好文分享：EXT文件系统机制原理详解

它只需确定一个数据——每个block的大小，再根据bmap至多只能占用一个完整的block的标准就能计算出块组如何划分。如果文件系统非常小，所有的bmap总共都不能占用完一个block，那么也只能空闲bmap的block了。

每个block的大小在创建文件系统时可以人为指定，不指定也有默认值。

假如现在block的大小是1KB，一个bmap完整占用一个block能标识1024*8= 8192个block(当然这8192个block是数据区和元数据区共8192个，因为元数据区分配的block也需要通过bmap来标识)。每个block是1K，每个块组是8192K即8M，创建1G的文件系统需要划分1024/8=128个块组，如果是1.1G的文件系统呢?128+12.8=128+13=141个块组。

每个组的block数目是划分好了，但是每个组设定多少个inode号呢?inode table占用多少block呢?这需要由系统决定了，因为描述"每多少个数据区的block就为其分配一个inode号"的指标默认是我们不知道的，当然创建文件系统时也可以人为指定这个指标或者百分比例。见后文"inode深入"。

使用dumpe2fs可以将ext类的文件系统信息全部显示出来，当然bmap是每个块组固定一个block的不用显示，imap比bmap更小所以也只占用1个block不用显示。

下图是一个文件系统的部分信息，在这些信息的后面还有每个块组的信息，其实这里面的很多信息都可以通过几个比较基本的元数据推导出来。

从这张表中能计算出文件系统的大小，该文件系统共4667136个blocks，每个block大小为4K，所以文件系统大小为4667136*4/1024/1024=17.8GB。

也能计算出分了多少个块组，因为每一个块组的block数量为32768，所以块组的数量为4667136/32768=142.4即143个块组。由于块组从0开始编号，所以最后一个块组编号为Group 142。如下图所示是最后一个块组的信息。

2. 文件系统的完整结构

将上文描述的bmap、inode table、imap、数据区的blocks和块组的概念组合起来就形成了一个文件系统，当然这还不是完整的文件系统。完整的文件系统如下图

首先，该图中多了Boot Block、Super Block、GDT、Reserver GDT这几个概念。下面会分别介绍它们。

然后，图中指明了块组中每个部分占用的block数量，除了superblock、bmap、imap能确定占用1个block，其他的部分都不能确定占用几个block。

最后，图中指明了Superblock、GDT和Reserved GDT是同时出现且不一定存在于每一个块组中的，也指明了bmap、imap、inode table和data blocks是每个块组都有的。

2.1 引导块

即上图中的Boot Block部分，也称为boot sector。它位于分区上的第一个块，占用1024字节，并非所有分区都有这个boot sector，只有装了操作系统的主分区和装了操作系统的逻辑分区才有。里面存放的也是boot loader，这段boot loader称为VBR(主分区装操作系统时)或EBR(扩展分区装操作系统时)，这里的Boot loader和mbr上的boot loader是存在交错关系的。开机启动的时候，首先加载mbr中的bootloader，然后定位到操作系统所在分区的boot serctor上加载此处的boot loader。如果是多系统，加载mbr中的bootloader后会列出操作系统菜单，菜单上的各操作系统指向它们所在分区的boot sector上。它们之间的关系如下图所示。

但是，这种方式的操作系统菜单早已经弃之不用了，而是使用grub来管理启动菜单。尽管如此，在安装操作系统时，仍然有一步是选择boot loader安装位置的步骤。

2.2 超级块(superblock)

既然一个文件系统会分多个块组，那么文件系统怎么知道分了多少个块组呢?每个块组又有多少block多少inode号等等信息呢?还有，文件系统本身的属性信息如各种时间戳、block总数量和空闲数量、inode总数量和空闲数量、当前文件系统是否正常、什么时候需要自检等等，它们又存储在哪里呢?

毫无疑问，这些信息必须要存储在block中。存储这些信息占用1024字节，所以也要一个block，这个block称为超级块(superblock)，它的block号可能为0也可能为1。如果block大小为1K，则引导块正好占用一个block，这个block号为0，所以superblock的号为1;如果block大小大于1K，则引导块和超级块同置在一个block中，这个block号为0。总之superblock的起止位置是第二个1024(1024-2047)字节。

使用df命令读取的就是每个文件系统的superblock，所以它的统计速度非常快。相反，用du命令查看一个较大目录的已用空间就非常慢，因为不可避免地要遍历整个目录的所有文件。

[root@xuexi ~]# df -hT 
Filesystem Type Size Used Avail Use% Mounted on 
/dev/sda3 ext4 18G 1.7G 15G 11% / 
tmpfs tmpfs 491M 0 491M 0% /dev/shm 
/dev/sda1 ext4 190M 32M 149M 18% /boot 

superblock对于文件系统而言是至关重要的，超级块丢失或损坏必将导致文件系统的损坏。所以旧式的文件系统将超级块备份到每一个块组中，但是这又有所空间浪费，所以ext2文件系统只在块组0、1和3、5、7幂次方的块组中保存超级块的信息，如Group9、Group25等。尽管保存了这么多的superblock，但是文件系统只使用第一个块组即Group0中超级块信息来获取文件系统属性，只有当Group0上的superblock损坏或丢失才会找下一个备份超级块复制到Group0中来恢复文件系统。

（编辑：PHP编程网 - 黄冈站长网）

【声明】本站内容均来自网络，其相关言论仅代表作者个人观点，不代表本站立场。若无意侵犯到您的权利，请及时与联系站长删除相关内容!