理解文件系统

1. 认识磁盘磁带

由于磁盘磁带和操作系统组成原理更相关，而且相关概念用语言太抽象，所以我找到了一些比较好的视频和书籍内容来帮助理解（注意视频、书籍内容有部分知识我们不涉及，所以不懂也没关系，多出的就当是眼界扩展了）：

硬盘驱动器是如何工作的？（You Tube）

硬盘的工作原理（B 站）

机械硬盘是如何工作的？（B 站）

→ 机械磁盘：结构与工作原理详解

→ 磁带为何能记录声音？（主要了解其存储原理）

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摘自《操作系统概念精要 原书第 2 版》298 页前后（真的是很想将内容直接摘过来，奈何实在是没找到电子版，只能扫描现书将就看吧 😂）。这里的图片已经排好序，直接按照顺序看即可。推荐直接去看原书，也希望有电子版的进行贡献一下，感谢您的开源精神！

自然也少不了鸟哥啦~ 摘自《鸟哥的 Linux 私房菜 基础学习篇（第四版）》210~`217` 页相关内容。还是推荐看原书，就不过多赘述了。

首先说明一下磁盘的物理组成，整颗磁盘的组成主要有：

• 圆形的盘片（主要记录数据的部分）；
• 机械手臂，与在机械手臂上的磁头（可读写盘片上的数据）；
• 主轴马达，可以转动盘片，让机械手臂的磁头在盘片上读写数据。

从上面我们知道数据储存与读取的重点在于盘片，而盘片上的物理组成则为（假设此磁盘为单碟片，盘片图示请参考第二章图 2.2.1 的示意）：

• 扇区 (Sector)为最小的物理储存单位，且依据磁盘设计的不同，目前主要有 512Bytes 与 4K 两种格式；
• 将扇区组成一个圆，那就是柱面 (Cylinder) ;
• 早期的分区主要以柱面为最小分区单位，现在的分区通常使用扇区为最小分区单位（每个扇区都有其号码喔，就好像座位一样）；
• 磁盘分区表主要有两种格式，一种是限制较多的 MBR 分区表，一种是较新且限制较少的 GPT 分区表。
• MBR 分区表中，第一个扇区最重要，里面有：主引导记录(Master boot record，MBR)及分区表 (partition table) , 其中 MBR 占有 446B, 而分区表则占有 64B。
• GPT 分区表除了分区数量扩充较多之外，支持的磁盘容量也可以超过 2TB。

至于磁盘的文件名部份，基本上，所有物理磁盘的文件名都已经被仿真成 /dev/sd[a-p] 的格式，第一块磁盘文件名为 /dev/sda。而分区的文件名若以第一块磁盘为例，则为 /dev/sda[1-128]。除了物理磁盘之外，虚拟机的磁盘通常为 /dev/vd[a-p] 的格式。

复习完物理组成后，来复习一下磁盘分区吧！如前所述，以前磁盘分区最小单位经常是柱面，但 CentOS7 的分区软件，已经将最小单位改成扇区了，所以容量大小的分区可以切的更细 〜 此外，由于新的大容量磁盘大多得要使用 GPT 分区表才能够使用全部的容量，因此过去那个 MBR 的传统磁盘分区表限制就不会存在了。不过，由于还是有小磁盘啊！因此，你在处理分区的时候，还是得要先查询一下，你的分区是 MBR 的分区？还是 GPT 的分区？在第三章的 CentOS7 安装中，鸟哥建议过强制使用 GPT 分区喔！

文件系统特性

传统的磁盘与文件系统之应用中，一个分区就是只能够被格式化成为一个文件系统，所以我们可以说一个文件系统就是一个硬盘分区。但是由于新技术的利用，例如我们常听到的 LVM 与软件磁盘阵列 (softwareraid)，这些技术可以将一个分区格式化为多个文件系统(例如 LVM)，也能够将多个分区合成一个文件系统 (LVM，RAID)。所以说，目前我们在格式化时已经不再说成针对硬盘分区来格式化了，通常我们可以称呼 一个可被挂载的数据为一个文件系统而不是一个分区喔！

那么文件系统是如何运行的呢？这与操作系统的文件数据有关。较新的操作系统的文件数据除了文件实际内容外，通常含有非常多的属性，例如 Linux 操作系统的文件权限 (rwx)与文件属性（拥有者丶用户组丶时间参数等）。文件系统通常会将这两部份的数据分别存放在不同的区块，权限与属性放置到 inode 中，至于实际数据则放置到数据区块中。 另外，还有一个超级区块 (super 数据区块) 会记录整个文件系统的整体信息，包括 inode 与数据区块的总量、使用量、剩余量等。

每个 inode 与区块都有编号，至于这三个数据的意义可以简略说明如下：

• 超级区块 ∶ 记录此 f 文件系统的整体信息，包括 inode 与数据区块的总量、使用量、剩余量，以及文件系统的格式与相关信息等；
• inode：记录文件的属性，一个文件占用一个 inode，同时记录此文件的数据所在的区块号码；
• 数据区块：实际记录文件的内容，若文件太大时，会占用多个区块。

由于每个 inode 与数据区块都有编号，而每个文件都会占用一个 inode ，inode 内则有文件数据放置的数据区块号码。因此，我们可以知道的是，如果能够找到文件的 inode 的话，那么自然就会知道这个文件所放置数据的数据区块号码，当然也就能够读出该文件的实际数据了。这是个比较有效率的作法，因为如此一来我们的磁盘就能够在短时间内读取出全部的数据，读写的性能比较好啰。

我们将 inode 与数据区块区块用图解来说明一下，如下图所示，文件系统先格式化出 inode 与数据区块的区块，假设某一个文件的属性与权限数据是放置到 inode 4 号（下图较小方格内），而这个 inode 记录了文件数据的实际放置点为 2，7，13，15 这四个数据区块号码，此时我们的操作系统就能够据此来排列磁盘的读取顺序，可以一口气将四个数据区块内容读出来！那么数据的读取就如同下图中的箭头所指定的模样了。

这种数据存取的方法我们称为索引式文件系统 (indexed allocation)。那有没有其他的惯用文件系统可以比较一下啊？有的，那就是我们惯用的 U 盘（闪存），U 盘使用的文件系统一般为 FAT 格式。FAT 这种格式的文件系统并没有 inode 存在，所以 FAT 没有办法将这个文件的所有区块在一开始就读取出来。每个区块号码都记录在前一个区块当中，他的读取方式有点像下面这样：

上图中我们假设文件的数据依序写入 1->7->4->15 号这四个 block 号码中，但这个文件系统没有办法一口气就知道四个区块的号码，他得要一个一个的将区块读出后，才会知道下一个区块在何处。如果同一个文件数据写入的区块分散的太过厉害时，则我们的磁头将无法在磁盘转一圈就读到所有的数据，因此磁盘就会多转好几圈才能完整的读取到这个文件的内容！

常常会听到所谓的碎片整理吧？需要碎片整理的原因就是文件写入的区块太过于离散了，此时文件读取的性能将会变的很差所致。 这个时候 可以通过碎片整理将同一个文件所属的区块集合在一起，这样数据的读取会比较容易啊！ 因此，FAT 的文件系统需要时不时的碎片整理一下，那么 Ext2 是否需要磁盘重整呢？

由于 Ext2 是索引式文件系统，基本上不太需要常常进行碎片整理的。但是如果文件系统使用太久，常常删除、编辑、新增文件时，那么还是可能会造成文件数据太过于离散的问题，此时或许会需要进行重整一下的。不过，老实说，鸟哥倒是没有在 Linux 操作系统上面进行过 Ext2/Ext3 文件系统的碎片整理，似乎不太需要啦！

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太多了，还是看图片吧 😂

2. 磁带、HDD、SSD 数据存储原理与演进

磁带是最古老的电子数据存储技术之一，其介质为带有磁性涂层的长条塑料薄膜。数据以磁化痕迹形式记录在磁带上：写入时磁头通过控制磁场使带面上的磁性颗粒朝向发生改变，分别表示二进制的 0 或 1；读取时固定的磁头感应这些磁化痕迹输出数据。磁带基片通常是聚酯薄膜，上面涂覆氧化铁或金属磁粉层。磁带读取为串行访问，速度较慢但容量极大，而且成本低廉、耐用性高，因此常用于海量数据的长期归档和备份。

小知识

1. 固态硬盘（SSD）：不属于磁盘或硬盘（HDD），因其使用闪存芯片而非磁性介质。
2. 关系总结：
   • 磁盘 是技术大类（磁性存储），硬盘 是磁盘的现代主流应用。
   • 日常中“磁盘”有时被误用作“硬盘”的同义词，但严格意义上前者更广泛。

3. 硬盘 (HDD) 存储原理

硬盘通过磁性方式在旋转的盘片上存储二进制数据。 每个盘片表面涂覆磁性材料，盘片由主马达高速旋转，而机械臂上的磁头在盘片上方移动进行读写。盘片表面被划分为同心圆形的磁道（track）和扇区（sector），每个扇区通常固定容量（如 512B 或 4096B）；这些磁道和扇区号构成了数据的物理地址。盘片上的微小磁颗粒可以被磁化成两种极性，分别代表二进制 0 和 1。写入时，磁头在线圈通电后在盘片下方产生磁场，将被选区域的小颗粒磁极方向改变以记录信息；读取时，磁头感知磁性材料的极性排列并将其转换为电信号恢复出数据。HDD 提供随机访问能力，因而读写延迟主要受磁头寻道和盘片旋转时间影响。

4. 固态硬盘 (SSD) 存储原理

SSD 使用闪存芯片（典型的 NAND Flash）作为存储介质，无机械活动部件。每个闪存单元是一个带浮栅的 MOSFET 晶体管，通过存储电荷来保存数据。当浮栅中注入电子时，晶体管阈值变化被解读为二进制“0”；当浮栅不带电子时则被视为二进制“1”。SSD 写入数据时，控制器通常需要先擦除整个块（块内所有单元恢复为空状态），然后才将新数据写入（利用高压使电子通过隧道注入浮栅）。由于没有机械部件，SSD 读写速度远快于 HDD。另一方面，闪存擦写次数有限，SSD 控制器必须使用磨损平衡（wear leveling）和 TRIM 等技术均衡使用单元并回收空间。总的来说，SSD 速度高、无噪音、功耗低，但成本相对较高且写入寿命有限。

5. HDD 未被淘汰的原因

虽然 SSD 性能优秀，但 HDD 凭借成本和容量优势仍不可替代。根据权威资料，对于大容量、冷备份或归档场景，经济实惠的 HDD 依然是首选。AWS 指出“若需要高速频繁访问用 SSD；处理备份、归档或大容量存储时，普通硬盘是更好的选择”。此外，HDD 技术发展成熟，数据恢复难度更低，长期保存历史数据也更稳定可靠。有些公司可能会将用户长期不访问的数据/很多年前的数据从 SSD 迁移至磁盘，从而长期保存数据并节约成本。

上面我们已经基本上了解了磁盘磁带的构造和存储、读写的原理，下面就到我的讲解了：

6. 文件系统磁盘布局（重点）

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+----------------------+  <- 偏移 0
|     Boot Block       |       (第 0 块, 1KB/2KB/4KB)
+----------------------+  <- 偏移 BLOCK_SIZE
|    Superblock (SB)   |       (备份 SB 存放在每个 Block Group 的第 0/1/2 块)
+----------------------+  <- 偏移 BLOCK_SIZE + sizeof(SB)
| Group Descriptor Tbl |       (每个 Block Group 保持一份)
+----------------------|
| Block Bitmap         |       (标记该 Group 中哪些数据块已用)
+----------------------|
| Inode Bitmap         |       (标记该 Group 中哪些 inode 已用)
+----------------------|
| Inode Table          |       (存放 inode 结构，文件元数据)
+----------------------|
| Data Blocks          |       (真正存放文件和目录内容的数据区)  
|                      |
|                      |
+----------------------+
      …（重复多个 Block Group）…

注意：

• Boot Block：文件系统第 0 块（通常 1KB 或 2KB），包含启动加载代码，不属于文件系统使用范围，仅在可启动分区时有意义。
• Block Group：整个分区被划分成若干个相同大小的 Block Group，以提高并行性并减少碎片。每个 Group 包含上述结构一次。

1. Boot Block（启动块/引导块）

• 大小：1 个块（BLOCK_SIZE），通常 512B 或 4KB。
• 作用：存放引导代码（Bootloader）及分区信息，在 BIOS/UEFI 加载文件系统之前被使用，文件系统本身不访问此区域。
• 存放位置：分区的第 0 块。

2. Superblock (SB，超级块)

• 作用：文件系统的“总控信息”，记录整个分区的全局属性。
• 存放位置：分区的第 1 块（紧跟 Boot Block 之后）。
• 大小：固定 1024 B。
• 关键字段：
  • Magic Number（魔数）：文件系统类型标识（如 0xEF53 表示 Ext2/3/4）。
  • Block Size（块大小）：数据块大小（常见 4KB）。
  • Total Blocks（总块数）：总数据块数。
  • Total Inodes（总 inode 数）：总 inode 数。
  • First Inode（第一个 inode）：第一个可分配 inode（通常 inode 2 为根目录）。
• 冗余存储：备份 Superblock 分布在各 Block Group 的第 0/1/2 块，防止损坏。

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

• 作用：描述每个 Block Group 的布局信息（如位图、inode 表的位置）。
• 存放位置：紧跟主 Superblock 之后，占用若干个块。
• 描述符大小：32 B/个。GroupDescriptorTable 的总大小 = 描述符数 × 32，向上对齐到 BLOCK_SIZE。
• 关键字段：
  • block_bitmap（块号）： 指向当前 Group 的 Block Bitmap 的块号。
  • inode_bitmap（块号）： 指向当前 Group 的 inode Bitmap 的块号。
  • inode_table（起始块号）： 指向当前 Group 的 inode Table 的起始块号。
  • 空闲块数、空闲 inode 数等统计信息。

4. Block Bitmap（块位图）

• 作用：位图方式标记本组中各数据块是否已分配。
• 存放位置：由 GDT 中的 block_bitmap 字段指定。
• 大小：1 个 BLOCK_SIZE（例如 4KB = 32768 bits，能管理 32768 个块 ≈128MB）。
• 标记规则：1 = 已分配，0 = 空闲。

5. Inode Bitmap（inode 位图）

• 作用：位图方式标记本组中各 inode 是否已分配。
• 存放位置：由 GDT 中的 inode_bitmap 字段指定。
• 大小：1 个 BLOCK_SIZE（例如 4KB 可管理 32768 个 inode）。
• 标记规则：1 = 已分配，0 = 空闲。

6. Inode Table（inode 表）

• 作用：存储所有文件/目录的元信息，每个 inode 大小通常为 128B 或 256B。
• 存放位置：由 GDT 中的 inode_table 字段指定，长度 = (inodes_per_group * inode_size) / BLOCK_SIZE 块。
• 关键字段：
  • File Type：普通文件、目录、符号链接等。
  • Permissions：访问权限（rwx）。
  • File Size：文件大小。
  • Timestamps：创建/修改/访问 时间戳。
  • Data Block Pointers：直接指针（12 个）、一级/二级/三级间接指针。

7. Data Blocks（数据块）

• 作用：实际存放用户数据。所以，Linux 的文件在磁盘中存储是将属性和内容分开存储的！（文件内容 → 数据块，文件属性 → inode）
  • 目录（directory）：保存 <inode号, 文件名> 的列表。
  • 普通文件（file）：存放文件内容的二进制数据。
• 存放位置：紧跟在各组的 Inode Table 之后，直至本组末尾。

8. 对比记忆

7. 深入理解（重点）

1. 创建空文件的过程

1. 查找空闲 inode：遍历 inode 位图，找到一个空闲 inode。
2. 初始化 inode：在 inode 表中找到对应 inode，填入文件的属性信息（如创建时间、权限、大小等）。
3. 关联目录项：在当前目录文件的数据块中，增加一条目录项（文件名 + inode 号）。

2. 写入文件的过程

1. 根据文件名找到对应 inode（通过目录的数据块中查找 inode 号）。
2. 读取 inode 内容，查看已分配的数据块。
3. 如果存在空余数据块，直接写入。
4. 若数据块已满：
   • 遍历块位图找到空闲数据块，分配并标记为已用。
   • 在 inode 中的数据块指针数组中记录该数据块号。
   • 写入数据。

inode 与数据块的映射关系：

使用一个 15 元素的数组维护：

• 前 12 个元素：直接指向 12 个数据块
• 后 3 个元素：一级索引、二级索引和三级索引（用于数据块扩展）

3. 删除文件的过程

1. 标记 inode 无效：在 inode 位图中将对应 inode 置为无效。
2. 标记数据块无效：在块位图中将文件使用的数据块置为无效。
3. 删除映射关系： 删除对应目录文件中该文件的目录项（文件名和 inode 号的映射关系）。

注意：删除操作只是标记为无效（标记为“可复用”）而非真正擦除数据，因此短时间内可恢复。后续文件操作可能重新分配这些 inode 和数据块，导致原数据被覆盖。这也就是数据恢复的原理：删除 = 允许被覆盖。

为什么是“短时间”？

• 被标记为空闲的 inode 号和数据块号可能在新文件或写入时重新分配。
• 一旦覆盖，原始数据就不可恢复。

4. 拷贝 vs 删除 的时间差异

• 拷贝文件慢：
  • 创建新 inode。
  • 分配多个数据块。
  • 写入文件内容（复制）。
• 删除文件快：
  • 只需修改 inode 和块位图。
  • 不需要物理/真实的删除文件内容。

类比：

• 创建文件 = 建楼 → 慢
• 删除文件 = 在楼上写“拆”字 → 快

5. 目录的理解

• 在 Linux 中“一切皆文件”，目录也属于文件。
• 目录有自己的 inode（属性信息）和数据块（内容）。
• 目录的数据块内容：该目录下的文件名 与 对应 inode 号的映射表。

目录权限：

• 无 w 权限：无法创建文件。
• 无 r 权限：无法查看文件列表。
• 无 x 权限：无法进入目录。

特别说明：

• 文件名不存储在 inode 中，而是存储在它所在目录文件的数据块中。
• 系统通过“目录项”建立文件名和 inode 号的联系。

6. 文件系统中增删查改系统要做什么？

7. 查看文件的 inode 编号

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ls -i 文件名

• 使用者通过文件名访问文件。
• 内核通过目录项映射找到 inode。