确定这个文件是哪一个分区中。然后根据inode范围，确定哪个分组的，然后把我们这个inode编号减去起始inode编号。进而，我们就可以在inode bitmap里进行索引了， inode进行索引的时候，只要删文件，那我们就可以根据我们的inode编号，找到我们对应的inode文件属性，根据文件属性里面的block，找到对应的block bitmap里的比特位置，并将其置为0. 而其中的块则不去动它，然后在我们的inode位图里，把对应的1置为0，将属性干掉即可。

如果我们不小心删除了一个文件，那么这个文件如果是一个不重要的文件，那么就可以不管这个文件了。但是如果这个文件是一个很重要的文件，那么此时最好的处理方法是什么都不要做（这些block是可以覆盖的），可以去找专业的人士进行文件恢复。

查找一个文件

查找一个文件就是拿到这个文件的inode编号，然后根据编号确定inode bitmap里面的对应的比特位是否为1，那么就可以确定对应的inode属性是否有效，拿到inode属性后，就找到inode属性里面的block NUM，然后就能查找到文件了。

修改一个文件

我们修改一个文件，比如说创建一个文件，修改一个文件等等。就会拿到这个文件的inode，拿到这个文件的inode之后，就可以根据inode确定bitmap里面的比特位是否为1，是否有意义。然后拿到inode的文件信息，找到里面的block NUM，然后再找到对应的数据块，修改这些数据块，就完成了文件的修改。

理解目录文件

目录也是文件，也有自己的inode，目录也要有自己的属性，但是，目录有内容吗？我们知道，文件 = 文件内容 + 属性——》这里，目录有没有内容的本质，其实就是目录有没有数据块。

答案是目录也有数据块，但是这个数据块应该存什么呢？ ——存的是该目录下文件的文件名和对应文件的inode的映射关系！！！

为什么同一个目录下不能有同名文件——因为文件名和对应文件的inode映射关系被保存在数据块中！！！
目录下，没有w，我们无法创建文件，这是为什么——因为即便是创建下来，但是这个文件的文件名和inode的映射关系无法写到对应的数据块里。
目录下，没有读权限，我们无法查看文件，为什么？——因为我们在读取文件的时候，要读取文件的inode，然后根据inode读取块数据，而我们没有读权限，我们无法读取文件的inode，更加无法读取块数据。
目录下，没有执行权限，我们就无法进入这个目录，为什么？——因为我们使用inode，进入这个目录的时候，要对环境变量做一下更新，但是今天我们如果没有执行权限，我们就不让他进行更新了。

如何找到目录文件的inode

目录是文件，同样有inode，我们可以通过拿到目录的inode找到里面的数据块，进而找到目录里面的各个文件。那么我们如何找到目录的inode呢？ ——我们知道， 我们的目录一定是上一级目录里面的文件。 那么我们就一定能够通过上一级目录的inode，找到其中的数据块，进而找到这一级的目录的inode。 而我们一级一级的追溯，我们最终会追溯到根目录，而好在我们有根目录的inode，也就是说，我们要先递归的找到根目录，然后再一步步返回。

但是，一步步访问太慢了，所以linux操作系统会一般把我们最常访问的目录文件保存起来，以及他路径上的所有的inode以及路径信息缓存起来。这个缓存，就叫做dentry缓存。

----------------------------------------------------------以上，就是本节的全部内容，下面是本节笔记：