10. 硬件、初步文件系统

xxhh156

197人浏览 · 2026-08-02 09:29:11

xxhh156 · 2026-08-02 09:29:11 发布

一、理解硬件

1.1. 磁盘、服务器、机柜、机房

已知：

文件 = 内容 + 属性
被打开的文件，属于基础IO，存储在内存当中
没有打开的文件，存储在磁盘中

这些文件是如何让我们找到的呢？

最基本的诉求：就是保存在磁盘的文件，要被我们快速找到
目录结构组织的，目录结构式树状的，有绝对路径和相对路径

上面是一些硬件设施的照片。

1.2. 磁盘的物理结构

所有数据在底层都是二进制的（0和1），但不同的硬件设备使用不同的物理方式来表现和存储这些二进制位。

磁盘盘片上覆盖着一层磁性材料，可以被磁化成两个不同的方向。

可以理解成，磁盘的写入，本质就是：更改磁盘小颗粒的南北极，这两个方向分别代表二进制的 0 和 1。

内存中则是由无数个微小的电容电路组成。电容要么充满电（高电平，例如代表 1），要么没有电（低电平，例如代表 0）

网络则是用波形图来传递的，在网线里，电压的快速高低变化（方波）就构成了比特流；在光纤里，是激光的亮灭；

在Wi-Fi中，是无线电波的频率、相位或振幅的变化。这些都可以被抽象地看作是一种“波形图”。

1.3. 磁盘的存储结构

扇区：是磁盘存储数据的基本单位，512字节，是块设备。

这个是读写数据的时候，盘片和传动臂的旋转的图片。其中，磁盘表面以固定的旋转速率旋转，通过在半径方向上移动，传动臂可以将读/写头定位在任何磁道上。

更加清晰的示意图。

上面多了一个概念：柱面：在所有盘片中，半径相同的所有磁道的集合。

既然我们已经知道了扇区是磁盘存储数据的基本单位，那么该如何定位一个扇区？

先定位磁头（header）
确定磁头要访问哪一个柱面（磁道）（cylinder）
定位一个扇区（sector）

这个就是 CHS 寻址方法，只需要知道磁头（h）、柱面（c）和扇区（s）即可

sudo fdisk -l 是一个在 Linux 系统中用于查看系统所有磁盘及其分区信息的命令。

扇区是从磁盘读出和写入信息的最小单位，通常大小为 512 字节。
磁头（head）数：每个盘片一般有上下两面，分别对应1个磁头，共2个磁头
磁道（track）数：磁道是从盘片外圈往内圈编号0磁道，1磁道…，靠近主轴的同心圆用于停靠磁头，不存储数据
柱面（cylinder）数：磁道构成柱面，数量上等同于磁道个数
扇区（sector）数：每个磁道都被切分成很多扇形区域，每道的扇区数量相同
圆盘（platter）数：就是盘片的数量
磁盘容量=磁头数 × 磁道(柱面)数 × 每道扇区数 × 每扇区字节数
细节：传动臂上的磁头是共进退的(这点比较重要，后面会说明)

CHS寻址

对早期的磁盘非常有效，知道用哪个磁头，读取哪个柱面上的第几扇区就可以读到数据了。

但是CHS模式支持的硬盘容量有限，因为系统用8bit来存储磁头地址，用10bit来存储柱面地址，用6bit来存储扇区地址，而一个扇区共有512Byte，这样使用CHS寻址一块硬盘最大容量为256 * 1024 * 63 * 512B = 8064 MB (1MB = 1048576B)（若按1MB=1000000B来算就是8.4GB）

1.4. 磁盘的逻辑结构

1.4.1. 理解

磁带上面是可以存储数据的，我们可以把磁带 “拉直”，形成线性结构。

磁盘本质上虽然是硬质的，但是在逻辑上我们可以把磁盘想象成卷在一起的磁盘，那么磁盘的逻辑存储结果，就可以类似成：

这样子每一个扇区，就有了一个线性地址（其实就是数组下标），这个地址叫做 LBA

1.4.2. 真实的内容

之前说过的一个细节：传动臂的磁头是共同进退的！

柱面是一个逻辑上的概念，其实就是每一面上，相同半径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：

磁道：

某一盘面的某一个磁道展开：

即：一维数组

柱面：

整个磁盘所有盘面的同一个磁道，即柱面展开：

柱面上的每个磁道，扇区个数是一样的
这不就是二维数组吗

整盘：

整个磁盘不就是多张二维的扇区数组表（三维数组？）

所以，寻址一个扇区：先找到哪一个柱面(Cylinder)，在确定柱面内哪一个磁道（其实就是磁头位置，Head），在确定扇区(Sector)，所以就有了CHS。

我们之前学过C/C++的数组，在我们看来，其实全部都是一维数组：

所以，每个扇区都有一个下标，我们叫做 LBA （Logical Block Address）地址，其实就是线性地址。

1.5 CHS && LBA地址

CHS转成LBA：

磁头数 * 每磁道扇区数 = 单个柱面的扇区总数
LBA = 柱面号C * 单个柱面的扇区总数 + 磁头号H * 每磁道扇区数 + 扇区号S - 1
即：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
扇区号通常是从1开始的，而在LBA中，地址是从0开始的
柱面和磁道都是从0开始编号的
总柱面，磁道个数，扇区总数等信息，在磁盘内部会自动维护，上层开机的时候，会获取到这些参数。

LBA转成CHS：

柱面号C = LBA // (磁头数 * 每磁道扇区数) 【就是单个柱面的扇区总数】
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
"//": 表示除取整

所以：从此往后，在磁盘使用者看来，根本就不关心CHS地址，而是直接使用LBA地址，磁盘内部自己转换。所以：

从现在开始，磁盘就是一个元素为扇区的一维数组，数组的下标就是每一个扇区的LBA地址。OS使用磁盘，就可以用一个数字访问磁盘扇区了。

二、理解文件系统

2.1. 块

硬盘是典型的“块”设备，操作系统读取硬盘数据的时候，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”（block）。

硬盘的每个分区是被划分为一个个的“块”。一个“块”的大小是由格式化的时候确定的，并且不可以更改，最常见的是4KB，即连续八个扇区组成一个“块”。“块”是文件存取的最小单位。

注意：

磁盘就是一个三维数组，我们把它看待成为一个“一维数组”，数组下标就是LBA，每个元素都是扇区
每个扇区都有LBA，那么8个扇区一个块，每一个块的地址我们也能算出来。
知道LBA：块号 = LBA/8
知道块号：LBA = 块号 * 8 + n. (n是块内第几个扇区)

2.2 分区

其实磁盘是可以被分成多个分区（partition）的，以Windows观点来看，你可能会有一块磁盘并且将它分区成C,D,E盘。那个C,D,E就是分区。分区从实质上说就是对硬盘的一种格式化。但是Linux的设备都是以文件形式存在，那是怎么分区的呢？

柱面是分区的最小单位，我们可以利用参考柱面号码的方式来进行分区，其本质就是设置每个区的起始柱面和结束柱面号码。此时我们可以将硬盘上的柱面（分区）进行平铺，将其想象成一个大的平面，如下图所示：

注意：

柱面大小一致，扇区个位一致，那么其实只要知道每个分区的起始和结束柱面号，知道每一个柱面多少个扇区，那么该分区多大，其实和解释LBA是多少也就清楚了。

2.3. inode

之前我们说过文件=数据+属性，我们使用 ls -l 的时候看到的除了看到文件名，还能看到文件元数据（属性）

可以使用 ls -l 或者 stat + 文件，查看信息。

文件数据都储存在“块”中，那么很显然，我们还必须找到一个地方储存文件的元信息（属性信息），比如文件的创建者、文件的创建日期、文件的大小等等。这种储存文件元信息的区域就叫做inode，中文译名为“索引节点”。

每一个文件都有对应的inode，里面包含了与该文件有关的一些信息。为了能解释清楚inode，我们需要是深入了解一下文件系统。

注意：

Linux下文件的存储是属性和内容分离存储的

Linux下，保存文件属性的集合叫做inode，一个文件，一个inode，inode内有一个唯一的标识符，叫做inode号

/*
 * Structure of an inode on the disk
 */
struct ext2_inode {
	__le16	i_mode;		/* File mode */
	__le16	i_uid;		/* Low 16 bits of Owner Uid */
	__le32	i_size;		/* Size in bytes */
	__le32	i_atime;	/* Access time */
	__le32	i_ctime;	/* Creation time */
	__le32	i_mtime;	/* Modification time */
	__le32	i_dtime;	/* Deletion Time */
	__le16	i_gid;		/* Low 16 bits of Group Id */
	__le16	i_links_count;	/* Links count */
	__le32	i_blocks;	/* Blocks count */
	__le32	i_flags;	/* File flags */
	union {
		struct {
			__le32  l_i_reserved1;
		} linux1;
		struct {
			__le32  h_i_translator;
		} hurd1;
		struct {
			__le32  m_i_reserved1;
		} masix1;
	} osd1;				/* OS dependent 1 */
	__le32	i_block[EXT2_N_BLOCKS];/* Pointers to blocks */
	__le32	i_generation;	/* File version (for NFS) */
	__le32	i_file_acl;	/* File ACL */
	__le32	i_dir_acl;	/* Directory ACL */
	__le32	i_faddr;	/* Fragment address */
	union {
		struct {
			__u8	l_i_frag;	/* Fragment number */
			__u8	l_i_fsize;	/* Fragment size */
			__u16	i_pad1;
			__le16	l_i_uid_high;	/* these 2 fields    */
			__le16	l_i_gid_high;	/* were reserved2[0] */
			__u32	l_i_reserved2;
		} linux2;
		struct {
			__u8	h_i_frag;	/* Fragment number */
			__u8	h_i_fsize;	/* Fragment size */
			__le16	h_i_mode_high;
			__le16	h_i_uid_high;
			__le16	h_i_gid_high;
			__le32	h_i_author;
		} hurd2;
		struct {
			__u8	m_i_frag;	/* Fragment number */
			__u8	m_i_fsize;	/* Fragment size */
			__u16	m_pad1;
			__u32	m_i_reserved2[2];
		} masix2;
	} osd2;				/* OS dependent 2 */
};

再次注意：

文件名属性并未纳入到inode数据结构内部

inode的大小一般是128字节或者256，我们后面统一128字节

任何文件的内容大小可以不同，但是属性大小一定是相同的

到目前为止，相信大家还有两个问题：

我们已经知道硬盘是典型的“块”设备，操作系统读取硬盘数据的时候，读取的基本单位是“块”。“块”又是硬盘的每个分区下的结构，难道“块”是随意的在分区上排布的吗？那要怎么找到“块”呢？
还有就是上面提到的存储文件属性的inode，又是如何放置的呢？

文件系统就是为了组织管理这些的！

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