Linux的EXT和XFS文件系统

EXT 文件系统

一、ext 系统的核心设计

1、数据存放区

• 数据存放区里面的元素比较稳定，磁盘格式化后就固定下来了

inode

• 记录文件的权限、属性和数据所在块block的号码，每个文件都有且仅有一个的inode，每个inode都有自己的编号，可以把inode简单地理解为文档索引
• 系统读取文件时需要先找到 inode，并分析 inode 所记录的权限与用户是否符合，若符合才能够开始读取文件内容

通过 ll -i 可以查看文件对应的 inode 号码

inode table

• 记录了文件系统所有inode 的编号

block

• 真正存储文件的地方，也叫数据区块(data block)，每个block都有自己的编号，Ext2支持的单位block容量仅为1k、2k、4k
• 一个block只能存一个文件，一个文件太大的话可以分散到多个 block，block的容量过大容易造成空间浪费，过小会影响文件系统的性能

2、元数据（metadata）

• 这些元素是为了维持文件系统状态而设计出来的，当新增、编辑、删除文档时，都需要变更这些状态信息

superblock(超级块)

• 记录文件系统(filesystem)的整体信息，包括inode/block的总量、使用量、剩余量、大小、以及文件系统的格式和相关信息。
• 整个文件系统的基本信息全部记录在superblock，大小一般为1K，这个东西很重要的说

block bitmap(区块对照表)

• block bitmap 记录所有使用和未使用的block号码

inode bitmap(inode 对照表)

• 记录已使用和未使用的inode号码

block group(区块群组)

• 磁盘的容量特别大的时候，inode和block的数量也会非常庞大
• 为了便于管理，Ext文件系统在格式化时，引入了区块群组(block group)的概念，就是将一个完整的文件系统划分为很多个BG
• 每个区块群组都保持独立inode/block/superblock，拥有固定数量的block，这样就做到了化整为零
• 注意事项：文件系统的superblock只有一个，所以除了第一个block group含有superblock外，后续block group都可能会含有备份的superblock，目的就是为了避免superblock单点无法救援的问题

group descriptor

• 描述每个区段(block group)开始和结束的block号码，以及说明每个区段(inodemap、blockmap、inode table)分别介于哪些block号码之间

二、补充说明

查看文件系统信息的命令（读取superblock）

• 对EXT文件系统：dumpe2fs /dev/sda1
• 对XFS文件系统：xfs_growfs /dev/sda1或者xfs_info /dev/sda1

关于 inode 的扩容

• 一个文件对应一个 inode，一个inode只有128Byte或者256Byte
• 如果一个文件特别大，需要很多的block才能记录，那么一个inode就可能无法记录所有的block 的编号了
• 所以inode记录block号码的区域被设计为12个直接、一个间接、一个双间接、一个三间接记录区，这样就极大的对inode进行了扩容
• 所谓的间接记录就是用inode记录一个特殊的block，再用这个 block 来记录存放数据的block 的编号，通过这样的方式大大提升了文件系统中单个文件容量的上限
  

文件的读取

• 目录至少有一个对应的inode和block，inode 记录该目录的相关权限与属性和分配到的那块 block 号码， 而 block 则是记录在这个目录下的文件名与该文件名占用的 inode 号码数据
• 文件的读取从根目录开始，按照 inode->block->inode->block… 这样的形式一直往下读取，直到读到目标文件存数据的block，其中夹杂了一系列的权限的判断

文件系统大小与磁盘读取性能

• 一个分区太大的时候，有可能会导致一个文件存储数据的 block 过于分散，读取文件的效率就会比较低
• 文件数据离散最好的解决方法就是先把文件复制出来，将分区格式化后在复制回去
• 需要我们注意的是分区不是越大越好，根据实际的需要进行分区才是最合理的

EXT系统新建文件或者目录的过程

• 先确定用户对于欲新增文件的目录是否具有 w 与 x 的权限，若有的话才能新增；
• 根据 inode bitmap 找到没有使用的 inode 号码，并将新文件的权限/属性写入；
• 根据 block bitmap 找到没有使用中的 block 号码，并将实际的数据写入 block 中，且升级 inode 的 block 指向数据；
• 将刚刚写入的 inode 与 block 数据同步升级 inode bitmap 与 block bitmap，并升级 superblock 的内容。

数据的不一致状态

• 新建文件或者目录的时候万一遇到意外的情况，就可能出现数据已经写入 block，但是 metadata 的内容却没有更新的情况，此时就会发生 metadata 的内容与实际数据存放区产生不一致的情况了。
• 可以通过 e2fsck 来进行一致性检查，但是这种检查是全盘扫描，费时费力

日志式文件系统

• 就是在文件系统中专门划分一块出来记录文件的新增和修改的信息，一旦发生意外就可以通过日志来进行检查恢复，而不需要进行全盘的扫描了，效率就大大提高了，也解决了数据不一致的状态
• ext2是非日志的文件系统，ext3是带日志的，ext2转ext3无需重新格式化，只需要加一个日志记录区就可以了

硬盘加载到内存经过修改的数据会不定时自动同步到硬盘，从而保持硬盘和内存数据的一致性，用 sync 命令可以手动同步

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XFS 文件系统

一、XFS 和 EXT 文件系统的比较

1、EXT

• 一句话总结EXT的特点就是：支持度最广、但格式化超慢
• EXT文件系统，在文件格式化时，采用的是规划出所有的inode、区块、元数据等数据，未来系统可以直接使用，不需要再进行动态配置，但是这个做法在早期磁盘容量还不大的时候可以使用，当使用磁盘容量在TB以上的时候，ext文件系统格式化会消耗相当多的时间

2、XFS

• XFS一种高性能的日志文件系统，几乎具备所有EXT4支持的功能，而且特别擅长处理超大文件，同时提供平滑的数据传输

二、XFS 系统的三个分区

一、数据区(data section)

概念

• xfs将这个区域分为多个存储区群组（allocation groups，AG）类似于ext文件系统的区块群组，每个AG都相当于一个独立的文件系统
• 存储区群组AG包含了超级区块、剩余空间的管理机制和inode的分配与追踪等信息
• inode与区块都是系统需要用到时才动态配置产生，因此格式化操作很快

关于block和inode的容量

• block：可在512B-64KB之间调整（在Linux环境下最高可以使用的区块大小为4k，超过这个值linux无法挂载）
• inode：容量可在256B-2MB之间，不过保留256B默认值就够用了

二、日志区（log section）

概念

• 这个区域主要用来记录文件系统的变化
• 文件的变化都会在这里被记录下来，直到该变化完整地写入到数据区后，该条记录才会被结束
• 如果文件系统因为某些缘故而损坏时，系统会拿这个登录区块来进行检测，看看系统挂掉之前，文件系统正在运行啥操作，借以快速地修复文件系统

注意

• 因为系统所有讲的操作都会在这个区块做记录，所以这个区块的磁盘活动相当的频繁
• 可以指定外部的磁盘来作为xfs文件系统的日志区块
• 现在固态硬盘都普及了，可以将SSD磁盘作为xfs的登录区，这样可以更快速地工作

三、实时运行区（realtime section）

概念

• 当文件要被建立时，xfs会在这个区段里面找到一到数个extent区块，将文件放置在这个区块内，等到分配完毕后，再写入到数据区的inode与区块中
• extent区块有点类似缓冲区的意思

extent区块

• extent区块的大小在格式化的时候就已经指定好了，最小值是4K，最大可达1G
• 这个extent最好不要乱动，因为会影响到磁盘性能

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参考文章：http://www.360doc.com/content/18/0626/15/55348351_765546697.shtml