1、Ext2 文件系统整体架构

格式化分区（mkfs.ext2）本质：把分区划分成多个块组 Block Group，每个块组内部存放一套管理信息 + 数据。

分区布局： Boot Sector (1KB 启动块) | Block Group0 | Block Group1 | Block Group2 | ... Block Group N

启动块 Boot Sector：固定 1KB，保存引导程序，文件系统无权修改。

每个块组 Block Group 内部结构：

1. Super Block 超级块
2. GDT 块组描述符表
3. Block Bitmap 块位图
4. Inode Bitmap inode 位图
5. Inode Table inode 表
6. Data Blocks 数据块区

1.1 Super Block 超级块

记录整个分区全局信息：

• inode 总数量、空闲 inode 数量
• block 总数量、空闲 block 数量
• block 大小、inode 大小
• 挂载时间、写入时间、校验时间
• magic 魔数，标识是 ext2 文件系统

⚠️超级块损坏，整个文件系统直接报废！为了容错，超级块会在多个块组做备份。

1.2 GDT 块组描述符表 ext2_group_desc

每一个块组对应一个描述符，记录：

• 本块组的块位图在哪一个块
• 本块组 inode 位图在哪一个块
• inode 表起始块号
• 空闲 block 计数、空闲 inode 计数、目录计数

GDT 同样多处备份。

1.3 Block Bitmap 块位图

每 1bit 代表一个数据块： bit=1：块已经被占用；bit=0：块空闲。 快速寻找空闲数据块。

1.4 Inode Bitmap inode 位图

每 1bit 代表一个 inode： bit=1：inode 已占用；bit=0：inode 空闲。 创建新文件时，快速找空闲 inode。

1.5 Inode Table inode 表

本块组所有 inode 集中存放，每个 inode128/256 字节。inode 号仅在当前分区唯一。

1.6 Data Blocks 数据块

存放普通文件、目录文件的实际内容。目录文件的内容就是文件名 <--> inode号映射表。

格式化mkfs.ext4 /dev/sdb1做的事情： 将分区切分成若干 Block Group；写入 SuperBlock、GDT、两个位图、inode 表；初始化管理数据。

2、路径解析原理

问题：我们访问文件给的是字符串路径，例如/home/whb/test.c，内核如何找到 inode？

2.1 原生磁盘路径解析（不考虑缓存）

1. 根目录/inode 号是系统开机就知道，不需要查找。
2. 读取根目录的数据块，遍历目录条目，找到名字叫home对应的 inode 号。
3. 使用 home 的 inode，读取 home 目录的数据块，找到whb对应的 inode。
4. 使用 whb 的 inode，读取目录，找到test.c的 inode。
5. 通过 test.c 的 inode，读取 i_block 数据块指针，拿到文件内容。

本质是递归逐级打开每一级目录，出口是根目录/。

痛点：每次访问磁盘，磁盘 IO 很慢，如果每一次打开文件都从根目录磁盘逐级读目录，性能极差。

2.2 dentry 目录项缓存（struct dentry）

Linux 内核内存中维护struct dentry目录项缓存。

• dentry 内存对象保存：文件名、父目录 dentry 指针、关联 inode 指针。
• 所有打开过的目录 / 普通文件，内存生成 dentry，构建内存树。
• 查找文件优先查 dentry 缓存，命中直接拿到 inode，不用读磁盘。
• LRU 淘汰：很久不用的 dentry 释放内存，下次访问重新从磁盘加载。

📌重点：磁盘上没有 dentry，dentry 是内核内存中的缓存结构，加速路径解析。磁盘只存 inode 和 block。

进程结构体task_struct -> fs_struct保存进程根目录、CWD 当前工作目录对应的 dentry。pwd命令获取的当前工作目录，本质读进程的 CWD。

所以：open("/home/whb/test.c")，优先在 dentry 缓存树查找，找不到再去磁盘读取目录填充 dentry 缓存。

3、mount 挂载原理

问题：inode 号是分区局部唯一。系统有多个磁盘分区，内核怎么知道这个 inode 属于哪一个分区？

分区格式化完成之后，不能直接访问！必须挂载到某个目录，才能使用。

实操演示 loop 回环设备模拟磁盘分区

# 1、生成5M镜像文件，模拟一块磁盘分区 dd if=/dev/zero of=./disk.img bs=1M count=5 # 2、格式化为ext4文件系统 mkfs.ext4 disk.img # 3、创建空目录作为挂载点 mkdir -p /mnt/mydisk # 4、挂载镜像文件到目录，loop设备把文件模拟成块设备 mount -t ext4 ./disk.img /mnt/mydisk # 查看挂载情况，可以看到/dev/loop0 df -h # 测试写文件 touch /mnt/mydisk/hello.txt # 卸载 umount /mnt/mydisk

• /dev/loop0：loop 回环伪块设备，可以把普通文件模拟成磁盘块设备。
• 挂载的本质：把分区文件系统的根，嫁接挂载到某个目录 dentry 节点上。
• 访问路径的时候，匹配路径前缀，就知道当前操作属于哪一个超级块（哪一个分区）。
• 卸载 umount 之后，目录恢复原来空状态，文件系统隔离。

关键点：inode 号只在本分区有效；挂载之后，内核通过路径前缀识别属于哪个分区的 super_block。

4、硬链接 vs 软链接（符号链接）

4.1 硬链接 ln

touch abc ln abc def ls -li abc def

输出：

263466 abc 263466 def

• abc 和 definode 编号完全相同。多个文件名映射同一个 inode。
• inode 里面有i_links_count硬链接计数。
• 删除文件rm def：只是删除目录里面的文件名映射，链接计数减 1。只有链接计数变成 0，才释放 inode 和数据块。

硬链接特点：

1. 不能跨分区（inode 分区局部有效）。
2. 不可以给目录创建硬链接（系统内部...是目录硬链接，用户禁止手动创建）。
3. 多个文件名完全等价，没有主次之分。
4. 删除其中一个文件名，其他不受影响。

.当前目录，..上级目录，本质就是硬链接。

4.2 软链接 ln -s（符号链接，类似 Windows 快捷方式）

ln -s abc abc.s ls -li abc abc.s

263466 abc 261678 lrwxrwxrwx abc.s -> abc

• 软链接是独立文件，拥有自己全新的 inode 号！
• 软链接的数据块里面保存的是目标文件的字符串路径。
• 如果源文件被删除，软链接变成悬空链接，访问报错。

软链接特点：

1. 可以跨分区。
2. 可以对目录做软链接。
3. 源文件删除，软链接失效。
4. 本身是独立文件，占用 inode 和 block。

软硬链接对比表格

表格

文件三个时间（stat 命令）

1. Access(atime)：最后访问文件内容时间，读取文件更新。
2. Modify(mtime)：文件内容被修改时间，写文件更新。
3. Change(ctime)：文件属性修改时间（chmod、chown、硬链接计数变化都会更新 ctime）。

注意：ctime 不是创建时间！ext4 才有 btime birth 创建时间。

5、rm 删除文件到底做了什么？

1. 在目录文件的数据块中，删除该文件名对应的条目。
2. 将 inode 的硬链接计数i_links_count减一。
3. 如果链接计数变成 0：
   • 释放 inode（inode 位图 bit 置 0）
   • 释放所有对应的数据块（块位图 bit 置 0）

⚠️删除只是把位图标记空闲，磁盘上原有数据还保留，没有覆盖写之前，数据可以恢复。

下篇完整总结

1. Ext2 文件系统将分区划分为多个 Block Group；每个块组包含超级块、GDT、块位图、inode 位图、inode 表、数据块。
2. 超级块记录分区全局信息，多处备份防止损坏；位图用来快速查找空闲 block 和 inode。
3. 路径解析：磁盘上逐级读取目录效率低；内核使用struct dentry目录项缓存，内存构建目录树加速路径查找，LRU 淘汰旧缓存。
4. mount 挂载：把分区文件系统根嫁接挂载点目录；inode 号分区局部有效，内核依靠路径前缀区分不同分区。loop 回环设备可以用普通文件模拟磁盘分区做实验。
5. 硬链接：多个文件名指向同一个 inode，链接计数；不能跨分区，不能链接目录。
6. 软链接：独立 inode 文件，存储目标路径字符串，可以跨分区、链接目录；源文件删除后软链接失效。
7. rm 删除：只是减少硬链接计数，标记 inode 和块为空闲，磁盘数据不会立刻擦除。