本文目录：
- 1、EXT2文件系统
- 索引式文件系统(indexed allocation)
- FAT 格式的文件系统
- 碎片整理
- EXT2文件系统
- （1）data block (数据区块)
- （2）inode table (inode 表格)
- （3）Superblock (超级区块)
- （4）Filesystem Description (文件系统描述说明)
- （5）block bitmap (区块对照表)
- （6）inode bitmap (inode 对照表)
- 2、dumpe2fs
- 3、Ext2 文件系统中目录与文件记录数据的方式
- 目录在 Ext2 文件系统当中记录数据的方式
- 文件在 Ext2 文件系统当中记录数据的方式
- 目录树读取
- EXT2/EXT3 文件的存取与日志式文件系统的功能
- 4、filesystem 大小与磁盘读取效能
- 5、Linux 文件系统的运行
- 6、挂载点(mount point)
- 7、Linux 支持的其他 文件系统与 VFS
假设某一个文件的属性与权限数据是放置到 inode 4 号(下图较小方格内)，而这个 inode 记录了文件数据的实际放置点为 2, 7, 13, 15 这四个 block 号码，此时我们的操作系统就能够据此来排列磁盘的阅读顺序，可以一口气将四个 block 内容读出来！ 那么数据的读取就如同下图中的箭头所指定的模样了。
上图中我们假设文件的数据依序写入1->7->4->15号这四个 block 号码中， 但这个文件系统没有办法一口气就知道四个 block 的号码，他得要一个一个的将 block 读出后，才会知道下一个 block 在何处。 如果同一个文件数据写入的 block 分散的太过厉害时，则我们的磁盘读取头将无法在磁盘转一圈就读到所有的数据， 因此磁盘就会多转好几圈才能完整的读取到这个文件的内容！
常常会听到所谓的『碎片整理』吧？ 需要碎片整理的原因就是文件写入的 block 太过于离散了，此时文件读取的效能将会变的很差所致。 这个时候可以透过碎片整理将同一个文件所属的 blocks 汇整在一起，这样数据的读取会比较容易啊！ 想当然尔，FAT 的文件系统需要经常的碎片整理一下，那么 Ext2 是否需要磁盘重整呢？
由于 Ext2 是索引式文件系统，基本上不太需要常常进行碎片整理的。但是如果文件系统使用太久， 常常删除/编辑/新增文件时，那么还是可能会造成文件数据太过于离散的问题，此时或许会需要进行重整一下的。
图1.3.1、ext2文件系统示意图
仔细考虑一下，如果我的文件系统高达数百GB时， 那么将所有的 inode 与 block 通通放置在一起将是很不智的决定，因为 inode 与 block 的数量太庞大，不容易管理。为此之故，因此 Ext2 文件系统在格式化的时候基本上是区分为多个区块群组 (block group) 的，每个区块群组都有独立的 inode/block/superblock 系统。
较新的操作系统的文件数据除了文件实际内容外， 通常含有非常多的属性，例如 Linux 操作系统的文件权限(rwx)与文件属性(拥有者、群组、时间参数等)。 文件系统通常会将这两部份的数据分别存放在不同的区块，权限与属性放置到 inode 中，至于实际数据则放置到 data block 区块中。 另外，还有一个超级区块 (superblock) 会记录整个文件系统的整体信息，包括 inode 与 block 的总量、使用量、剩余量等。
每个 inode 与 block 都有编号，至于这三个数据的意义可以简略说明如下：
- superblock：记录此 filesystem 的整体信息，包括inode/block的总量、使用量、剩余量， 以及文件系统的格式与相关信息等；
- inode：记录文件的属性，一个文件占用一个inode，同时记录此文件的数据所在的 block 号码；
- data block：实际记录文件的内容，若文件太大时，会占用多个 block 。
由于每个 inode 与 block 都有编号，而每个文件都会占用一个 inode ，inode 内则有文件数据放置的 block 号码。 因此，我们可以知道的是，如果能够找到文件的 inode 的话，那么自然就会知道这个文件所放置数据的 block 号码， 当然也就能够读出该文件的实际数据了。这是个比较有效率的作法，因为如此一来我们的磁盘就能够在短时间内读取出全部的数据， 读写的效能比较好啰。
data block 是用来放置文件内容数据地方，在 Ext2 文件系统中所支持的 block 大小有 1K, 2K 及 4K 三种而已。在格式化时 block 的大小就固定了，且每个 block 都有编号，以方便 inode 的记录啦。 不过要注意的是，由于 block 大小的差异，会导致该文件系统能够支持的最大磁盘容量与最大单一文件容量并不相同。 因为 block 大小而产生的 Ext2 文件系统限制如下：
| Block 大小 | 1KB | 2KB | 4KB |
| 最大单一文件限制 | 16GB | 256GB | 2TB |
| 最大文件系统总容量 | 2TB | 8TB | 16TB |
你需要注意的是，虽然 Ext2 已经能够支持大于 2GB 以上的单一文件容量，不过某些应用程序依然使用旧的限制， 也就是说，某些程序只能够捉到小于 2GB 以下的文件而已，这就跟文件系统无关了！
除此之外 Ext2 文件系统的 block 还有什么限制呢？有的！基本限制如下：
- 原则上，block 的大小与数量在格式化完就不能够再改变了(除非重新格式化)；
- 每个 block 内最多只能够放置一个文件的数据；
- 承上，如果文件大于 block 的大小，则一个文件会占用多个 block 数量；
- 承上，若文件小于 block ，则该 block 的剩余容量就不能够再被使用了(磁盘空间会浪费)。
如上第四点所说，由于每个 block 仅能容纳一个文件的数据而已，因此如果你的文件都非常小，但是你的 block 在格式化时却选用最大的 4K 时，可能会产生一些容量的浪费喔！我们以底下的一个简单例题来算一下空间的浪费吧！
| 例题：
假设你的Ext2文件系统使用 4K block ，而该文件系统中有 10000 个小文件，每个文件大小均为 50bytes， 请问此时你的磁盘浪费多少容量？
答：
由于 Ext2 文件系统中一个 block 仅能容纳一个文件，因此每个 block 会浪费『 4096 - 50 = 4046 (byte)』， 系统中总共有一万个小文件，所有文件容量为：50 (bytes) x 10000 = 488.3Kbytes，但此时浪费的容量为：『 4046 (bytes) x 10000 = 38.6MBytes 』。想一想，不到 1MB 的总文件容量却浪费将近 40MB 的容量，且文件越多将造成越多的磁盘容量浪费。
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inode 的数量与大小也是在格式化时就已经固定了，除此之外 inode 还有些什么特色呢？
- （1）每个 inode 大小均固定为 128 bytes；
- （2）每个文件都仅会占用一个 inode 而已；
- （3）承上，因此文件系统能够创建的文件数量与 inode 的数量有关；
- （4）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，若符合才能够开始实际读取 block 的内容。
基本上，inode 记录的文件数据至少有底下这些：
- 该文件的存取模式(read/write/excute)；
- 该文件的拥有者与群组(owner/group)；
- 该文件的容量；
- 该文件创建或状态改变的时间(ctime)；
- 最近一次的读取时间(atime)；
- 最近修改的时间(mtime)；
- 定义文件特性的旗标(flag)，如 SetUID...；
- 该文件真正内容的指向 (pointer)；
我们约略来分析一下 inode / block 与文件大小的关系好了。inode 要记录的数据非常多，但偏偏又只有 128bytes 而已， 而 inode 记录一个 block 号码要花掉 4byte ，假设我一个文件有 400MB 且每个 block 为 4K 时， 那么至少也要十万笔 block 号码的记录呢！inode 哪有这么多可记录的信息？为此我们的系统很聪明的将 inode 记录 block 号码的区域定义为12个直接，一个间接, 一个双间接与一个三间接记录区。这是啥？我们将 inode 的结构画一下好了。
上图最左边为 inode 本身 (128 bytes)，里面有 12 个直接指向 block 号码的对照，这 12 笔记录就能够直接取得 block 号码啦！ 至于所谓的间接就是再拿一个 block 来当作记录 block 号码的记录区，如果文件太大时， 就会使用间接的 block 来记录编号。如上图 1.3.2 当中间接只是拿一个 block 来记录额外的号码而已。 同理，如果文件持续长大，那么就会利用所谓的双间接，第一个 block 仅再指出下一个记录编号的 block 在哪里， 实际记录的在第二个 block 当中。依此类推，三间接就是利用第三层 block 来记录编号啦！
这样子 inode 能够指定多少个 block 呢？我们以较小的 1K block 来说明好了，可以指定的情况如下：
- 12 个直接指向： 12*1K=12K
- 由于是直接指向，所以总共可记录 12 笔记录，因此总额大小为如上所示；
- 间接： 256*1K=256K
- 每笔 block 号码的记录会花去 4bytes，因此 1K 的大小能够记录 256 笔记录，因此一个间接可以记录的文件大小如上；
- 双间接： 256*256*1K=2562K
- 第一层 block 会指定 256 个第二层，每个第二层可以指定 256 个号码，因此总额大小如上；
- 三间接： 256*256*256*1K=2563K
- 第一层 block 会指定 256 个第二层，每个第二层可以指定 256 个第三层，每个第三层可以指定 256 个号码，因此总额大小如上；
- 总额：将直接、间接、双间接、三间接加总，得到 12 + 256 + 256*256 + 256*256*256 (K) = 16GB
此时我们知道当文件系统将 block 格式化为 1K 大小时，能够容纳的最大文件为 16GB，比较一下文件系统限制表的结果可发现是一致的！但这个方法不能用在 2K 及 4K block 大小的计算中， 因为大于 2K 的 block 将会受到 Ext2 文件系统本身的限制，所以计算的结果会不太符合之故。
Superblock 是记录整个 filesystem 相关信息的地方， 没有 Superblock ，就没有这个 filesystem 了。他记录的信息主要有：
- block 与 inode 的总量；
- 未使用与已使用的 inode / block 数量；
- block 与 inode 的大小 (block 为 1, 2, 4K，inode 为 128 bytes)；
- filesystem 的挂载时间、最近一次写入数据的时间、最近一次检验磁盘 (fsck) 的时间等文件系统的相关信息；
- 一个 valid bit 数值，若此文件系统已被挂载，则 valid bit 为 0 ，若未被挂载，则 valid bit 为 1 。
Superblock 是非常重要的，因为我们这个文件系统的基本信息都写在这里，因此，如果 superblock 死掉了， 你的文件系统可能就需要花费很多时间去挽救啦！一般来说， superblock 的大小为 1024bytes。相关的 superblock 信息我们等一下会以dumpe2fs 命令来呼叫出来观察喔！
此外，每个 block group 都可能含有 superblock 喔！但是我们也说一个文件系统应该仅有一个 superblock 而已，那是怎么回事啊？ 事实上除了第一个 block group 内会含有 superblock 之外，后续的 block group 不一定含有 superblock ， 而若含有 superblock 则该 superblock 主要是做为第一个 block group 内 superblock 的备份咯，这样可以进行 superblock 的救援呢！
（4）Filesystem Description (文件系统描述说明)
这个区段可以描述每个 block group 的开始与结束的 block 号码，以及说明每个区段 (superblock, bitmap, inodemap, data block) 分别介于哪一个 block 号码之间。这部份也能够用 dumpe2fs 来观察的。
如果你想要新增文件时总会用到 block 吧！那你要使用哪个 block 来记录呢？当然是选择『空的 block 』来记录新文件的数据啰。 那你怎么知道哪个 block 是空的？这就得要透过 block bitmap 的辅助了。从 block bitmap 当中可以知道哪些 block 是空的，因此我们的系统就能够很快速的找到可使用的空间来处置文件啰。
同样的，如果你删除某些文件时，那么那些文件原本占用的 block 号码就得要释放出来， 此时在 block bitmap 当中相对应到该 block 号码的标志就得要修改成为『未使用中』啰！这就是 bitmap 的功能。
这个其实与 block bitmap 是类似的功能，只是 block bitmap 记录的是使用与未使用的 block 号码， 至于 inode bitmap 则是记录使用与未使用的 inode 号码啰！
- 由上面的结果我们知道目录并不只会占用一个 block 而已，也就是说： 在目录底下的文件数如果太多而导致一个 block 无法容纳的下所有的档名与 inode 对照表时，Linux 会给予该目录多一个 block 来继续记录相关的数据；
图 1.8.1、VFS 文件系统的示意图
本文转自：http://vbird.dic.ksu.edu.tw/linux_basic/0230filesystem_1.php
