2.1 硬件组成#

• 机械磁盘是计算机中唯一的机械设备，由盘片、磁头、磁头臂、主轴马达等组成。

• 一个盘片通常有两个盘面（上下面），每个盘面对应一个磁头。

• 所有磁头固定在同一个磁臂上，只能“共进退”（同时移动到相同半径的磁道）。

2.2 数据存储单元#

• 扇区（Sector）：磁盘读写的最小单位，通常为 512字节。

• 磁道（Track）：盘面上同心圆状的存储轨迹，从外圈向内圈编号（0磁道、1磁道…）。

• 柱面（Cylinder）：所有盘面上相同半径的磁道组成一个柱面。

• 磁头（Head）：每个盘面有一个读写磁头，用于定位到指定盘面。

2.3 寻址方式：CHS#

• 早期磁盘使用 CHS（Cylinder-Head-Sector） 地址定位一个扇区：先确定柱面，再选择磁头（盘面），最后定位扇区。

• CHS 地址容量有限（最大约 8.4GB），现代磁盘已改用 LBA。

2.4 逻辑结构：LBA#

• LBA（Logical Block Address） 将磁盘所有可用扇区从0开始编号，形成一个一维线性地址空间。

• 操作系统只需使用 LBA 访问磁盘，磁盘内部的固件负责将 LBA 转换为 CHS。

• 转换公式（假设已知每磁道扇区数 SPT、磁头数 H）：

  • CHS → LBA： LBA = C * (H * SPT) + H * SPT + (S - 1)

  • LBA → CHS： C = LBA // (H * SPT) H = (LBA % (H * SPT)) // SPT S = (LBA % SPT) + 1

3.1 块（Block）#

• 磁盘是块设备，操作系统读写时不以扇区为单位，而以 块 为单位（提高效率）。

• 一个块由连续多个扇区组成，大小在格式化时确定，通常为 4KB（即 8 个扇区）。

• 块号与 LBA 的关系： 块号 = LBA / 8，块起始 LBA = 块号 * 8。

3.2 分区（Partition）#

• 分区是将磁盘划分为多个逻辑区域，每个区域可以独立格式化并挂载使用。

• 分区的最小单位是柱面，通过指定起始和结束柱面号来划分。

• 分区表（如 MBR）位于磁盘的第一个扇区（引导扇区）

4.1 整体布局#

• 一个分区格式化为 Ext2 文件系统后，被划分为若干个块组（Block Group），每个块组结构相同。

• 引导块（Boot Sector）位于分区开头，大小为 1KB，存放引导程序。

1
磁盘分区 → 多个块组（Block Group 0,1,…,N）
2
每个块组包含：
3
- 超级块（Super Block）
4
- 块组描述符表（GDT）
5
- 块位图（Block Bitmap）
6
- inode 位图（inode Bitmap）
7
- inode 表（inode Table）
8
- 数据块（Data Blocks）

4.2 块组内部结构详解#

4.3 inode 结构#

• inode 中不包含文件名，只包含属性，例如：

1
struct ext2_inode {
2
    __le16 i_mode;         // 文件类型和权限
3
    __le16 i_uid;          // 所有者 UID
4
    __le32 i_size;         // 文件大小（字节）
5
    __le32 i_atime;        // 最后访问时间
6
    __le32 i_ctime;        // 创建时间
7
    __le32 i_mtime;        // 最后修改时间
8
    __le32 i_dtime;        // 删除时间
9
    __le16 i_gid;          // 所属组 GID
10
    __le16 i_links_count;  // 硬链接计数
11
    __le32 i_blocks;       // 文件占用的块数
12
    __le32 i_block[15];    // 数据块指针数组（12个直接块 + 3个间接块）
13
    // ...
14
};

• 数据块指针通过直接块、一级间接块、二级间接块、三级间接块实现对任意大小文件的寻址。

4.4 目录的实现#

• 目录也是文件，拥有自己的 inode 和数据块。

• 目录文件的数据块内容是一个个目录项（dirent），每个目录项包含：

  • 文件名

  • 对应的 inode 编号

4.5 文件访问过程（路径解析）#

1. 用户通过路径（如 /home/user/file.txt）访问文件。

2. 从根目录 / 开始解析，根目录的 inode 是系统预知的。

3. 打开根目录文件，读取其数据块，找到 home 对应的 inode。

4. 打开 home 目录，读取数据块，找到 user 对应的 inode。

5. 打开 user 目录，读取数据块，找到 file.txt 对应的 inode。

6. 通过该 inode 找到文件的数据块，读取内容。

路径解析效率优化：内核维护一个 dentry 缓存（目录项缓存），将最近访问过的路径解析结果以树形结构保存在内存中，避免每次都从磁盘读取目录 每个文件其实都要有对应的dentry结构，包括普通文件。这样所有被打开的文件，就可以在内存中形成整个树形结构 • 整个树形节点也同时会隶属于LRU(Least Recently Used，最近最少使用)结构中，进行节点淘汰 • 整个树形节点也同时会隶属于Hash，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，都在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，添加dentry结构，缓存新路径

4.6 touch新文件系统工作流程#

1
[root@localhost linux]# touch abc
2
[root@localhost linux]# ls -i abc
3
263466 abc

图片

创建⼀个新文件主要有以下4个操作：

1. 存储属性 内核先找到一个空闲的i节点（这里是263466）。内核把文件信息记录到其中。

2. 存储数据 该文件需要存储在三个磁盘块，内核找到了三个空闲块：300,500，800。将内核缓冲区的第⼀块数据复制到300，下⼀块复制到500，以此类推。

3. 记录分配情况 文件内容按顺序300,500,800存放。内核在inode上的磁盘分布区记录了上述块列表。

4. 添加文件名到目录 新的文件名abc。linux如何在当前的目录中记录这个文件？内核将入口（263466，abc）添加到目录文件。文件名和inode之间的对应关系将文件名和文件的内容及属性连接起来。

6.1 硬链接（Hard Link）#

• 多个文件名指向同一个 inode（即共享同一个文件属性和数据）。

• 创建硬链接：ln 源文件 目标文件

• 特点：

  • 硬链接文件与源文件 inode 号相同。

  • 删除一个硬链接只是减少 inode 的链接计数，只有当计数变为 0 时才真正删除文件。

  • 不能跨分区创建硬链接。

  • 不能对目录创建硬链接（. 和 .. 除外）。

    • 允许用户创建目录硬链接可能导致路径环（循环引用），破坏文件系统树结构。
    • 因此 Linux 禁止用户对目录建立硬链接，但保留 . 和 .. 作为特殊入口以方便命令行操作。

• 示例：

1
$ touch abc
2
$ ln abc def
3
$ ls -li abc def
4
263466 -rw-r--r-- 2 root root 0 Sep 15 17:45 abc
5
263466 -rw-r--r-- 2 root root 0 Sep 15 17:45 def   # 相同 inode，链接数为2

6.2 软链接（Symbolic Link / Soft Link）#

• 创建一个独立的文件，其内容是指向另一个文件的路径。

• 创建软链接：ln -s 目标文件 链接名

• 特点：

  • 软链接拥有自己的 inode（独立文件）。

  • 删除源文件后，软链接失效（变成“悬空链接”）。

  • 可以跨分区、跨文件系统。

  • 类似 Windows 的快捷方式。

• 示例：

1
$ ln -s abc abc.s
2
$ ls -li
3
263563 -rw-r--r-- 2 root root 0 Sep 15 17:45 abc
4
261678 lrwxrwxrwx 1 root root 3 Sep 15 17:53 abc.s -> abc   # 不同 inode

6.3 软硬链接对比#

6.4 用途#

• 硬链接：实现文件备份（防止误删）、目录中的 . 和 .. 链接。

• 软链接：快捷方式、方便版本切换、跨分区链接。