操作系统如何识别和控制硬盘

硬盘交给系统的是一段块地址

对操作系统来说，硬盘不是一堆文件，而是一长串按编号排好的块。每个块大小一样，从 0 开始编号。机械硬盘和 SSD 都一样，系统看到的是这些块，不是盘片或闪存颗粒。

系统向硬盘发起读写时，只给出两个信息：从第几个块开始，读或写多少个块。硬盘不需要知道这些块属于哪个文件。例如：

从第 100000 块开始，读 8 个块

100000 是起始块号，8 是长度。起始块号乘以块大小，就是字节偏移；8 乘以块大小，就是这次读写的长度。硬盘只认这个起始位置和长度。

文件系统要做的事，就是在这串块上建立结构：哪些块存文件名、目录、文件位置这些信息，哪些块存文件内容。

块大小不止一个

机械硬盘和 SSD 的块大小是多少？这个问题没有单一答案，“块”在不同层有不同含义：

单位 典型大小 谁在用
设备逻辑块 512 B 或 4096 B 主机寻址，LBA
设备物理块/扇区 4096 B（HDD 常见） 设备读写、纠错
NAND 页 4–16 KiB SSD 编程
NAND 擦除块 数百个页 SSD 擦除
文件系统块 XFS 默认 4 KiB 文件分配、索引
上层 chunk/分片 可配置 3FS/RustFS 等

主机看到的是逻辑块，大小由设备报告，不是“HDD 512 B、SSD 4 KiB”。常见三种 LBA 格式：

格式 逻辑扇区 物理扇区
512n 512 B 512 B
512e 512 B 4096 B
4Kn 4096 B 4096 B

HDD 常见 512e（逻辑 512 B、物理 4 KiB），也有 4Kn；SSD 常见逻辑 512 B 或 4 KiB，内部 NAND 页 4–16 KiB。文件系统块另算，XFS 默认 4 KiB。

512e 对外用 512 B 地址，底层按 4 KiB 物理扇区组织：写一个 512 B 的逻辑块，设备可能要读出整个 4 KiB、改其中一部分、再写回去，这就是读改写。4K 对齐的 4K 写一般不会触发。4Kn 直接按 4 KiB 寻址，没有这层转换，但老工具如果假定 512 B，可能会出错。

NAND 页和擦除块在 SSD 内部，主机看不到；FTL 负责把逻辑块映射到闪存页，垃圾回收和磨损均衡还会搬数据。Dell 512e/4Kn、SPDK SSD Internals

还要区分“改 LBA 格式”和“格式化文件系统”：mkfs.xfs 不改变设备逻辑块大小，只是在现有 LBA 空间里写文件系统结构；nvme format、sg_format 可以在支持的设备上切换 LBA 格式，但会重新初始化设备、清掉数据。

系统能看到硬盘的哪些信息

Linux 能读设备公开的容量、型号、逻辑/物理块大小、队列限制、discard 能力；smartctl 能查温度、寿命、错误记录。它们来自协议报告和驱动，不是系统直接看 NAND 或盘片。

lsblk -d -o NAME,MODEL,SIZE,TRAN,ROTA,LOG-SEC,PHY-SEC
cat /sys/block/sdb/queue/logical_block_size
blockdev --getss /dev/sdb
blockdev --getpbsz /dev/sdb
sudo smartctl -a /dev/sdb
sudo nvme smart-log /dev/nvme0

ROTA 只表示系统认为是不是旋转介质，是设备报告的提示；USB 硬盘盒、硬件 RAID、虚拟机会隐藏或改写这些报告。普通读写针对逻辑地址；flush 让设备落实缓存，discard 告诉设备某些范围不再需要。discard 不是安全擦除；要安全擦除，得看设备是否支持 ATA Secure Erase、NVMe Sanitize/Format 这类命令。sysfs-block、smartctl

系统看到的是设备报告，不是物理真相。

文件系统格式化：从块设备到文件与目录

  • 块设备不方便直接操作，所以在上层由文件系统管理

格式化建立了什么

格式化就是在这串块上创建文件系统：定块大小、容量布局、特性，写超级块、空间管理结构、根目录、日志。分区是定边界，格式化是建结构，挂载是接进目录树。

先把硬盘简化成一串固定大小的文件系统块（例如XFS 默认 4 KiB，其他文件系统的块大小可能不同）。一个 4 KiB 文件系统块，在 512 B LBA 上占 8 个连续逻辑扇区（起始 LBA 通常是 8 的倍数），在 4Kn 上占 1 个。文件系统按块管理；块设备层可以把相邻块合并成更大的 I/O；到驱动才变成“起始 LBA + 逻辑块数”的命令。

格式化后，一部分文件系统块被文件系统拿去做元数据，剩下的块放文件数据或保持空闲。每一格是一个块，行首标出这一行的起始块号：

        0   1   2   3   4   5   6   7
      ┌───┬───┬───┬───┬───┬───┬───┬───┐
  0–7 │ M │ M │ M │ M │ A │ A │ A │ B │
      ├───┼───┼───┼───┼───┼───┼───┼───┤
 8–15 │ B │ . │ A │ . │ . │ . │ . │ . │
      ├───┼───┼───┼───┼───┼───┼───┼───┤
16–23 │ . │ . │ . │ . │ C │ C │ C │ C │
      ├───┼───┼───┼───┼───┼───┼───┼───┤
24–31 │ . │ . │ . │ . │ . │ . │ . │ . │
      ├───┼───┼───┼───┼───┼───┼───┼───┤
32–39 │ . │ . │ . │ . │ . │ . │ . │ . │
      ├───┼───┼───┼───┼───┼───┼───┼───┤
40–47 │ . │ . │ . │ . │ . │ . │ . │ . │
      ├───┼───┼───┼───┼───┼───┼───┼───┤
48–55 │ . │ . │ . │ . │ . │ . │ . │ . │
      ├───┼───┼───┼───┼───┼───┼───┼───┤
56–63 │ . │ . │ . │ . │ . │ . │ . │ . │
      └───┴───┴───┴───┴───┴───┴───┴───┘

M 元数据：超级块、inode/目录、空间分配结构、日志
A 文件 A 的数据：4–6、10 号块
B 文件 B 的数据：7–8 号块
C 文件 C 的数据：20–23 号块
. 空闲块

这是简化示意，不按真实比例，也不代表文件系统把元数据全放在开头。

常见文件系统结构

文件系统 创建入口 主要结构
ext4 mkfs.ext4 超级块、块组、inode 表、位图、日志
XFS mkfs.xfs AG、B+ 树、根目录、日志
Btrfs mkfs.btrfs 超级块、元数据树、逻辑到设备映射
ZFS zpool create + zfs create pool/vdev、label、dataset

ZFS 没有 mkfs.zfs：先 zpool create 建池，再 zfs create 建 dataset（数据集）；池和文件系统是两层。

ext4 在文件系统起点偏移 1024 B 写主超级块，后面是块组描述符、块位图、inode 位图、inode 表和数据块；inode 总数在 mkfs 时就定了。XFS 把空间划成多个 AG，每个 AG 以超级块开头，后面是 AGF（空闲空间管理头）、AGI（inode 管理头）、AGFL（空闲列表），再往后是该 AG 的空闲空间 B+ 树和 inode B+ 树；整个文件系统默认还有一块内部日志，inode 按需分配。Btrfs 在设备偏移 64 KiB 写超级块，另有镜像；超级块里带系统 chunk 数组，并指向根树、chunk 树和日志树，其他树由根树管理。ZFS 则在 vdev 上写 label（池标签）和 uberblock（根指针），由它们描述 pool 的拓扑和当前事务组。ext4 超级块、Btrfs 磁盘格式

超级块是入口，记录块大小、容量、UUID、根目录位置、状态。它不固定在盘的最开头：

文件系统 超级块位置
ext4 文件系统起点偏移 1024 B，部分块组有副本
XFS 每个 AG 以超级块开头，AG 0 的是主超级块
Btrfs 设备/分区起点偏移 64 KiB，另有镜像
ZFS 无单一超级块；靠 vdev label 和 uberblock

这里的“起点”是文件系统起点，不是整盘绝对偏移。分区从 1 MiB 开始，ext4 的超级块就在 1 MiB + 1024 B。

XFS 的 AG 0 从文件系统偏移 0 开始，主超级块占第一个扇区。512 B 扇区、4 KiB 文件系统块时，超级块、AGF、AGI、AGFL 都挤在 AG 的第一个 4 KiB 块里，不是各占一个块。AG 数量由 mkfs 按设备规模规划，也可以用 -d agcount= 或 agsize= 指定；每个 AG 最小 16 MiB，最大略小于 1 TiB。XFS 分配组、mkfs.xfs

所以，“XFS 从 block 0 开始使用吗”要分开看：AG 0 的元数据确实从偏移 0 开始，第一个文件系统块被超级块等结构占用；但普通文件的逻辑块 0 仍然是正常可用的，两者不是同一个地址空间。

文件、目录、空间的关系可以简化成：

目录项：文件名 → inode
inode：属性 + 数据映射
extent：文件逻辑区间 → 设备区间
分配结构：哪些块空闲

打开一张照片时，先按文件名找到 inode，再按 extent 找到数据。文件可以占多个不连续区间；extent 用一条记录描述一段连续映射，比逐块记录省空间。

格式化之后要挂载：mount /dev/sdb1 /data。mount 是命令，/etc/fstab 是配置，/data 是挂载点。挂载前 /data 属于原来的文件系统，挂载后原内容被遮住，卸载才回来。同一个文件系统可以挂到多个目录，同一路径可以叠加挂载，通常通过该路径访问的是最上层挂载，下层内容被遮住；mount --bind 则是把一个目录挂到另一个目录，不涉及新设备。mount 手册

一次读写经过哪些层

以一次 4 KiB 读为例，路径大致是：

应用 read(fd, buf, 4096)
   ↓
VFS：统一的文件接口
   ↓
文件系统的缓存读路径：查询页缓存
   ├─ 命中有效缓存：直接返回数据
   └─ 未命中：映射文件区间（文件偏移 → extent → 设备块）
          ↓
块层：bio → 合并/拆分 → blk-mq 队列
   ↓
驱动：NVMe/SCSI 命令（SATA 经 libATA）
   ↓
控制器 → 介质

VFS 是 Linux 的虚拟文件系统层，给应用提供统一的 open/read/write 接口；具体文件系统负责把文件偏移翻译成设备块。块层把请求合并、拆分，按队列发给驱动。blk-mq 是多队列块层，NVMe 通常每个 CPU 核有提交/完成队列。驱动把 bio（块层请求）变成设备命令：NVMe 驱动写提交队列、敲门铃；SCSI 驱动发 SCSI 命令块（CDB）；对于 SATA 盘，libATA 将上层 SCSI 读写命令转换为 ATA 命令，交给设备执行。控制器完成后中断或轮询，驱动再唤醒等待的进程。VFS、blk-mq、libATA

驱动在主机侧，固件在设备侧。文件系统驱动关心“文件区间在哪”，设备驱动关心“怎么把 I/O 交给设备”。应用看到的是文件偏移，设备执行的是 LBA 读写，中间每一步都在做地址换算。

命中有效页缓存时，读取所需的数据可以直接从内存返回；普通缓存写通常先修改页缓存，再延迟回写。O_DIRECT 绕开页缓存，但仍然走块层和驱动，本身不提供与同步写入相同的持久化保证。普通 write 成功不代表数据已持久化；应用可以使用 fsync、fdatasync，或通过 O_SYNC、O_DSYNC 请求相应的同步写入语义，并检查操作是否成功。新增文件若要保证目录项也已持久化，还需要对父目录执行 fsync。这些机制决定了“write 返回成功”和“数据真的落盘”不是一回事。fsync 手册、open 手册

系统怎么判断硬盘中存在文件系统格式

设备型号和扇区大小不能告诉你里面有没有文件系统。mount /dev/sdb1 /data 不带 -t 时，mount 用 libblkid（块设备探测库）读已知位置的签名：

格式 签名 偏移
ext2/3/4 0xEF53（磁盘字节 53 EF） 0x438
XFS XFSB 0
Btrfs _BHRfS_M 0x10040
NTFS NTFS 引导扇区偏移 3
FAT32 FAT32 0x52

偏移基准是分区/LV 的起点，不是整盘。认出类型后，挂载请求交给对应驱动，驱动再检查超级块、特性、校验。探测认出来，不代表结构没坏；显式 -t xfs 能跳过猜测，但跳不过驱动验证。mount 手册

ZFS 是个特例：它没有单一超级块，也不靠 mount /dev/sdb1 这种方式挂载。zpool import 扫描 vdev label 和 uberblock，找到 pool 后再挂 dataset；mount -t zfs tank/data 用的是 dataset 名，不是块设备名。LVM 和 mdraid 也一样：blkid 先认出 LVM2_member 或 linux_raid_member，LVM 由 pvscan/vgchange 激活，mdraid 由 mdadm --assemble 组装，最后才是文件系统。

lsblk -f
sudo blkid -p /dev/sdb1
findmnt -T /data -o SOURCE,TARGET,FSTYPE,OPTIONS
file -s /dev/sdb1

所以，操作系统判断文件系统格式，不是“问硬盘”，而是按约定去读文件系统自己写在块里的签名和结构。硬盘只提供字节和地址；格式是软件层的事。