【linux学习指南】】Ext系列文件系统(三)ext2 文件系统的认识与构成

---

📝ext2 ⽂件系统

🌠 宏观认识

所有的准备⼯作都已经做完，是时候认识下⽂件系统了。我们想要在硬盘上储⽂件，必须先把硬盘格式化为某种格式的⽂件系统，才能存储⽂件。⽂件系统的⽬的就是组织和管理硬盘中的⽂件。在Linux 系统中，最常⻅的是ext2系列的⽂件系统。其早期版本为ext2，后来⼜发展出ext3和ext4。ext3 和ext4虽然对ext2进⾏了增强，但是其核⼼设计并没有发⽣变化，我们仍是以较⽼的ext2作为演⽰对象。

ext2⽂件系统将整个分区划分成若⼲个同样⼤⼩的块组(BlockGroup)，如下图所⽰。只要能管理⼀个分区就能管理所有分区，也就能管理所有磁盘⽂件。

上图中启动块（BootBlock/Sector）的⼤⼩是确定的，为1KB，由PC标准规定，⽤来存储磁盘分区信息和启动信息，任何⽂件系统都不能修改启动块。启动块之后才是ext2⽂件系统的开始。

🌉 Block Group

ext2⽂件系统会根据分区的⼤⼩划分为数个BlockGroup。⽽每个BlockGroup都有着相同的结构组成。
政府管理各区的例⼦：

1. 类比政府管理各区来理解BlockGroup结构
   • 超级块（Superblock）副本 - 相当于区政府管理中心
     • 就像每个区都有一个管理中心（超级块副本），在文件系统中，每个BlockGroup都有超级块副本。它存储了文件系统的关键信息，如文件系统的类型（这里是ext2）、块大小、inode数量等。
     • 这就好比区政府管理中心掌握着本区的基本规划信息（如区域面积大小、功能分区数量等）。而且这些信息是非常重要的，当主超级块损坏时，这些副本可以用于恢复文件系统的基本参数。
   • 块位图（Block Bitmap） - 类似土地资源管理部门
     • 块位图负责记录块的使用情况，就像土地资源管理部门记录区内土地（块）的使用状态一样。如果块位图中的某一位为1，表示对应的块已经被使用；为0则表示块未被使用。
     • 当需要分配新的土地（数据块）用于存储文件数据时，这个“土地资源管理部门”（块位图）就会查找未使用的土地（空闲块）来进行分配。
   • inode位图（inode Bitmap） - 类似居民信息登记部门
     • inode位图用于记录inode的使用状态，类似于居民信息登记部门记录区内居民（inode）的居住（使用）情况。一位为1表示对应的inode已经被使用，为0表示未被使用。
     • 当有新居民（新文件）要入住（创建）时，这个“居民信息登记部门”（inode位图）就会查找空闲的居民名额（空闲inode）来登记新居民（存储文件属性）。
   • inode表（inode Table） - 类似居民档案库
     • inode表就像是一个居民档案库，每个inode（居民档案）存储了文件（居民）的各种属性信息，如文件的类型（普通文件、目录、符号链接等）、文件的访问权限、文件的大小、文件的创建时间、修改时间、访问时间以及最重要的文件数据块指针。
     • 当需要查询某个居民（文件）的详细信息（属性）时，就会通过居民编号（inode编号）在这个“居民档案库”（inode表）中查找对应的档案（inode）。
   • 数据块（Data Blocks） - 类似居民住宅和商业用地等实际土地用途区域
     • 数据块是真正存储文件数据内容的地方，就好比区内的居民住宅、商业用地等实际使用的土地。对于小文件，可能只占用少量的数据块，就像小商店只占用一小块土地一样；而大文件可能会占用多个数据块，如同大型商场需要占用大面积的土地。

🌠块组内部构成

🌉超级块（SuperBlock）

存放⽂件系统本⾝的结构信息，描述整个分区的⽂件系统信息。记录的信息主要有：bolck和inode的总量，未使⽤的block和inode的数量，⼀个block和inode的⼤⼩，最近⼀次挂载的时间，最近⼀次写⼊数据的时间，最近⼀次检验磁盘的时间等其他⽂件系统的相关信息。SuperBlock的信息被破坏，可以说整个⽂件系统结构就被破坏了

超级块在每个块组的开头都有⼀份拷⻉（第⼀个块组必须有，后⾯的块组可以没有）。为了保证⽂
件系统在磁盘部分扇区出现物理问题的情况下还能正常⼯作，就必须保证⽂件系统的superblock信
息在这种情况下也能正常访问。所以⼀个⽂件系统的superblock会在多个blockgroup中进⾏备份，
这些superblock区域的数据保持⼀致。

/** Structure of the super block*/
struct ext2_super_block
{__le32 s_inodes_count;/* Inodes count */__le32 s_blocks_count;/* Blocks count */__le32 s_r_blocks_count; /* Reserved blocks count */__le32 s_free_blocks_count;/* Free blocks count */__le32 s_free_inodes_count;__le32 s_first_data_block;/* Free inodes count *//* First Data Block */__le32 s_log_block_size; /* Block size */__le32 s_log_frag_size;/* Fragment size */__le32 s_blocks_per_group;/* # Blocks per group */__le32 s_frags_per_group; /* # Fragments per group */__le32 s_inodes_per_group;__le32 s_mtime;__le32 s_wtime;__le16 s_mnt_count;/* # Inodes per group *//* Mount time *//* Write time *//* Mount count */__le16 s_max_mnt_count;__le16 s_magic;__le16 s_state;__le16 s_errors;/* Maximal mount count *//* Magic signature *//* File system state *//* Behaviour when detecting errors */__le16 s_minor_rev_level; /* minor revision level */__le32 s_lastcheck;__le32 s_checkinterval;__le32 s_creator_os;__le32 s_rev_level;__le16 s_def_resuid;__le16 s_def_resgid;/* time of last check *//* max. time between checks *//* OS *//* Revision level *//* Default uid for reserved blocks *//* Default gid for reserved blocks *//** These fields are for EXT2_DYNAMIC_REV superblocks only.** Note: the difference between the compatible feature set and* the incompatible feature set is that if there is a bit set* in the incompatible feature set that the kernel doesn't* know about, it should refuse to mount the filesystem.** e2fsck's requirements are more strict; if it doesn't know* about a feature in either the compatible or incompatible* feature set, it must abort and not try to meddle with* things it doesn't understand...*/__le32 s_first_ino;              /* First non-reserved inode */__le16 s_inode_size;             /* size of inode structure */__le16 s_block_group_nr;         /* block group # of this superblock */__le32 s_feature_compat;         /* compatible feature set */__le32 s_feature_incompat;       /* incompatible feature set */__le32 s_feature_ro_compat;      /* readonly-compatible feature set */__u8 s_uuid[16];                 /* 128-bit uuid for volume */char s_volume_name[16];          /* volume name */char s_last_mounted[64];         /* directory where last mounted */__le32 s_algorithm_usage_bitmap; /* For compression *//** Performance hints.  Directory preallocation should only* happen if the EXT2_COMPAT_PREALLOC flag is on.*/__u8 s_prealloc_blocks;     /* Nr of blocks to try to preallocate*/__u8 s_prealloc_dir_blocks; /* Nr to preallocate for dirs */__u16 s_padding1;/** Journaling support valid if EXT3_FEATURE_COMPAT_HAS_JOURNAL set.*/__u8 s_journal_uuid[16]; /* uuid of journal superblock */__u32 s_journal_inum;    /* inode number of journal file */__u32 s_journal_dev;     /* device number of journal file */__u32 s_last_orphan;     /* start of list of inodes to delete */__u32 s_hash_seed[4];    /* HTREE hash seed */__u8 s_def_hash_version; /* Default hash version to use */__u8 s_reserved_char_pad;__u16 s_reserved_word_pad;__le32 s_default_mount_opts;__le32 s_first_meta_bg; /* First metablock block group */__u32 s_reserved[190];  /* Padding to the end of the block */
};

🌠GDT（GroupDescriptorTable）

块组描述符表，描述块组属性信息，整个分区分成多个块组就对应有多少个块组描述符。每个块组描述符存储⼀个块组的描述信息，如在这个块组中从哪⾥开始是inodeTable，从哪⾥开始是Data Blocks，空闲的inode和数据块还有多少个等等。块组描述符在每个块组的开头都有⼀份拷⻉。

// 磁盘级blockgroup的数据结构
/** Structure of a blocks group descriptor*/
struct ext2_group_desc
{__le32 bg_block_bitmap;/* Blocks bitmap block */__le32 bg_inode_bitmap;/* Inodes bitmap */__le16 bg_free_blocks_count; /* Inodes table block*/__le32 bg_inode_table;/* Free blocks count */__le16 bg_free_inodes_count;/* Free inodes count */__le16 bg_used_dirs_count; /* Directories count */__le16 bg_pad;__le32 bg_reserved[3];
};

🌉块位图（BlockBitmap）

BlockBitmap中记录着DataBlock中哪个数据块已经被占⽤，哪个数据块没有被占⽤

🌉inode位图（InodeBitmap）

每个bit表⽰⼀个inode是否空闲可⽤。

🌉i节点表(InodeTable)

• 存放⽂件属性如⽂件⼤⼩，所有者，最近修改时间等
• 当前分组所有Inode属性的集合
• inode编号以分区为单位，整体划分，不可跨分区

🌉Data Block

数据区：存放⽂件内容，也就是⼀个⼀个的Block。根据不同的⽂件类型有以下⼏种情况：

🌉块位图（BlockBitmap）

• 对于普通⽂件，⽂件的数据存储在数据块中。
• 对于⽬录，该⽬录下的所有⽂件名和⽬录名存储在所在⽬录的数据块中，除了⽂件名外，ls-l命令看到的其它信息保存在该⽂件的inode中。
• Block 号按照分区划分，不可跨分区

🌠inode和datablock映射(弱化)

• inode内部存在_ _le32 i_block[EXT2_N_BLOCKS];/* Pointers to blocks */ , EXT2_N_BLOCKS =15,就是⽤来进⾏inode和block映射的
• 这样⽂件=内容+属性，就都能找到了。

思考：
请解释：知道inode号的情况下，在指定分区，请解释：对⽂件进⾏增、删、查、改是在做什么？

1. 查询操作
   • 查找文件属性：
     • 首先，根据inode号在inode表中定位对应的inode。inode表通常存储在每个块组中，通过inode号可以快速计算出inode在inode表中的位置。
     • 一旦找到inode，就可以读取其中存储的文件属性，如文件类型（是普通文件、目录、符号链接等）、访问权限、文件大小、创建时间、修改时间和访问时间等信息。
   • 读取文件内容：
     • inode中有一个i_block数组，它用于存储文件数据块的指针。对于小文件，文件数据可能直接通过i_block数组中的直接指针指向的数据块来读取。
     • 如果是较大的文件，可能会涉及间接指针。例如，一级间接指针指向的块中存储了其他数据块的地址，通过这些地址可以找到文件的其他数据部分。按照这种方式，根据inode中的指针信息，就可以将文件的数据块内容读取出来。
2. 增加操作（以增加文件内容为例）
   • 分配新的数据块（如果需要）：
     • 首先检查块位图，找到未使用的数据块。块位图记录了每个数据块的使用状态，通过查找其中为0的位对应的块，就可以确定空闲的数据块。
     • 然后更新块位图，将对应的位设置为1，表示该块已经被使用。
   • 更新inode指针信息：
     • 如果文件原来的数据块已经存满，需要增加新的数据块来存储新增的文件内容。对于小文件，可能直接使用i_block数组中剩余的直接指针来指向新分配的数据块。
     • 对于较大的文件，可能需要更新间接指针。例如，如果一级间接指针指向的块已经存满了数据块地址，就需要分配一个新的块来存储更多的数据块地址，并更新间接指针指向这个新块。
     • 同时，更新inode中的文件大小属性，以反映文件内容的增加。
3. 删除操作
   • 释放数据块：
     • 根据inode中的i_block指针，找到文件所占用的数据块。然后将这些数据块在块位图中的对应位设置为0，表示这些块已经空闲，可以被重新分配。
   • 释放inode：
     • 将inode在inode位图中的对应位设置为0，表示这个inode已经空闲。同时，可能会清除inode表中对应的inode内容，这样这个inode就可以被重新用于存储新文件的属性。
4. 修改操作（以修改文件内容为例）
   • 小修改（文件大小不变）：
     • 如果修改后的文件大小不变，只是内容改变，那么根据inode中的i_block指针找到文件的数据块，直接在这些数据块中修改文件内容即可。
   • 大修改（文件大小改变）：
     • 如果修改后的文件变大，需要先按照增加文件内容的方式分配新的数据块，更新inode指针和文件大小属性，然后将新的内容写入新分配的数据块和原来的数据块中。
     • 如果修改后的文件变小，需要先释放多余的数据块（将块位图中对应的位设置为0），然后更新inode中的文件大小属性和i_block指针（如果有指针指向了释放的数据块，需要进行调整），最后修改剩余数据块中的文件内容。

🔴结论：

• 分区之后的格式化操作，就是对分区进⾏分组，在每个分组中写⼊SB、GDT、Block Bitmap、InodeBitmap等管理信息，这些管理信息统称:⽂件系统
• 只要知道⽂件的inode号，就能在指定分区中确定是哪⼀个分组，进⽽在哪⼀个分组确定是哪⼀个inode
• 拿到inode⽂件属性和内容就全部都有了

下⾯，通过touch⼀个新⽂件来看看如何⼯作。

[root@localhost linux]# touch abc[root@localhost linux]# ls -i abc263466 abc

创建⼀个新⽂件主要有以下4个操作：

1. 存储属性
   内核先找到⼀个空闲的i节点（这⾥是263466）。内核把⽂件信息记录到其中。
2. 存储数据
   该⽂件需要存储在三个磁盘块，内核找到了三个空闲块：300,500，800。将内核缓冲区的第⼀块
   数据复制到300，下⼀块复制到500，以此类推。
3. 记录分配情况
   ⽂件内容按顺序300,500,800存放。内核在inode上的磁盘分布区记录了上述块列表。
4. 添加⽂件名到⽬录
   新的⽂件名abc。linux如何在当前的⽬录中记录这个⽂件？内核将⼊⼝（263466，abc）添加到
   ⽬录⽂件。⽂件名和inode之间的对应关系将⽂件名和⽂件的内容及属性连接起来。

---

🚩总结