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Linux之ext文件系统

Linux之ext文件系统
📅 发布时间：2026/7/31 22:54:24

1.目录与文件名

我们再使用linux中用的都是文件名而不是inode,那么这是怎么实现的???

inode 内部不存储文件名！inode 只保存文件元数据：权限、大小、时间戳、磁盘块指针。文件名存放在目录文件的数据块中。

  1. 目录本质依然是文件。 普通文件的数据块存放业务数据；目录文件的数据块专门存储一张映射表：文件名 <----> inode编号。
  2. 硬链接原理依托这个结构： 多个不同文件名指向同一个 inode，就是硬链接。删除文件rm，本质是删掉目录里一条文件名-inode映射，只有 inode 引用计数归 0，磁盘数据才会被回收。
  3. .与..目录创建时自动写入两条记录：.指向自身 inode、..指向父目录 inode，也就是内核自动维护的目录硬链接。用户无法手动创建目录硬链接，防止环路死循环。

通俗理解：inode 是文件本体；目录里的文件名只是找到本体的 “标签”。一个本体可以贴多个标签（硬链接）。

关键问题：目录 r/w/x 权限特殊含义

普通文件权限：

  • r：读取内容
  • w：修改内容
  • x：执行文件

目录权限完全不一样！

  1. r 权限：可以读取目录内的映射表（可以执行 ls，看到有哪些文件名）
  2. w 权限：允许修改目录内映射表 也就是：新建文件、删除文件、重命名文件（修改映射条目）
  3. x 权限：允许穿越目录，进入目录，访问目录内文件对应的 inode
# 给所有者增加执行权限 chmod u+x test.sh # 取消其他用户写权限 chmod o-w log.txt # 设置所有人只读 chmod a=r file # 用户读写，组读，其他无权限 chmod u=rw,g=r,o= file
eg

执行命令：cat test.c

  1. shell 接收字符串test.c；
  2. 操作系统去当前目录文件的数据块查找映射表，匹配字符串test.c，拿到对应的 inode 号；
  3. 根据 inode 编号，在磁盘找到对应的 inode 结构体；
  4. 读取 inode 里的数据块指针，找到磁盘数据块；
  5. 将数据读出，打印到屏幕。
#include <stdio.h> #include <string.h> #include <stdlib.h> #include <dirent.h> #include <sys/types.h> #include <unistd.h> int main(int argc, char *argv[]) { if (argc != 2) { fprintf(stderr, "Usage: %s <directory>\n", argv[0]); exit(EXIT_FAILURE); } DIR *dir = opendir(argv[1]); if (!dir) { perror("opendir"); exit(EXIT_FAILURE); } struct dirent *entry; while ((entry = readdir(dir)) != NULL) { // 跳过 . 和 .. if (strcmp(entry->d_name, ".") == 0 || strcmp(entry->d_name, "..") == 0) { continue; } printf("Filename: %s, Inode: %lu\n", entry->d_name, (unsigned long)entry->d_ino); } closedir(dir); return 0; }

2.路径解析

问题：打开当前工作目录文件，查看当前工作目录文件的内容?当前工作目录不也是文件吗？我们访问当前工作目录不也是只知道当前工作目录的文件名吗？要访问它，不也得知道当前工作目录的inode吗？
答案1：所以也要打开：当前工作目录的上级目录，额....，上级目录不也是目录吗？？不还是上面的问题吗？
答案2：所以类似"递归"，需要把路径中所有的目录全部解析，出口是"/"根目录。
最终答案3：而实际上，任何文件，都有路径，访问目标文件，

什么是路径解析？

当我们调用open("/a/b/c.txt")，内核无法直接通过字符串找到文件，必须逐层拆解路径、逐级查询目录，这个过程就是路径解析。

完整流程示例：/home/user/test.log

  1. 定位根目录/的 inode；
  2. 读取根目录的数据块，遍历目录映射表，查找名称home，得到 home 目录 inode；
  3. 读取 home 目录的数据块，查找user，拿到 user 目录 inode；
  4. 读取 user 目录数据块，查找test.log，获取目标文件 inode；
  5. 使用 inode 访问文件元数据与文件数据块。

然而每次找文件位置都这样是很不方便的,会花费大量的时间,所以系统会将文件路径缓存起来,但是很多很多的缓存就要先描述再组织

3.路径缓存

dentry 全称 Directory Entry（目录项）。

  1. 磁盘上的 dentry：目录文件数据块内文件名-inode号的原始记录。
  2. 内存中的 dentry 缓存：内核把常用目录项加载进内存，构建内存哈希表。
struct dentry { atomic_t d_count; unsigned int d_flags; /* protected by d_lock */ spinlock_t d_lock; /* per dentry lock */ struct inode *d_inode; /* Where the name belongs to - NULL is * negative */ /* * The next three fields are touched by __d_lookup. Place them here * so they all fit in a cache line. */ struct hlist_node d_hash; /* lookup hash list */ struct dentry *d_parent; /* parent directory */ struct qstr d_name; struct list_head d_lru; /* LRU list */ /* * d_child and d_rcu can share memory */ union { struct list_head d_child; /* child of parent list */ struct rcu_head d_rcu; } d_u; struct list_head d_subdirs; /* our children */ struct list_head d_alias; /* inode alias list */ unsigned long d_time; /* used by d_revalidate */ struct dentry_operations *d_op; struct super_block *d_sb; /* The root of the dentry tree */ void *d_fsdata; /* fs-specific data */ #ifdef CONFIG_PROFILING struct dcookie_struct *d_cookie; /* cookie, if any */ #endif int d_mounted; unsigned char d_iname[DNAME_INLINE_LEN_MIN]; /* small names */ };

缓存带来的优化

下次访问同一文件，不需要再次读取磁盘目录块： 直接在内存 dentry 哈希表中匹配文件名，快速拿到 inode，省去大量磁盘 IO。

dentry 生命周期

  • 活跃文件：dentry 长期驻留内存；
  • 内存紧张时：内核回收不常用的 dentry 缓存；
  • 文件删除 / 重命名：对应 dentry 失效。

重谈inode编号和块号

a.inode编号和块号:不是组内有效,是整个分区内有效,唯一(inode)

b.再一个分区内,一个文件系统内部有多少个数据块,inode是固定的,提前设计好的

根据块号和inode通过计算可以找到相应的组

如果我要访问我当前的文件内容分或者属性,首先要打开当前目录,访问当问目录的数据块

eg:

以读取/home/test/log.txt举例：

  1. 从根目录/开始，找到根目录 inode；
  2. 读取根目录 inode 对应目录数据块；目录块内存放一张「文件名 → inode 编号」映射表（dentry 原始磁盘存储形式）；
  3. 在根目录块中查找名称home，拿到home目录 inode；
  4. 读取 home 目录 inode 的数据块，查找test，拿到 test 目录 inode；
  5. 读取 test 目录数据块，查找log.txt，得到目标文件 inode 编号；
  6. 读取log.txt的 inode：
    • inode 中存放文件元数据（大小、权限、时间）；
    • inode 内部磁盘块指针，指向存放真实文本内容的数据块；
  7. 读取数据块，最终拿到文件内容。
1. 你怎么知道文件属于哪一个文件系统？
super_block（超级块）

每一块磁盘分区被挂载后，内核会创建一个超级块实例struct super_block，代表一个独立文件系统（ext4/xfs/tmpfs 等）。

完整链路
  1. 挂载流程：mount命令读取分区超级块，在内核生成super_block；
  2. 对象关联关系
    • inode->i_sb：每个 inode 内部自带指针，指向所属文件系统的超级块；
    • dentry->d_inode→inode→super_block；
    • struct file通过 dentry/inode 最终可以追溯到super_block。
  3. 超级块记录信息：
    • 文件系统类型（ext4、tmpfs、btrfs）
    • 挂载点、块大小、最大 inode 编号、文件系统专属操作函数集
  4. 用户态验证方式
    • statfs()系统调用，可以获取文件所在文件系统信息；
    • 命令：df 文件路径、mount查看挂载列表。

inode 绑定 super_block，顺着 inode 就能定位文件归属的文件系统。

2. 存储大文件问题
问题本质：inode 不直接存储文件内容，只保存元数据

inode 中存放磁盘块指针，用来找到存放文件真实数据的磁盘块。 ext 经典三级索引模型：

  1. 直接块：直接指向数据块；适合小文件，寻址速度最快
  2. 一级间接块：块内存放一批数据块编号
  3. 二级间接块：指向一级间接块列表
  4. 三级间接块：超大文件使用
#define EXT2_NDIR_BLOCKS 12 #define EXT2_IND_BLOCK EXT2_NDIR_BLOCKS #define EXT2_DIND_BLOCK (EXT2_IND_BLOCK + 1) #define EXT2_TIND_BLOCK (EXT2_DIND_BLOCK + 1) #define EXT2_N_BLOCKS (EXT2_TIND_BLOCK + 1)

硬链接

硬链接是什么

我们观察到他们的inode编号是一样的,也就是说明,这两个文件其实是同一个文件

mylog就是原来文件的别名,

所以建立硬链接的本质就是再当前目录下新建一个新的字符串(文件名)和目标文件的映射关系

蓝色框内就是说明有几个文件指向他

为什么要有??

删除文件要删除文件名和inode的映射关系,所以硬链接数为1,时删除文件才真正把文件删除

1.删除旧备份不会损坏现存数据

每日轮换备份示例：保留最近 7 天备份。 当需要清理最旧一天备份时： 我们只需要删除旧备份目录下的所有硬链接（unlink）。 只要其他备份快照依然持有 inode 硬链接计数，磁盘上真实文件数据不会被删除。 完美实现滚动清理旧备份，不会误删其他快照里的文件。

现在将其删除

但是不用害怕,文件的备份依然存在

为什么目录的硬链接是2,普通文件硬链接是1

1. 普通文件log链接数 = 1

执行touch log，只产生1 条 dentry：当前目录下的文件名log。 没有额外名字指向这个 inode，所以计数 = 1。 只有手动ln log log_hard创建硬链接，数值才会上涨。

2. 新建目录dir链接数 = 2

mkdir dir自动生成两个 dentry 指向 dir 的 inode：

  1. dir：上层目录（homework）里的目录名；
  2. .：dir 目录内部的当前目录符号。

所以刚创建完毕，链接计数直接是 2。

我们再dir下面在创建ddir发现文件dir的硬链接变多了,因为ddir的隐藏文件..是dir的硬链接

所以. .. 本质上是硬链接

硬链接不能给目录建立,防止用户行程环形路径,进入死循环.

软连接

ln -s test.c test-soft

是什么

软连接是一个独立的文件

文件=内容+属性

软连接文件的内容存的是指向目标文件的路径

为什么

现在我的可执行文件myexe再很深的目录下面

这样执行就不方便所以我们可以采用软连接,达到便捷的效果

软连接类似于windows下面的快捷方式