Ext2文件系统

一、Ext2物理结构

        Ext2第二代扩展文件系统（secend extended filesystem），是Linux内核所使用的文件系统。

Ext2文件系统特性：

        1.磁盘块分为组

        2.支持快速符号链接

        3.在启动时支持对文件系统的状态进行自动的一致性检查

        4.Ext2的索引节点中引入新的字段（快片、删除逻辑、日志）

1. 磁盘块分为组

Ext2将磁盘空间划分为多个连续的块组（Block Group），每个块组包含数据块、索引节点（inode）和控制结构（如超级块备份、块位图、inode位图）。这种设计的目的是：

• 减少磁头移动：相邻数据块和inode的物理位置靠近，提升连续读写的效率。
• 增强可靠性：每个块组备份超级块和组描述符，即使部分块组损坏，仍可通过备份恢复数据。
• 优化碎片管理：通过块组内的预分配机制（如为文件预留连续块），减少文件碎片。

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2. 支持快速符号链接

Ext2对符号链接（Symbolic Link）进行了优化：

• 若符号链接的路径名不超过60字节，则直接存储在inode的i_block[]字段中，无需额外分配数据块。
• 这种设计避免了读取数据块的开销，显著缩短了符号链接的解析时间。

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3. 启动时支持自动一致性检查

Ext2通过外部工具e2fsck（Ext2文件系统检查工具）实现自动一致性检查，触发条件包括：

• 系统崩溃后：检查元数据（如超级块、inode、目录结构）是否一致。
• 挂载次数或时间阈值：例如每挂载30次或超过180天未检查时强制触发。
• 修复机制：例如修复inode硬链接计数错误或孤立文件。

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4. 索引节点中的新字段

问题中提到的“快片、删除逻辑、日志”属于Ext2的扩展功能或未来计划，但需注意部分特性并未在原生Ext2中完全实现：

• 块碎片化（Block Fragmentation）：
  允许将多个小文件片段存储在同一块中，以减少空间浪费。该功能在Ext2设计中被提及，但实际依赖外部补丁或后续文件系统（如Ext4）实现。
• 逻辑删除（Undelete）：
  Ext2的inode预留了逻辑删除支持字段，但原生功能需借助外部工具（如e2undel）恢复已删除文件。
• 日志（Journaling）：
  原生Ext2不支持日志功能，日志功能是Ext3的核心改进。但Ext2的inode结构中预留了字段，允许通过外部补丁或转换为Ext3实现日志。       

        必须建立各种结构（在内核中定义为 C 语言数据类型），来存放文件系统的数据，包括文件内容、目录层次结构的表示、相关的管理数据（如访问权限或与用户和组的关联），以及用于管理文件系统内部信息的元数据。这些对从块设备读取数据进行分析而言，都是必要的。

        这些结构的持久副本显然需要存储在硬盘上，这样数据在两次会话之间不会丢失。下一次启动重新激活内核时，数据仍然是可用的。因为硬盘和物理内存的需求不同，同一数据结构通常会有两个版本。一个用于在磁盘上的持久存储，另一个用于在内存中的处理。

 

1.Ext2文件系统专注于高性能

        支持块变长，使得文件系统能够处理预期的应用；快速符号链接，如果链接目标的路径足够短，则将其存储在inode自身中；将扩展能力集成到设计当中，从旧版本迁移到新版本时，无需重新格式化和重新加载硬盘；Ext2有一个非常大的有点（与现代文件系统相比，Ext2文件系统的代码非常紧凑，与JFS的超过30000行代码，XFS大约90000行代码相比，Ext2用不超过10000行代码足以实现）。

2.块（block）有两个含义

        a.有些文件系统存储在面向块的设备上，与设备之间的数据传输都以块为单位进行，不会传输单个字符。

        b.Ext2文件系统是一种基于块的文件系统，它将硬盘划分为若干个块，每个块的大小都相同，按块管理元数据和文件内容。

        块组是该文件系统的基本成分，容纳文件系统其他结构，每个文件系统都由大量块组成，直接在硬盘上相继排列。

1. 超级块

• 作用：超级块是存储文件系统自身元数据的核心结构，包含文件系统的整体信息（如块大小、块组数量、inode 总数等）。
• 特性：内核仅通过第一个块组的超级块读取文件系统元信息，它是文件系统初始化、挂载等操作的关键依据，记录着文件系统的 “全局配置”。

2. 组描述符

• 作用：反映文件系统中各个块组的状态，例如块组中空闲块数量、空闲 inode 数量、块位图位置、inode 位图位置等。
• 特性：每个块组都保存了文件系统中所有块组的组描述符信息。这意味着无论访问哪个块组，都能获取到整个文件系统块组的状态，便于统一管理和资源分配。

3. 数据块位图和 inode 位图

• 作用：
  • 数据块位图：通过二进制位（比特位）记录块组中数据块的使用状态，每一位对应一个块（如 “0” 表示空闲，“1” 表示已占用）。
  • inode 位图：同样以二进制位记录块组中 inode 的使用状态，标记哪些 inode 已分配给文件 / 目录，哪些空闲。
• 特性：两者是文件系统管理存储资源（块与 inode）的 “地图”，通过位图可快速定位空闲或已用资源。

4. inode 表

• 作用：保存块组中所有 inode 的数据。每个 inode 记录了文件或目录的元数据，包括文件大小、权限、所有者、数据块指针（指向文件内容所在的数据块）等关键信息。
• 特性：文件系统通过 inode 表管理文件 / 目录的属性和数据关联，是文件元数据的核心存储单元，读取文件属性或定位文件内容时，都依赖 inode 表的信息。

 

二、Ext2数据结构

1.超级块

        超级块是文件系统的核心结构，保存了文件系统所有的特征数据。内核在装载文件系统时，最先看到的就是超级块的内容，使用ext2_super_block定义。

         s_magic字段存储一个魔数，该数值确认装载的文件系统确实是Ext2类型，s_minor_rev_level用于区分文件系统的不同版本。

2.组描述符

        每个块组都是一个组描述符的集合，紧随超级块之后。其中保存的信息反映了文件系统每个块组的内容，因此不仅关系到当前块组的数据块，还与其他块组的数据块和inode块相关。用于定义单个组描述符的数据结构比超级块结构短得多。

1. 组描述符的作用：楼层管理员的 “全局地图”

• 每个楼层管理员（块组）都有一张完整的 “图书馆地图”：
  组描述符记录了整个文件系统中所有块组的状态，比如每个楼层（块组）有多少空书架（空闲 inode）、多少空位置（空闲数据块）、以及这些空位置的具体分布（位图位置）。
  这意味着，即使你在第 3 层（块组 3），也能通过组描述符知道第 1 层（块组 1）是否有空书架，方便快速分配资源。

2. 组描述符的结构：比超级块更 “精简”

• 超级块相当于图书馆的 “总规划图”，记录整个图书馆的总面积、楼层数、书籍存储规则等全局信息。
• 组描述符则像楼层管理员的 “速查表”，只关注每个楼层的实时状态（如当前空书架数量、空位置分布），数据结构更短，读取更快。
  例如：
  • 总规划图（超级块）可能有几十页纸，而速查表（组描述符）每页只记录关键指标，如 “第 3 层：空书架 3 个，空位置 5 个，位图在第 X 页”。

3. 为什么每个块组都要保存所有组描述符？

• 冗余备份，防止单点故障：
  如果所有组描述符只保存在第 1 层（块组 0），一旦第 1 层损坏，整个图书馆的管理就会瘫痪。
  因此，每个楼层都复制一份完整的组描述符，这样即使某个楼层着火，其他楼层的管理员仍能通过自己手中的地图继续管理整个图书馆。

 

3.inode

        每个块组都包含一个inode位图和一个本地inode表，inode表可能延续到几个块。位图的内容与本地块组相关，不会复制到文件系统的任何其他位置。inode位图用于概述块组中已用的和空闲的inode。

4.目录和文件 

        文件系统的拓扑结构，在经典UNIX文件系统中，目录不过是一种特殊的文件，其中是inode指针和对应的文件名列表，表示了当前目录下的文件和子目录。对于Ext2文件系统也是这样。每个目录表示为一个inode，会对其分配数据块。数据块中包含了用于描述目录项的结构。

5.访问文件流程

1. 用户发起请求：“我要读 /home/user/doc.txt”

• 类比：读者对图书管理员说：“我要借 1 楼 / 科技区 / 张三 / 文档.txt”。
• 系统响应：从根目录开始，逐层解析路径，找到文件的 inode。

2. 第一步：解析路径，找到文件的 inode

（1）根目录（/）的 inode

• 组描述符：记录根目录所在的块组（假设在块组 1）。
• 根目录的 inode 表：在块组 1 的 inode 表中找到根目录的 inode（通常是 inode 2）。
• 根目录的数据块：存储目录项，例如：

（2）进入 home 目录

• 根据 inode 100：找到 home 目录的元数据（权限、大小等），并读取其数据块。
• home 目录的数据块：存储子目录项，例如：

（3）进入 user 目录

• 根据 inode 300：找到 user 目录的元数据，并读取其数据块。
• user 目录的数据块：存储文件和子目录项，例如：

（4）找到目标文件 doc.txt 的 inode

• 根据 inode 400：获取文件的元数据（如文件大小、创建时间、数据块指针）。

3. 第二步：通过 inode 读取数据块

（1）inode 的数据块指针结构

假设 inode 400 的数据块指针如下：

• 直接块指针：指向前 12 个数据块（块号 1000~1011）。
• 间接块指针：指向一个块，该块存储额外的块号（如块 1012）。
• 双重间接块指针：指向一个块，该块存储多个间接块指针（适用于大文件）。

（2）读取所有数据块

• 小文件：直接通过直接块指针读取前 12 个块。
• 中等文件：读取直接块后，再读取间接块中的额外块号。
• 大文件：递归读取双重间接块、三重间接块等。

（3）示例流程

假设 doc.txt 占用 15 个块：

1. 读取直接块指针指向的 12 个块（1000~1011）。
2. 读取间接块指针指向的块 1012，其中包含块号 1013~1024。
3. 最终读取块 1000~1024 的内容，拼接成完整文件。

4. 第三步：将数据块内容返回给用户

• 内核将数据块内容从磁盘读取到内存缓冲区。
• 用户程序通过系统调用获取内存中的数据，完成读取操作。

        可以这样理解磁盘中有多个块组，一个块组有多个块，每个块为4KB，每个块组都有超级块，当然其他块组的超级快都是第一个块组超级块的备份，每个块组还有组描述符,inode位图、表以及数据块。可以类比以下图片：

 

三、Ext2文件系统操作

        虚拟文件系统和具体实现之间的关联大体上有3个结构建立，结构中包含一系列函数指针。所有的文件系统都必须实现该关联。

        Ext2文件系统对不同的文件类型提供了不同的file_operations实例。很自然，最常用的变体适用于普通文件。

         目录也有自身的file_operations实例：

        目录有更多可用的inode操作：

        文件系统和块层通过address_space_operations关联：

         此结构用于与超级块交互：