【Linux系统】理解文件系统以及软硬连接

在Linux ext2文件系统中，为了更好的管理磁盘，会先对磁盘进行分区，管理每个分区，就可以管理好整个磁盘（比如我们电脑上的C盘和D盘其实就是对磁盘的分区）。在此基础上，通过格式化操作，ext2文件系统会进一步对分区进行分组，每个分区划分为若干个“块组（Block Group）”。具体的如图所示：

其中的 Boot Block 是启动块，位于磁盘的最开始（通常是前 1024 字节）。它不属于 Ext2 文件系统本身，而是用于存放操作系统的引导加载程序。当电脑开机时，就会先读取这里来启动系统。

随后的Block Group 0 ... Block Group n（块组 0 到 n）：表示的就是一个个的分组，即分区分成的很多个大小相等的块组。而对于每一个组块，又有以下细分，如图所示：我们知道文件=文件内容+文件属性，但其实在磁盘中内容和属性是分开存储的。为什么怎么说呢？在理解了这个分组中的各个区域代表的意思就知道了。

Data Blocks （数据块）：存文件内容的区域，以块的形式呈现。每个块的常见大小为 4KB 相当于8个扇区（如果每个扇区是512字节的话），并且这个块表示的也是文件系统的块。
Inode Table (Inode 表) ：这是存放文件属性的地方，但不包含文件名。一个 inode 表由许多固定大小的 inode 结构体组成，每个文件都对应表中的一个 inode，每一个inode都有唯一的一个编号（inode编号）。所以在Linux系统中标识一个文件使用的就是inode编号。
通过 ls 的 -i 选项就可以查看到文件对应的 inode 编号：

所以说内容和属性是分开存储的。那 inode 和文件内容又是怎么关联的呢？

Data Blocks（数据块）是由许许多多个块（例如 4KB 大小）组成的线性空间，每个块都有自己的编号，你可以把它想象成数组的下标。而 Inode Table 中的每个 inode 结构体里，不仅存储的一个inode的编号，还存储了以下关键信息：

文件大小。

文件所有者.

文件权限（rwx）。

时间戳（创建、修改、访问时间）。

数据块索引数组。

......

数据块索引数组，这个数组中存储的是在 Data Blocks 中存储文件内容的块编号。通常这个数组中里有 12-15 个数据个数，这其中也分为了直接和间接的索引。

如果文件很小，则前 12 个数组内容存储的编号直接指向 Data Block 中存放内容块的编号。系统直接去读这些块即可；

如果文件较大，超出了直接指针的范围，系统会使用第 13 个索引。这个指针指向的一个数据块不再存储文件内容，而是存储了一个“块编号列表”。通过这个列表，再去找存内容的数据块。

如果文件更大，则还会使用到二级（第14个下标）或三级索引（第15个下标），它们执行的数据块中存储的还是块编号列表，

具体内核的实现如下图所示：

这样我们就可以通过inode结构体中的这个数据块索引数组找到Data Blocks中存储内容的块，从而实现一个inode对应一个文件内容的关联。

注意：

这里的inode是文件系统中的inode，不是Linux操作系统源代码（VFS（虚拟文件系统）层）中的inode 。

Inode Bitmap (Inode 位图)：表示当前块组中 Inode 表的占用情况。位图中的每一位对应一个 inode 编号，如果该位为 1，表示对应的 inode 已经被使用；如果为 0，表示该 inode 空闲，可供分配。
Block Bitmap (数据块位图)：表示当前块组中数据块的占用情况。位图中的每一位对应一个数据块编号，如果该位为 1，表示对应的数据块已经被使用；如果为 0，表示该数据块空闲，可以用于存储新数据。
Group Descriptor Table (块组描述符表)：表示当前这个分组的使用情况。它是一个由多个“块组描述符”组成的数组，每个描述符对应一个块组，记录了每个块组内部的使用情况信息（如inode位图的使用情况等）。
Super Block (超级块)：表示文件系统整个分区的基本信息，例如：总块数、总 inode 数、块组总数、每个块组的大小、每个块组的 inode 数和块数、文件系统状态等。它是文件系统挂载时首先读取的关键结构

注意：

Super Block (超级块) 并不是每个分组都有的。虽然标准的 Super Block 只存在于第 0 号块组（开头），但为了防止损坏，文件系统通常会在后续的特定块组（如第 1, 3, 5, 7... 号块组）中保留超级块的备份。当主超级块损坏时，可以使用这些备份进行修复。
识别文件类型就需要用到一个"魔术数"的概念，它是超级块中的一个固定字段，文件系统工具通过读取超级块的魔术数，识别文件系统类型

inode 总数是整个文件系统（分区）的属性，属于分区级别的（所有块组的 inode 数之和等于超级块中的总inode数），分配是是以分区为单位的。

2. 磁盘格式化介绍

以上是我们ext文件系统的整个结构，在进行分区之后，但是这些复杂的结构并不会自动出现在新硬盘上，每一个分区在被使用之前，都必须提前将部分文件系统的属性信息设置进对应的分区中——这个过程，就是我们常说的‘格式化’。

具体来说格式化就是要将超级块、块组描述符表、Inode位图、数据块位图按照特定的规则提前“写入”到磁盘分区的物理空间中。即：

超级块要提前写入，因为它记录了文件系统的类型（如ext2，ext4）、总块数、空闲块数、Inode总数等最核心的全局信息。没有它，系统甚至无法识别这是一个什么类型的文件系统。

块组描述符表需要提前写入，因为它可以告诉系统每个块组的Inode表在哪里、数据块在哪里、还有多少剩余空间等。

初始化位图：创建或重置 blocks bitmap 和inode bitmap，也就是将它们全部初始化为“未使用”状态

而Inode表和数据块，虽然不需要像超级块那样写入具体的配置参数，但必须在磁盘上预留出连续的空间位置。

对于Inode表：格式化程序会根据分区大小计算出需要多少个Inode，并在磁盘上划出一块区域专门存放它们。

对于数据块：这是真正用来存储文件内容的地方。格式化会将剩余的绝大部分空间切割成一个个固定大小（如4KB）的块。虽然此刻里面没有数据，但必须通过前面的“位图”将它们标记为全0（即全部空闲），以便后续随时可以被分配使用。

总之，格式化就是对分区写入管理信息，然后每个分区从一个“存储容器”变成了一个可被管理的“文件系统”。

3. 理解文件操作

那么基于上述逻辑，我们可以深入理解 Linux 下文件操作的本质。当我们执行新建、删除、查找或修改文件时，系统底层究竟在做什么？

Linux系统中，一个文件，一个inode。每一个inode都有自己的inode编号(inode的设置，是以分区为单位的，不能跨分区)，inode 中包含了文件的所有属性既然 Inode 里不存文件名，那系统怎么知道一个文件名对应哪个 Inode 呢？答案就在目录里。

为什么需要“目录”？

首先来看看目录，目录页是文件，所以目录页有属性和内容，也有自己的inode，也有存放数据的 Data Block。那么目录里面存的是什么呢?

普通文件的 Data Block 存的是文本或二进制数据，而目录的 Data Block 存的是：该目录下所有文件的文件名与其对应的 Inode 编号的映射关系。

结论：目录的作用，就是维护一份“文件名 -> Inode”的映射关系列表。

拓展：目录的inode又是怎么知道的呢？

目录是文件，所以目录的inode是在它的上级目录的 Data Block 中存着，那么上级目录又是怎么找到的呢？这有要看上上级目录了，如此重复，直到根目录，而根目录没有父目录，它依赖于文件系统的预定义规则，所以根目录的 Inode 编号是固定不变的，一般inode是2。

所以任意找一个文件，都必须带路径，通过路径，因为Linux系统是一颗树，所以就要从根目录（/）出发向下找到当前目录的inode，从而找到目录内容，从而找到要找的文件的 inode，再重复这个过程，直到找目标文件的inode。这就是Linux系统查找文件的过程，是一个单向层层遍历的过程。

然而，如果每次访问文件都要进行如此繁琐的磁盘 I/O 操作，系统性能将极其低下。为了解决这个问题，Linux操作系统会将最近访问过的目录项（即“文件名”到“Inode”的映射关系）保存在内存中，这种机制叫做 Dentry 缓存。

新建一个文件，系统要做什么？

系统先检查当前目录的 Data Block，确认没有重名文件（因为同一目录下不能有重复的文件名映射）。
然后通过目录，定位到当前文件所属的分区，并准备在该分区内分配 inode。。
再在这个分区中查Group Descriptor Table，找到有空闲的分组。
最后在Inode Bitmap中找空闲的inode，进行分配并写入文件属性。

如果要对文件进行写入，则就是在找到inode的基础上通过数据库数组关联到内容，然后对Data Blocks进行写入。

删除一个文件，系统要做什么？

系统先通过路径找到目标文件的 Inode。
将Inode Bitmap中对应的inode编号置0
将inode结构体中数据块数组中的编号在Block Bitmap中置0。

因此，删除文件时只是将Inode Bitmap和Block Bitmap中的数据置为无效而已。但是像拷贝文件这类写入操作，不仅要修改Inode Bitmap和Block Bitmap，还要修改Data Blocks区域。这也是为什么删除文件一般都比写入文件（如拷贝等操作）快的原因。

与之对应恢复文件也就是将这些位图（Bitmap）中的数据重新置为有效（置1），这也是为什么我们在误删文件后，第一原则是立即停止对该磁盘的任何写入操作，防止原始数据被新数据覆盖，导致永久无法恢复。

查找一个文件，系统要做什么？

通过路径找到目标文件的 Inode。
判断Inode Bitmap中对应的inode编号置0是否有效。
有效则查找成功；否则则失败。
成功之后，通过inode中的数据块数组找到对应的内容块，再将它们加载到内存就拿到了文件内容了。

修改一个文件，系统要做什么？

先找到inode，就拿到了对应文件的所有属性以及数据块数组（关联了文件内容）
修改内容，则就是在数据库数组中进行增、删操作...
修改属性，就是对inode属性进行写入，删除操作...

三、理解软硬链接

1. 软链接

建立软链接

对一个文件建立软链接的指令：

ln -s 原文件名 软链接的文件名

如果要对文件 file.txt 建立软链接，则具体过程如图所示：

并且从图中，我们可以看出：

软链接文件和原文件的inode是不一样的；
软链接文件的大小也比原文件要小。

以上便是软链接的方法和所看到的现象。

理解软链接

软链接，也被称为符号链接。软链接是一个完全独立的文件。它拥有自己独立的 Inode 编号，它拥有自己独立的数据块（Data Block），它的数据块里只存了一行文本字符串，也就是指向目标文件的路径（例如 /home/user/original.txt ）

可以把软链接理解为 Windows 系统中的“快捷方式”。当你访问软链接时，操作系统读取它的内容，然后跳转到那个路径去找真正的文件。如图所示：

但是如果源文件被删除了，软链接就变成了“死链接”，因为它指向的路径不再有效。如图：

要删除软链接，有两种方法：

rm + 软链接文件名
unlink + 软链接文件名

注意：不要使用 rm -rf <软链接文件名>，如果软链接指向目录，-r 参数会递归删除目录内容，导致误删源文件！

应用场景

正是因为软链接可以当做快捷方式的作用，而在系统 /lib64/ 目录下存在大量软链接，这主要是为了实现共享库的版本管理与向后兼容。它允许程序通过一个通用的名称（如 libssl.so）来调用库，而实际上指向的是具体的版本文件（如 libssl.so.1.1）。这样既保证了旧程序能找到依赖，又方便系统在升级库文件时，只需更新链接而无需重新编译所有软件。如下就是Linux中/lib64/目录下的文件：其中，比如 ld-linux-x86-64.so.2 就是一个软链接，指向的是 ld-2.17.so 。

2. 硬链接

建立硬链接

对一个文件建立硬链接的指令：

ln 原文件名 硬链接文件名

这里和软链接不一样，因为硬链接不用加 -s 选项。使用示例：对文件 test2.txt 建立一个硬链接，过程如图所示：从图中我们可以得到以下现象：

软链接文件和原文件的inode是一样的；
软链接文件和原文件的硬链接数从1变成了2。

文件属性中的硬链接数

在一个存在文件的目录中，通过ls -l 可以看到以下信息：如图所示其中蓝色的框框中的数字就是硬链接数，它本质是一个计数器，是在inode结构体中的一个属性，表示有多少个文件名指向同一个inode编号。因为在当前目录中保存了文件名和文件的inode编号的映射关系，虽然 inode 编号唯一，但是也会存在多个不同的文件名对应同一个inode的编号的情况，也就是多个文件名映射一个inode编号，所以这些文件本质上都是同一个文件，只是文件名不同而已。

所以当我们执行 rm 文件名删除一个文件时，实际上只是将其 inode 中对应的硬链接数减一，直到这个数减到 0 时，才会正真执行删除操作（其实也就是对inode位图和block位图置零）。

结论：

硬链接不是一个独立的文件，因为它没有独立的 Inode。所谓的“建立硬链接”，本质上并不是创建了一个新文件，而是在特定目录的数据块中，新增了一条“文件名 : Inode 编号”的映射关系。那么当删除一个文件时，硬链接的文件都不会受影响，只是这里的映射关系少了一条而已。

新创建的普通文件硬链接数为什么是1？新创建的目录为什么硬链接数为2？

新创建一个普通文件，因为此时该文件只有当前这一个文件名，所以引用计数就是1，所以硬链接数就是 1。但是对于新创建的目录，我们会看到它的硬链接数为2，如图所示：

但是我们如果通过ls -lai 查看这个目录的inode编号，以及这个目录中的一个隐藏文件 . 的编号，就会发现：新创建的 dir 目录和它里面的一个隐藏文件 . 的inode是一样的。而IG木箱下面的这个两个隐藏文件（ . / .. 也是硬链接）也就是说对应图中1188347这个inode编号，是有两个文件名指向它的，所以这里目录的硬链接数为2。

补充：如果我们要求一个目录下相邻子目录的个数，则可以使用当前目录的硬链接数减2,得出结果。因为每个子目录中有一个 .. 的隐藏文件对应的就是当前目录。

但是，Linux系统不允许手动对目录建立硬链接， . 和 .. 只是系统在设定时建立的，属于特例

在Linux中不允许手动对目录建立硬链接，如图所示：因为如果建立了的话，会引发系统的一个环路问题：

在 Linux 中，文件系统是一棵以根目录 / 为起点的倒置树。当我们访问一个文件（例如 /home/user/test.txt）时，内核的查找逻辑是单向且分层的：首先会从根目录出发，找到根目录 / 的 inode（通常是 2 号），然后遍历根目录文件的内容，找到第二个目录 home，再在这个目录文件的内容中遍历去找 user 这个目录，最后再在 user 这个目录中去找这个文件。

所以如果我们在某一个目录下建立了一个硬链接（比如说是指向根目录的硬链接），那么当遍历当这个硬链接所在的目录时，找到这个硬链接时，则就又会回到根目录，由此出现不停的寻找的情况，也就是死循环，即出现环路问题。

虽然用户不能创建，但系统内核在创建目录时会自动生成两个特殊的硬链接文件：

. (当前目录)：指向自己。
.. (父目录)：指向上一级目录。

这两个文件由内核严格控制维护，目的是为了确保目录树结构的完整性，而不会引发上述的死循环问题。

3. 总结

软链接，也被称为符号链接。软链接是一个完全独立的文件。它拥有自己独立的 Inode 编号，它拥有自己独立的数据块（Data Block），它的数据块里只存了一行文本字符串，也就是指向目标文件的路径（例如 /home/user/original.txt ）。相当于快捷方式。
硬链接不是一个独立的文件，因为它没有独立的 Inode。所谓的“建立硬链接”，本质上并不是创建了一个新文件，而是在特定目录的数据块中，新增了一条“文件名 : Inode 编号”的映射关系。

四、文件系统的底层逻辑补充

磁盘和内存交互的基本单位

在计算机操作系统中，内存和磁盘是两种速度差异巨大的存储介质。为了协调这两者之间的工作，操作系统引入了一种核心的数据交换机制。这种交互并非以单个字节或任意大小的数据块进行，而是基于一个固定的基本单位，大小为一般为4KB。

物理内存会被操作系统划分成一个个大小相等、连续的块，每一个块的大小为4KB。根据上面关于文件系统的认识，我们也知道磁盘上的文件的内容是按照一个个数据块存储的，大小也是为4KB。

当磁盘和内存进行文件级交互时，是以4KB为单位进行交互的，物理内存中的4KB叫做页框，而磁盘上用于与内存进行交换的数据单位叫做页帧，大小也为4KB。如图所示：注意：

因为是以4KB的块位单位来交互数据的，所以即使要访问的是1KB，也需要将这4Kb全部加载；又比如如果修改了磁盘中一个文件的某1KB的数据，则它所在的整个4KB的空间都要重新写入。
如果不想要以4KB的大小来交互数据，则就需要去修改操作系统源代码，并重新编译。但是最常用的还是4KB。
为什么一定是4KB整块交互呢？这其实是在计算机发展史中经过验证的。
对于太小的情况，原因有两点：在硬件IO上，如果每次只读取几个字节，频繁启动磁头寻道或发送指令，效率极低。通过一次性读取或写入一个较大的固定块（4KB），可以显著减少访问外设（磁盘）的次数；基于计算机中的局部性原理（即程序运行时，往往倾向于访问最近访问过的数据或附近地址的数据），所以操作系统在读取数据时，不会只读取请求的那一点点，而是会将包含该数据的整个 4KB 页框都加载到内存中，这就也是程序的预加载机制。
对于太大时，比如 1MB，哪怕程序只用了 1KB 数据，也要占用整个块，造成严重的内部碎片。

具体如何交互，是有操作系统管理的，我们不关心。

操作系统如何管理内存？

之前虚拟地址空间时我们知道，它是操作系统提供的，我们在应用层看到的是虚拟地址，就是因为操作系统在虚拟地址空间做了很多事，所以滁州学院一定是要看到物理地址的。

现在我们已经知道物理内存就是一个个连续的4KB大小的块组成的，但是这样的块有很多，，那么，操作系统是如何知道哪些被使用了，哪些没有使用，哪些内存被使用了多少，哪些内存是被锁定的，.......，这样的一系列问题，所以操作系统是怎么管理内存的？答案就是：先描述，再组织。

所以操作系统首先需要定义一个数据结构来描述每一个4KB页框的属性。在 Linux 内核等系统中，这个结构体通常被称为 struct page ，即：

struct page {
    // page页必要的属性信息
    // 例如：该页是否被占用？属于哪个进程？是否在磁盘上有备份？引用计数是多少？
};

在源码中如图：其中flags表示了当前页框当前的使用状态（有没有被使用等），而_count则是一个引用计数表示当前有多少个内核组件正在使用它，这也关于发生写时拷贝原理中的关键点。

有了描述单个页框的结构体后，操作系统采用了一种非常直接且高效的方式来组织所有物理页框：数组。

如果假设系统有 4GB 的物理内存，每页大小为 4KB（ $2^{12}$ 字节）。总页数 = $4GB/4KB=2^{32} / 2^{12} = 2^{20}=1048576$ 页。那么操作系统会定义一个巨大的全局数组：

struct page mem_array[1,048,576]; // 假如数组名为 mem_array

而数组的下标就对应了物理内存的第几个4KB的页框，所以每一个页框就有了对应页号的概念，这里的下标就是对应页框的页号。

因为每一个页狂的大小是固定的（4KB，即 $2^{12}$ ），所以物理地址的低 12 位代表页内偏移，而高位部分则直接代表页号（Page Number），也就是数组的下标。所以我们如果访问一个物理地址如 0x11 22 33 44，只需要将它通过位运算比如 右移 12 位 或者是 & 0xFF FF F0 00 就可以找到对应的页框了。

所以对内存的管理就变成了对数组的管理。

因此，当我们需要操作某一块物理内存时，只需在数组中找到对应的 page 结构体，就能定位到它在物理内存中的具体位置（物理页框），进而读写其中的数据。所以，所有针对物理内存的生命周期管理操作（如申请和释放），本质上都是在操作这个内存 page 数组。

内核级缓冲区：文件页缓冲区

当我们计算机开机时，操作系统会预先把文件系统相关的信息（比如Super Block，Group Descriptor Table ，Block Bitmap，InodeBitmap等）加载到内存了。

当我们通过一个进程打开一个文件对其进行读写时。首先打开了这个文件，在操作系统中就有了一个 struct file 结构体，进程task_struct可以通过文件描述符fd找到它。此时文件的属性和内容呢怎么找到呢？其实在struct file中只保存了少量的属性的数据（比如文件描述符这个的属性都没有在这个结构体中），正真的文件属性是在操作系统创建的一个struct inode 结构体的。所以当我们打开一个文件时，操作系统会根据这个文件名，在目录中找到这个文件的inode编号，然后确认磁盘中的inode bitmap 中中文件是否存在，如果存在，则就将磁盘中indoe table中这个文件 inode 对应的属性加载到操作系统内核中struct inode 结构体中。最后通过struct file 我们就能够找到这个 struct inode，从而找到文件属性。比如在Linux2.6的一个源代码（不同版本的代码可能不一样）中的定义如图所示：

那么文件内容呢？在Linux操作系统的源代码中的 struct file 中有一个 struct address_space *f_mapping; ，这个结构体中有一个： struct radix_tree_root page_tree; ，这个page_tree本质上是一个基树/字典树，这棵树的叶子节点存着的是一个个struct page 数组。如图所示：

当通过一个进程对一个文件进行读写时，在内核中保存文件内容的就是保存在这一个个的struct page对象中的。这就是内核中的文件的页缓冲区，也就是操作系统内核级缓冲区，即文件缓冲区。最后这些page对象中数据都会写入到内存中，再与磁盘进行交互，最后这一步是操作系统自己完成的。

总结一下文件访问的全过程

当打开一个文件时，会预先将这个文件在磁盘中的inode属性加载到内存，然后当在写数据到文件中时，首先会将数据写入磁盘的文件中时，首先会将内容加载到用户级缓冲区(C语言自己提供的，FILE结构体中维护的缓冲区)，让后再通过系统调用（比如write），就会将数据从用户级缓冲区写入到内核级缓冲区（也就是这里的页缓冲区，即这里叶子节点中的一个个struct page对象中），最后才会将数据通过4KB的数据交互从物理内存写入到磁盘中。总结一下就是例如图这样的结构：

小知识：当数据写入磁盘会经历3次拷贝：用户缓冲区拷贝到内核缓冲区，内核缓冲区拷贝到物理内存，物理内存拷贝到磁盘。

感谢各位观看！希望能多多支持！

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