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📝ext2 ⽂件系統

🌠 宏觀認識

所有的準備⼯作都已經做完，是時候認識下⽂件系統了。我們想要在硬盤上儲⽂件，必須先把硬盤格式化為某種格式的⽂件系統，才能存儲⽂件。⽂件系統的⽬的就是組織和管理硬盤中的⽂件。在Linux 系統中，最常⻅的是ext2系列的⽂件系統。其早期版本為ext2，後來⼜發展出ext3和ext4。ext3 和ext4雖然對ext2進⾏了增強，但是其核⼼設計並沒有發⽣變化，我們仍是以較⽼的ext2作為演⽰對象。

ext2⽂件系統將整個分區劃分成若⼲個同樣⼤⼩的塊組(BlockGroup)，如下圖所⽰。只要能管理⼀個分區就能管理所有分區，也就能管理所有磁盤⽂件。

上圖中啓動塊（BootBlock/Sector）的⼤⼩是確定的，為1KB，由PC標準規定，⽤來存儲磁盤分區信息和啓動信息，任何⽂件系統都不能修改啓動塊。啓動塊之後才是ext2⽂件系統的開始。

🌉 Block Group

ext2⽂件系統會根據分區的⼤⼩劃分為數個BlockGroup。⽽每個BlockGroup都有着相同的結構組成。 政府管理各區的例⼦：

1. 類比政府管理各區來理解BlockGroup結構

• 超級塊（Superblock）副本 - 相當於區政府管理中心

• 就像每個區都有一個管理中心（超級塊副本），在文件系統中，每個BlockGroup都有超級塊副本。它存儲了文件系統的關鍵信息，如文件系統的類型（這裏是ext2）、塊大小、inode數量等。
• 這就好比區政府管理中心掌握着本區的基本規劃信息（如區域面積大小、功能分區數量等）。而且這些信息是非常重要的，當主超級塊損壞時，這些副本可以用於恢復文件系統的基本參數。

• 塊位圖（Block Bitmap） - 類似土地資源管理部門

• 塊位圖負責記錄塊的使用情況，就像土地資源管理部門記錄區內土地（塊）的使用狀態一樣。如果塊位圖中的某一位為1，表示對應的塊已經被使用；為0則表示塊未被使用。
• 當需要分配新的土地（數據塊）用於存儲文件數據時，這個“土地資源管理部門”（塊位圖）就會查找未使用的土地（空閒塊）來進行分配。

• inode位圖（inode Bitmap） - 類似居民信息登記部門

• inode位圖用於記錄inode的使用狀態，類似於居民信息登記部門記錄區內居民（inode）的居住（使用）情況。一位為1表示對應的inode已經被使用，為0表示未被使用。
• 當有新居民（新文件）要入住（創建）時，這個“居民信息登記部門”（inode位圖）就會查找空閒的居民名額（空閒inode）來登記新居民（存儲文件屬性）。

• inode表（inode Table） - 類似居民檔案庫

• inode表就像是一個居民檔案庫，每個inode（居民檔案）存儲了文件（居民）的各種屬性信息，如文件的類型（普通文件、目錄、符號鏈接等）、文件的訪問權限、文件的大小、文件的創建時間、修改時間、訪問時間以及最重要的文件數據塊指針。
• 當需要查詢某個居民（文件）的詳細信息（屬性）時，就會通過居民編號（inode編號）在這個“居民檔案庫”（inode表）中查找對應的檔案（inode）。

• 數據塊（Data Blocks） - 類似居民住宅和商業用地等實際土地用途區域

• 數據塊是真正存儲文件數據內容的地方，就好比區內的居民住宅、商業用地等實際使用的土地。對於小文件，可能只佔用少量的數據塊，就像小商店只佔用一小塊土地一樣；而大文件可能會佔用多個數據塊，如同大型商場需要佔用大面積的土地。

🌠塊組內部構成

🌉超級塊（SuperBlock）

存放⽂件系統本⾝的結構信息，描述整個分區的⽂件系統信息。記錄的信息主要有：bolck和inode的總量，未使⽤的block和inode的數量，⼀個block和inode的⼤⼩，最近⼀次掛載的時間，最近⼀次寫⼊數據的時間，最近⼀次檢驗磁盤的時間等其他⽂件系統的相關信息。SuperBlock的信息被破壞，可以説整個⽂件系統結構就被破壞了

超級塊在每個塊組的開頭都有⼀份拷⻉（第⼀個塊組必須有，後⾯的塊組可以沒有）。為了保證⽂ 件系統在磁盤部分扇區出現物理問題的情況下還能正常⼯作，就必須保證⽂件系統的superblock信 息在這種情況下也能正常訪問。所以⼀個⽂件系統的superblock會在多個blockgroup中進⾏備份， 這些superblock區域的數據保持⼀致。

/*
 * 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）

塊組描述符表，描述塊組屬性信息，整個分區分成多個塊組就對應有多少個塊組描述符。每個塊組描述符存儲⼀個塊組的描述信息，如在這個塊組中從哪⾥開始是inodeTable，從哪⾥開始是Data Blocks，空閒的inode和數據塊還有多少個等等。塊組描述符在每個塊組的開頭都有⼀份拷⻉。

// 磁盤級blockgroup的數據結構
/*
 * 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];
};

🌉塊位圖（BlockBitmap）

BlockBitmap中記錄着DataBlock中哪個數據塊已經被佔⽤，哪個數據塊沒有被佔⽤

🌉inode位圖（InodeBitmap）

每個bit表⽰⼀個inode是否空閒可⽤。

🌉i節點表(InodeTable)

• 存放⽂件屬性如⽂件⼤⼩，所有者，最近修改時間等
• 當前分組所有Inode屬性的集合
• inode編號以分區為單位，整體劃分，不可跨分區

🌉Data Block

數據區：存放⽂件內容，也就是⼀個⼀個的Block。根據不同的⽂件類型有以下⼏種情況：

🌉塊位圖（BlockBitmap）

• 對於普通⽂件，⽂件的數據存儲在數據塊中。
• 對於⽬錄，該⽬錄下的所有⽂件名和⽬錄名存儲在所在⽬錄的數據塊中，除了⽂件名外，ls-l命令看到的其它信息保存在該⽂件的inode中。
• Block 號按照分區劃分，不可跨分區

🌠inode和datablock映射(弱化)

• inode內部存在_ _le32 i_block[EXT2_N_BLOCKS];/* Pointers to blocks */ , EXT2_N_BLOCKS =15,就是⽤來進⾏inode和block映射的
• 這樣⽂件=內容+屬性，就都能找到了。

思考： 請解釋：知道inode號的情況下，在指定分區，請解釋：對⽂件進⾏增、刪、查、改是在做什麼？

1. 查詢操作

• 查找文件屬性：

• 首先，根據inode號在inode表中定位對應的inode。inode表通常存儲在每個塊組中，通過inode號可以快速計算出inode在inode表中的位置。
• 一旦找到inode，就可以讀取其中存儲的文件屬性，如文件類型（是普通文件、目錄、符號鏈接等）、訪問權限、文件大小、創建時間、修改時間和訪問時間等信息。

• 讀取文件內容：

• inode中有一個i_block數組，它用於存儲文件數據塊的指針。對於小文件，文件數據可能直接通過i_block數組中的直接指針指向的數據塊來讀取。
• 如果是較大的文件，可能會涉及間接指針。例如，一級間接指針指向的塊中存儲了其他數據塊的地址，通過這些地址可以找到文件的其他數據部分。按照這種方式，根據inode中的指針信息，就可以將文件的數據塊內容讀取出來。

2. 增加操作（以增加文件內容為例）

• 分配新的數據塊（如果需要）：

• 首先檢查塊位圖，找到未使用的數據塊。塊位圖記錄了每個數據塊的使用狀態，通過查找其中為0的位對應的塊，就可以確定空閒的數據塊。
• 然後更新塊位圖，將對應的位設置為1，表示該塊已經被使用。

• 更新inode指針信息：

• 如果文件原來的數據塊已經存滿，需要增加新的數據塊來存儲新增的文件內容。對於小文件，可能直接使用i_block數組中剩餘的直接指針來指向新分配的數據塊。
• 對於較大的文件，可能需要更新間接指針。例如，如果一級間接指針指向的塊已經存滿了數據塊地址，就需要分配一個新的塊來存儲更多的數據塊地址，並更新間接指針指向這個新塊。
• 同時，更新inode中的文件大小屬性，以反映文件內容的增加。

3. 刪除操作

• 釋放數據塊：

• 根據inode中的i_block指針，找到文件所佔用的數據塊。然後將這些數據塊在塊位圖中的對應位設置為0，表示這些塊已經空閒，可以被重新分配。

• 釋放inode：

• 將inode在inode位圖中的對應位設置為0，表示這個inode已經空閒。同時，可能會清除inode表中對應的inode內容，這樣這個inode就可以被重新用於存儲新文件的屬性。

4. 修改操作（以修改文件內容為例）

• 小修改（文件大小不變）：

• 如果修改後的文件大小不變，只是內容改變，那麼根據inode中的i_block指針找到文件的數據塊，直接在這些數據塊中修改文件內容即可。

• 大修改（文件大小改變）：

• 如果修改後的文件變大，需要先按照增加文件內容的方式分配新的數據塊，更新inode指針和文件大小屬性，然後將新的內容寫入新分配的數據塊和原來的數據塊中。
• 如果修改後的文件變小，需要先釋放多餘的數據塊（將塊位圖中對應的位設置為0），然後更新inode中的文件大小屬性和i_block指針（如果有指針指向了釋放的數據塊，需要進行調整），最後修改剩餘數據塊中的文件內容。

🔴結論：

• 分區之後的格式化操作，就是對分區進⾏分組，在每個分組中寫⼊SB、GDT、Block Bitmap、InodeBitmap等管理信息，這些管理信息統稱:⽂件系統
• 只要知道⽂件的inode號，就能在指定分區中確定是哪⼀個分組，進⽽在哪⼀個分組確定是哪⼀個inode
• 拿到inode⽂件屬性和內容就全部都有了

下⾯，通過touch⼀個新⽂件來看看如何⼯作。

[root@localhost linux]# touch abc
 [root@localhost linux]# ls -i abc
 263466 abc

創建⼀個新⽂件主要有以下4個操作：

1. 存儲屬性內核先找到⼀個空閒的i節點（這⾥是263466）。內核把⽂件信息記錄到其中。
2. 存儲數據該⽂件需要存儲在三個磁盤塊，內核找到了三個空閒塊：300,500，800。將內核緩衝區的第⼀塊數據複製到300，下⼀塊複製到500，以此類推。
3. 記錄分配情況⽂件內容按順序300,500,800存放。內核在inode上的磁盤分佈區記錄了上述塊列表。
4. 添加⽂件名到⽬錄新的⽂件名abc。linux如何在當前的⽬錄中記錄這個⽂件？內核將⼊⼝（263466，abc）添加到⽬錄⽂件。⽂件名和inode之間的對應關係將⽂件名和⽂件的內容及屬性連接起來。