概述

 

        本篇博客主要关注ext2文件系统的磁盘布局，即ext2会在格式化时将磁盘划分成什么样子。

 

ext2磁盘布局

 

        任何Ext2分区中的第一个块从不受Ext2文件系统的管理，因为这一块是为分区的引导扇区所保留的。Ext2分区的其余部分被分割成块组（block group），每个块组的分布图如下图1所示。正如你从图中所看到的，一些数据结构正好可以放在一块中，而另一些可能需要更多的块。在Ext2文件系统中的所有块组大小相同并被顺序存放，因此，内核可以从块组的整数索引很容易地得到磁盘中一个块组的位置。

图1 ext2 磁盘布局

 

由于内核尽可能地把属于同一个文件的数据块存放在同一块组中，所以块组可有效地提高文件连续性。每个块组均包含如下方面的信息：

文件系统超级块的拷贝；

文件系统所有块组描述符；

块组数据块位图；

inode表位图；

inode表；

块组内的数据块。

        事实上，只有块组0中所包含超级块和组描述符才由内核使用，而其余的超级块和组描述符都保持不变，内核甚至不考虑它们。当e2fsck程序对Ext2文件系统的状态执行一致性检查时，就引用存放在块组0中的超级块和组描述符，然后将它们拷贝到其他所有的块组中。如果出现数据损坏，并且块组0中的主超级块和主描述符变为无效，那么，系统管理员就可以命令e2fsck引用存放在某个块组（除了第一个块组）中的超级块和组描述符的旧拷贝。通常情况下，这些多余的拷贝所存放的信息足以让e2fsck把Ext2分区带回到一个一致的状态。

        那么每个ext2文件系统到底有多少块组呢？这取决于分区的大小和块的大小。其主要限制在于块位图，块位图用来标识一个块组中块的占用和空闲状况，而且ext2块位图只占据一个单独的数据块。所以，每组中至多可包含8×b个块，b是以字节为单位的块大小。例如，一个块大小是 1024 Byte，那么，一个块的位图就有8192个位，正好就对应8192个块。因此，块组的总数大约是c/8×b，这里c是指分区所包含的总块组数。

        举例说明，让我们考虑一下32GB的Ext2分区，换算成KB就是33554432，假定块大小为4KB。在这种情况下，每个4KB的块位图描述32KB个数据块，即128MB。因此，最多需要33554432 / 4096 * 32 = 256个块组。显然，块越大，块组数越小。

        inode表用于存储块组内文件的inode信息，而且只存储该块组内存储文件的inode，我们知道inode是一个文件元数据的全部，是文件身份的象征，没有inode，文件在磁盘上就是不可见的。ext2文件系统格式化时，块组内的inode表空间也一并分配好，也就意味着该块组内能存储多少个文件是确定的，那么这个值是如何确定的呢，依稀记得mkfs.ext2在格式化时，会将块组存储文件的平均大小设定为16KB，这样，知道了块组大小和文件平均大小就可以计算块组内存储文件数量了。

        inode位图用来管理块组内空闲inode分配情况。

        数据块用来存储块组内的文件数据，使用位图方式管理空闲数据块。

        至此，我们已经大概了解了ext2文件系统的磁盘布局，ext2这种布局方式是源自FFS的设计思想：尽量将文件的数据元数据连续存放，同时尽量将相关文件连续存放，所谓的相关文件诸如相同目录下的所有文件，ext2的块组思想就是连续的最好体现，关于ext2的文件创建和数据块分配后续还会仔细研究。

 

 

概述

 

        本篇博客主要描述ext2文件系统中的各种典型元数据结构，其中包括

文件系统级别的元数据，如超级块，块组描述符等，也包括

文件级的元数据，如文件目录项，文件inode等。

 

ext2超级块

 

      这里的超级块指的是ext2文件系统存储在磁盘上的超级块结构，之所以这么说是因为每个文件系统除了存储在磁盘上的超级块外，还在内存中也存储了一个超级块结构，基本上内存中的超级块是在磁盘超级块的基础上增加了一些额外的管理信息而成，因此，在这里我们主要关注的是ext2存储在磁盘上的超级块的数据结构。

ext2磁盘超级块的定义如下：

 

1 /* 2  * Structure of the super block 3  */ 4 struct ext2_super_block { 5 __le32 s_inodes_count; /* Inodes count 索引节点总数*/ 6 __le32 s_blocks_count; /* Blocks count 块大小，即文件系统以块为单位的大小*/ 7 __le32 s_r_blocks_count; /* Reserved blocks count */ 8 __le32 s_free_blocks_count; /* Free blocks count */ 9 __le32 s_free_inodes_count; /* Free inodes count */ 10 __le32 s_first_data_block; /* First Data Block */ 11 __le32 s_log_block_size; /* Block size */ 12 __le32 s_log_frag_size; /* Fragment size */ 13 __le32 s_blocks_per_group; /* # Blocks per group 每个块组中的块数*/ 14 __le32 s_frags_per_group; /* # Fragments per group */ 15 __le32 s_inodes_per_group; /* # Inodes per group 每个块组中的索引节点个数*/

16     __le32    s_mtime;        /* Mount time */17     __le32    s_wtime;        /* Write time */ 18 __le16 s_mnt_count; /* Mount count */ 19 __le16 s_max_mnt_count; /* Maximal mount count */ 20 __le16 s_magic; /* Magic signature */ 21 __le16 s_state; /* File system state */ 22 __le16 s_errors; /* Behaviour when detecting errors */ 23 __le16 s_minor_rev_level; /* minor revision level */ 24 __le32 s_lastcheck; /* time of last check */ 25 __le32 s_checkinterval; /* max. time between checks */ 26 __le32 s_creator_os; /* OS */ 27 __le32 s_rev_level; /* Revision level */ 28 __le16 s_def_resuid; /* Default uid for reserved blocks */ 29 __le16 s_def_resgid; /* Default gid for reserved blocks */ 30 /* 31 * These fields are for EXT2_DYNAMIC_REV superblocks only. 32 * 33 * Note: the difference between the compatible feature set and 34 * the incompatible feature set is that if there is a bit set 35 * in the incompatible feature set that the kernel doesn't 36 * know about, it should refuse to mount the filesystem. 37 * 38 * e2fsck's requirements are more strict; if it doesn't know 39 * about a feature in either the compatible or incompatible 40 * feature set, it must abort and not try to meddle with 41 * things it doesn't understand... 42 */ 43 __le32 s_first_ino; /* First non-reserved inode */ 44 __le16 s_inode_size; /* size of inode structure */ 45 __le16 s_block_group_nr; /* block group # of this superblock */ 46 __le32 s_feature_compat; /* compatible feature set */ 47 __le32 s_feature_incompat; /* incompatible feature set */ 48 __le32 s_feature_ro_compat; /* readonly-compatible feature set */ 49 __u8 s_uuid[16]; /* 128-bit uuid for volume */ 50 char s_volume_name[16]; /* volume name */ 51 char s_last_mounted[64]; /* directory where last mounted */ 52 __le32 s_algorithm_usage_bitmap; /* For compression */ 53 /* 54 * Performance hints. Directory preallocation should only 55 * happen if the EXT2_COMPAT_PREALLOC flag is on. 56 */ 57 __u8 s_prealloc_blocks; /* Nr of blocks to try to preallocate*/ 58 __u8 s_prealloc_dir_blocks; /* Nr to preallocate for dirs */ 59 __u16 s_padding1; 60 /* 61 * Journaling support valid if EXT3_FEATURE_COMPAT_HAS_JOURNAL set. 62 */ 63 __u8 s_journal_uuid[16]; /* uuid of journal superblock */ 64 __u32 s_journal_inum; /* inode number of journal file */ 65 __u32 s_journal_dev; /* device number of journal file */ 66 __u32 s_last_orphan; /* start of list of inodes to delete */ 67 __u32 s_hash_seed[4]; /* HTREE hash seed */ 68 __u8 s_def_hash_version; /* Default hash version to use */ 69 __u8 s_reserved_char_pad; 70 __u16 s_reserved_word_pad; 71 __le32 s_default_mount_opts; 72 __le32 s_first_meta_bg; /* First metablock block group */ 73 __u32 s_reserved[190]; /* Padding to the end of the block */ 74 };

可以看到，ext2磁盘超级块结构中大部分是描述整个文件系统的信息，如文件系统中块组的数量，inode数量，磁盘块的数量等等，不一而足，基本上从代码的注释我们就能比较清楚各个成员的含义，而且在后续的文章中我们或多或少地也会遇到这些成员，另外ext2超级块的最后一部分成员是为了兼容ext3而设计的，可能是为了更方便地从ext2升级至ext3吧，当然这只是我的猜测而已。

ext2块组描述符

 

        前面的描述中我们知道，ext2文件系统将磁盘（分区）划分成大小相等的块组，以提高文件存取的连续性。而且块组中存在inode表，inode位图，数据块位图中众多信息，因此，有必要对每个块组生成一个描述符来管理块组，在ext2中，该数据结构如下定义：

 

/* * Structure of a blocks group descriptor */struct ext2_group_desc{    __le32    bg_block_bitmap;        /* Blocks bitmap block */ __le32 bg_inode_bitmap; /* Inodes bitmap block */ __le32 bg_inode_table; /* Inodes table block */ __le16 bg_free_blocks_count; /* 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]; };

相对来说，块组描述符简单得多了，

记录了块组中数据块位图和inode位图的块号，

这些块号是相对于块组而言的，而非绝对块号，另外还记录了该块组中创建的目录数量，之所以记录这个是在后来创建目录时会将其作为考虑的参数，之所以这样做的目的是将目录分散在文件系统的所有块组中，避免某些块组过满而另外一些较为空闲的情况，当然这只是一种很简单的策略，效果也不见得多好。

 

ext2文件目录项

 

     熟悉文件系统的朋友都知道，在linux文件系统中是通过目录一级一级索引直至找到最终的文件。

文件是被组织在目录下的，要先找到文件我们必须先定位其所在目录，而且在linux中，一切皆文件，目录也是一个文件，也有数据块，其数据块中保存的是该目录下所有文件和子目录的文件目录项，因此，linux下文件查找的过程便是读出目录的数据块，在其中查找感兴趣的文件的文件目录项，进而访问文件更详细的信息。

     因此，

对于ext2文件来说，每个文件的首先的元数据信息便是文件目录项，而且它是存储在磁盘上的，只不过它是存储在父目录的数据块中，但这并不影响其重要性，ext2文件系统的文件目录项结构如下：

struct ext2_dir_entry_2 {    __le32    inode;            /* Inode number inode编号 */ __le16 rec_len; /* Directory entry length */ __u8 name_len; /* Name length */ __u8 file_type; char name[EXT2_NAME_LEN]; /* File name */ };

 

文件目录项主要是存储文件名至文件inode的映射关系，这样，

根据文件名在父目录数据块中查找感兴趣文件就能获取该文件的inode号，进而可以得到该文件的所有信息。

在该结构中，inode代表该文件inode编号，rec_len表示本文件目录项的大小，为什么需要这个rec_len呢，结构体定义好了整个长度不也就确认了嘛？非也，这是因为该结构体的最后一个成员name并不是固定长度的，其最大可以支持256字节，因此必须要有一个长度域来保存当前目录项长度，name_len指的是文件名长度，既然已经有了rec_len，为什么还需要文件名长呢，岂不多此一举？这是考虑到存在文件名填充的问题。从效率上来考虑，每个struct ext2_dir_entry_2最终都会被填充成4字节整数倍，对于目录项不是4字节整数倍的，需要在最后name文件名后面填充若干个0，因此name_len中记录的便是name[]域中有效文件名长度（即不包含0）。考虑下图所示事例：

1. “.”和“..”文件名后都填充了‘\0’以使文件目录项总长度为4的整数倍；

2. music和src文件/目录均也填充了‘\0’以使文件目录项总长度为4的整数倍;

3. test.txt因为其文件目录项已经是16个字节，无需填充。

 

ext2索引节点

  

      该数据结构可能是

一个文件最重要的元数据信息了，因为描述文件的一切属性都保存在这里了（除了文件名），重要性不言而喻，而且索引节点也是持久化存储在磁盘之上，每个块组都有专门的inode表来存储文件索引节点，ext2的索引节点结构如下所描述：

 

/* * Structure of an inode on the disk */struct ext2_inode {    __le16    i_mode;        /* File mode */ __le16 i_uid; /* Low 16 bits of Owner Uid */ __le32 i_size; /* Size in bytes */ __le32 i_atime; /* Access time */ __le32 i_ctime; /* Creation time */ __le32 i_mtime; /* Modification time */ __le32 i_dtime; /* Deletion Time */ __le16 i_gid; /* Low 16 bits of Group Id */ __le16 i_links_count; /* Links count */ __le32 i_blocks; /* Blocks count */ __le32 i_flags; /* File flags */ union { struct { __le32 l_i_reserved1; } linux1; struct { __le32 h_i_translator; } hurd1; struct { __le32 m_i_reserved1; } masix1; } osd1; /* OS dependent 1 */ __le32 i_block[EXT2_N_BLOCKS];/* Pointers to blocks */ __le32 i_generation; /* File version (for NFS) */ __le32 i_file_acl; /* File ACL */ __le32 i_dir_acl; /* Directory ACL */ __le32 i_faddr; /* Fragment address */ union { struct { __u8 l_i_frag; /* Fragment number */ __u8 l_i_fsize; /* Fragment size */ __u16 i_pad1; __le16 l_i_uid_high; /* these 2 fields */ __le16 l_i_gid_high; /* were reserved2[0] */ __u32 l_i_reserved2; } linux2; struct { __u8 h_i_frag; /* Fragment number */ __u8 h_i_fsize; /* Fragment size */ __le16 h_i_mode_high; __le16 h_i_uid_high; __le16 h_i_gid_high; __le32 h_i_author; } hurd2; struct { __u8 m_i_frag; /* Fragment number */ __u8 m_i_fsize; /* Fragment size */ __u16 m_pad1; __u32 m_i_reserved2[2]; } masix2; } osd2; /* OS dependent 2 */ };

索引节点记录了文件的各种属性，如文件大小，文件模式，文件各种时间信息，文件数据块位置信息等。

而其中最重要的信息就得数文件数据块位置了。ext2文件系统采用了巧妙的办法来记录文件数据块，兼顾了效率和空间利用率，具体方法如下图所示：

ext2中，

将文件的数据块索引组织成数组的形式。在ext2的索引结构中有一个i_block[]，该数组共有15项，每项记录的都是物理磁盘块号，其中前12项记录的是一级索引，即该该索引记录的是文件数据块地址，因此，对于小于12个数据块的文件来说，只需要查一次索引即可获得文件数据块位置。i_block[]的第13项是一个二级索引，即其中的块号指向的并不是文件数据块，而是一个存储索引的数据块，该索引数据块中保存了文件数据块的块号，因此，对于大一点的文件，获取数据可能得经历两次索引查询，另外还有三级索引等等，ext2就是采取这种策略来组织文件数据，这种方式在后面的博客中还会有专门的篇幅来阐述，这里点到为止。