块设备的接口模型#

块设备可以抽象为固定大小逻辑块组成的数组：

1
read_block(block_id, buffer)
2
write_block(block_id, buffer)

block_id 通常对应逻辑块地址（LBA）。文件系统只依赖这套接口，不需要知道下层是机械硬盘、SSD、eMMC、VHDX 还是由普通文件模拟的 loop 设备。设备控制器可以继续在内部处理磁头调度、坏块重映射、FTL、磨损均衡与垃圾回收。

这里的“块”需要按层次区分：

这些粒度可能相等，也可能完全不同。块设备抽象统一了寻址接口，但没有消除底层介质的性能、寿命和掉电语义。

分区与设备文件#

分区不是新的物理设备，而是整盘逻辑块地址空间中的一段区间。假设一个分区从整盘的 start_lba 开始，则访问分区内第 k 个逻辑块，近似转换为：

1
whole_disk_lba = start_lba + k

Linux 把整盘和分区都暴露成块设备对象：

1
/dev/mmcblk0       整块 eMMC/SD 设备
2
├── /dev/mmcblk0p1 第一个逻辑分区
3
└── /dev/mmcblk0p2 第二个逻辑分区

/dev/mmcblk0p1 是设备节点，不是保存设备数据的普通文件。它记录的设备号使 VFS 能把 open/read/write/ioctl 路由到相应块设备驱动。ls -l 输出开头的 b 表示 block special file，主设备号选择驱动或设备类别，次设备号区分具体设备与分区。

虚拟机同样可以制造块设备。例如 WSL2 把 Windows 上的动态扩展 VHDX 暴露为 /dev/sdX；Linux 看到的是可读写逻辑块数组，不需要知道它在宿主机上只是一个文件。设备显示的 1 TiB 往往是虚拟容量上限，不等于 VHDX 已经占用 1 TiB 物理空间。

Windows 的盘符也不是物理磁盘的同义词。C: 通常是某个卷的访问名字，内部可经 DOS 设备名字空间解析到类似 \Device\HarddiskVolumeN 的设备对象。\?? 可近似理解为当前登录会话使用的 DOS 设备名字空间入口；网络映射盘等名字可以因登录会话而异。

文件系统作为统一协调层#

如果多个进程直接修改原始块，它们必须共同维护“块属于谁、哪些块空闲、目录项指向什么、缓存是否一致”等全局不变量。任何一个进程写错地址或在复合更新中途崩溃，都可能破坏其他进程的数据。

文件系统把原本分散的设备写入收敛为受控操作：

1
进程的文件操作
2
  → VFS / 具体文件系统
3
  → 对象与权限检查
4
  → 元数据锁、日志、缓存和请求组织
5
  → 块设备

例如创建文件至少可能涉及目录项、文件元数据和空闲空间分配。文件系统负责让并发操作遵守统一的锁与更新协议，避免不同进程各自解释磁盘格式并互相覆盖。

这不意味着文件系统自动消除所有应用层竞争。两个进程同时写同一文件的同一区域仍可能发生覆盖或交错；应用仍需要根据语义使用 O_APPEND、文件锁、原子替换或事务。文件系统保证的是结构不变量和规定的 API 语义，而不是替应用决定业务级写入顺序。

文件是可伸缩的字节序列#

内存可以从物理地址空间逐层抽象出虚拟内存、动态分配器和各种数据结构；磁盘同样可以从块数组抽象出文件：

1
块设备：固定大小逻辑块数组
2
文件：可随机访问、可伸缩的字节序列

文件可建模为：

1
F = (bytes, size)

典型操作包括：

1
read / write       按当前偏移访问内容
2
lseek              修改文件偏移
3
ftruncate          改变逻辑长度
4
mmap               把文件内容映射进虚拟地址空间

文件系统负责把“文件偏移”翻译到具体数据块。一次小写入可能跨块，也可能要求先读入旧块再修改；稀疏文件还可能让一段逻辑地址暂时没有物理块。

路径、文件描述符和文件对象不是同一概念：

1
路径：查找对象的名字
2
文件描述符：进程中已经打开对象的句柄
3
文件对象/inode：文件系统内部身份与元数据

路径会被重命名、替换或经过符号链接重新解析；已经打开的文件描述符通常继续引用原对象。可靠程序不能把路径字符串当作永远稳定的对象 ID。

目录是名字到对象的映射#

目录树解决的是“大量文件如何命名和组织”。目录可理解为由目录项组成的特殊对象：

1
目录项：(name → file object)

在典型 Unix 文件系统中，目录项保存名字和 inode 号，inode 保存类型、权限、链接计数、大小、时间及数据块索引。因此普通文件不是“复制进目录的内容”，而是由目录中的名字定位到文件对象。

层级目录利用信息局部性：

1
/
2
├── home
3
│   └── user
4
├── etc
5
└── var

路径解析逐个处理组件：

1
current = root
2
current = lookup(current, "home")
3
current = lookup(current, "user")
4
current = lookup(current, "notes.md")

以 . 开头的文件并没有特殊的内核隐藏属性。readdir/getdents 仍会返回它们；ls 默认不显示只是用户态工具策略。

目录 API 与用户态 globbing#

第 24 讲给出的目录原语包括：

1
int mkdirat(int dirfd, const char *pathname, mode_t mode);
2
int unlinkat(int dirfd, const char *pathname, int flags);
3
ssize_t getdents64(int fd, void *dirp, size_t count);

带 at 的接口允许程序以已经打开的目录描述符为相对路径锚点，减少对进程当前工作目录的隐式依赖。它仍不自动消除“先检查路径、后使用路径”产生的 TOCTOU 竞争；更稳健的程序应尽可能持有已打开对象或目录的句柄。

Shell 中的：

1
echo /etc/**/*.conf

通常不是由内核或 echo 搜索目录，而是 shell 先枚举目录、执行 glob 匹配，再把匹配结果作为参数传给 echo。不同 shell 对 **、隐藏文件和排序的规则可能不同。

挂载改变路径解析#

一个块设备或分区可以包含一个文件系统数据结构，但二者不是同一概念：

1
块设备/分区
2
  → 按 ext4、FAT、ISO9660 等规则解释
3
  → 得到该文件系统的根目录对象

mount 把这个根目录对象接入当前 mount namespace 的某个目录位置：

1
mount -t iso9660 /dev/cdrom /mnt/cdrom

挂载不会复制光盘文件。它只是改变路径解析：

1
解析到 /mnt/cdrom
2
  → 跨过挂载边界
3
  → 继续从光盘文件系统的根目录解析

因此 Linux 可以把多个本地分区、U 盘、网络文件系统和伪文件系统组合为一棵统一目录树。不同进程还可以处于不同 mount namespace，从而看到不同的组合结果。

镜像文件与 loop 设备#

.img 只是普通文件扩展名；镜像内容可能是一个文件系统，也可能是带分区表的整盘字节镜像。文件系统驱动要求块设备接口时，loop 驱动可以把普通文件包装成虚拟块设备：

1
disk.img
2
  → /dev/loop0
3
  → 文件系统驱动
4
  → 挂载点

loop 设备把块访问翻译为对承载文件相应偏移的读写：

1
read_block(k) ≈ pread(image_fd, block_size, k * block_size)

如果镜像直接包含 ext4 等文件系统，可以使用：

1
mount -o loop rootfs.img /mnt/image

如果镜像包含 GPT/MBR 和多个分区，则需要先扫描分区，再挂载 /dev/loop0p1、/dev/loop0p2 等子设备。

loop 的真实 I/O 路径可能是：

1
镜像内文件系统
2
  → loop 块设备
3
  → 宿主普通文件
4
  → 宿主文件系统
5
  → 真实块设备

每层都可能有缓存和刷新时机，因此上层 write 返回成功不等于数据已经越过所有缓存并稳定落盘。

硬链接共享文件对象#

硬链接是“同一个文件对象的另一个目录名字”：

1
a ─┐
2
   ├──→ inode → 数据
3
b ─┘

创建：

1
ln a b

a 和 b 的 inode 号相同，对任一名字写入都会改变同一份内容。unlink("a") 删除的是目录项并减少链接计数，不是无条件擦除数据：

1
可回收条件：硬链接计数为 0，并且没有打开引用

因此一个进程打开文件后，另一个进程删除它的最后一个名字，前者仍然可以通过文件描述符继续访问，直到最后一个打开引用关闭。

硬链接通常有两项限制：

• 不能跨文件系统，因为 inode 等内部对象编号只在所属文件系统内有意义；
• 普通用户不能为目录任意创建硬链接，否则目录会从树变成可能成环的图，.. 的唯一父目录、遍历和回收都会失去简单不变量。

目录中的 . 和 .. 是由文件系统维护的特殊关系，不能据此认为普通程序也应获准创建目录硬链接。

符号链接执行路径级间接#

符号链接自身是一个独立文件对象，内容是目标路径文本：

1
ln -s ../target link

解析 link/rest 时，可以近似理解为路径替换与拼接：

1
相对目标：
2
parent(link) + "../target" + "/rest"
3

4
绝对目标：
5
"/absolute/target" + "/rest"

相对目标相对于符号链接所在目录解析，而不是相对于调用进程的当前工作目录。绝对目标则从本次路径解析的根重新开始。

符号链接具有硬链接没有的能力：

• 可以跨文件系统；
• 可以指向目录；
• 创建时目标可以不存在；
• 可以组合出图结构甚至形成循环。

循环解析必须受到展开次数限制，最终返回类似 ELOOP 的错误。符号链接还会引入检查与使用之间的竞态；安全敏感代码需要结合目录描述符、openat 家族和禁止跟随链接的选项控制解析边界。

ls -l 是元数据视图#

ls -l 把多种元数据压缩成一行：

1
-rwxr-xr-x 2 user group 4096 ... file

其中包括：

• 文件类型：普通文件、目录、符号链接、块设备、字符设备等；
• user/group/other 三组权限位；
• 硬链接计数；
• 所有者和所属组；
• 大小、时间与名字。

它是工具生成的视图，不是 inode 的原始内存或磁盘布局。

权限位必须结合对象类型解释。对普通文件，读、写、执行对应内容访问；对目录：

最终授权还可能受到 ACL、挂载选项、Linux capabilities 和安全模块影响，因此只看九位 mode 不一定能解释所有 EACCES。

动态目录项、扩展属性与 ACL#

procfs 说明目录项不必全部预先存储在磁盘上。访问 /proc/<pid> 时，内核可以根据当前进程状态动态生成对象；按名字 lookup 能成功，不代表该名字此前存在于一个静态目录表中。tree /proc 的数量只是某一时刻的运行快照。

扩展属性（xattr）把额外键值附着到文件对象：

1
ssize_t fgetxattr(int fd, const char *name,
2
                  void *value, size_t size);
3
int fsetxattr(int fd, const char *name,
4
              const void *value, size_t size, int flags);

下载来源、安全标签、应用索引等信息可能位于 xattr。ACL 则在传统 user/group/other 九位权限之外，为更多用户或组表达细粒度授权。

因此“复制一个文件”有不同的完整性契约：

1
只复制内容字节
2
复制基本 stat 元数据
3
保留硬链接关系
4
保留 xattr 与 ACL

普通复制或归档成功不代表所有属性都被保留。若任务要求完整迁移文件对象，应显式规定需要保真的集合，并在目标端验证。