文件系统是操作系统管理存储的核心机制。本文将从磁盘硬件原理出发，剖析 Linux 中经典的 ext 文件系统如何组织数据、管理文件，并揭示 inode、块、软硬链接等关键概念的底层实现。
一、硬件理解
文件存储通常位于计算机硬盘上，属于一种'永久性'存储，硬盘有固态硬盘（SSD）和机械硬盘（HDD）。
1.1 磁盘物理结构
扇区是从磁盘读出和写入信息的最小单位，通常为 512 字节。
- 磁头（head）数：每个盘片一般对应 1 个磁头。
- 磁道（track）数：从盘片外圈往内圈编号的同心圆。
- 柱面（cylinder）数：磁道构成柱面，数量等同于磁道个数。
- 扇区（sector）数：每个磁道被切分成扇形区域。
- 磁盘容量 = 磁头数 × 磁道 (柱面) 数 × 每道扇区数 × 每扇区字节数。
CHS 寻址通过柱面、磁头、扇区定位。现代系统使用 LBA 地址。
CHS 转 LBA： LBA = 柱面号 C × (磁头数 × 每磁道扇区数) + 磁头号 H × 每磁道扇区数 + 扇区号 S - 1
LBA 转 CHS： 柱面号 C = LBA // (磁头数 × 每磁道扇区数) 磁头号 H = (LBA % (磁头数 × 每磁道扇区数)) // 每磁道扇区数 扇区号 S = (LBA % 每磁道扇区数) + 1
1.2 磁盘的逻辑结构
在 OS 看来，磁盘是一个元素为扇区的一维数组，下标为 LBA 地址。
二、Ext 文件系统
2.1 文件属性与分区
操作系统以'块'为单位进行操作，常见大小为 4KB（8x512 字节）。
- 块号 = LBA / 8
- 文件 = 属性 + 内容。元信息存储在 inode（索引节点）中。
ls -i可查看 inode 编号。- 文件名未纳入 inode 数据结构内部，inode 大小固定（通常 128 字节）。
Linux 早期文件系统为 ext2，后发展为 ext3/ext4，核心设计未变。
对磁盘的管理类似分治思想，linux 系统上柱面是最小的分区单位。
2.2 组管理字段
文件系统以分区为单位，不同分区可用不同文件系统管理。
Data Blocks：存放文件内容。inode Table：存放文件属性（inode 编号、类型、权限、大小等）。Block Bitmap：记录 Data Blocks 是否被占用。inode Bitmap：记录 inode Table 中各 inode 是否被使用。GDT：块组描述符，记录各块区域的起始地址、结束地址。Super Block：记录文件系统类型、版本、总块数、空闲块数、inode 起始地址等。
格式化操作本质是将 Super Block 初始化，将位图清 0。
2.3 inode 编号查询文件
inode 在分区内唯一。通过 Super Block 可知组中 inode 个数 w。
- 组号 = inode 编号 / w
- inode Bitmap 位置 = inode 编号 % w
目录本质也是文件，其内容是目录内部文件的文件名和 inode 编号的映射。
挂载示例：
dd if=/dev/zero of=./disk.img bs=1M count=5 # 制作一个大的磁盘块
mkfs.ext4 disk.img # 格式化写入文件系统
mkdir /mnt/mydisk # 建立空目录
sudo mount -t ext4 ./disk.img /mnt/mydisk/ # 将分区挂载到指定的目录
sudo umount /mnt/mydisk # 卸载分区
访问目录即访问分区，dentry 里面可以判断分区。
2.4 路径缓存（目录树）
路径解析效率低，操作系统会将历史访问的目录逐步形成目录树（多叉树），即路径缓存。
验证方法：
find / -name test.c
第一次查找慢（IO 操作），再次查找快（内存缓存）。
struct dentry 结构用于路径缓存，既属于多叉树，又是淘汰链表，还是哈希。
struct dentry {
atomic_t d_count;
unsigned int d_flags;
spinlock_t d_lock;
struct inode *d_inode;
struct hlist_node d_hash;
struct dentry *d_parent;
struct qstr d_name;
struct list_head d_lru;
// ... 其他字段
};
d_hash：哈希表用来快速查询d_lru：淘汰链表，用于内存回收d_parent：指向父目录d_inode：inode 结构的地址
struct inode {
unsigned long i_ino;
atomic_t i_count;
umode_t i_mode;
unsigned int i_nlink;
uid_t i_uid;
gid_t i_gid;
loff_t i_size;
// ... 其他字段
};
2.5 inode 与 Data Blocks 的映射
文件属性的 inode 结构里存储了一个数组，存储了文件内容相关的块地址。
EXT2_N_BLOCKS 定义为 15。前 12 直接索引，后面的是一级、二级、三级索引。
如果文件非常大，Data Block 存不下，文件内容可以跨组保存。
2.6 文件结构图解
fs是'导航仪'：告诉我'我在哪'（根目录、当前目录）；files是'文件夹'：告诉我'我打开了哪些文件'（fd 到 file 的映射）。
三、软硬连接原理
3.1 软连接
创建软连接：ln -s 原文件 目标文件
软连接是一个独立的文件，有独立的 inode number，属性变为 l，内容存储的是原文件路径。
Windows 系统下的快捷方式相当于软连接。
3.2 硬链接
创建硬链接：ln 原文件 目标文件
硬链接的 inode 编号和原文件一样，本质是在目录下新建一个文件名与 inode 编号的映射关系。
引用计数从 1 变成 2。删除文件时计数器减 1，除非计数器减到 0 才会被删。
注意：硬链接只能给普通文件进行建立，Linux 系统不支持给目录建立硬链接。但软连接没此限制。
. 和 .. 目录本质是硬链接，但系统做了特殊处理，防止路径查找瘫痪。
