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Ext 文件系统

Ext 文件系统

Ext 文件系统结构

linux_file_system_ext_structure

Index Node

Index Node/Inode 索引节点：记录文件的元信息

  • 文件元信息

    • 文件大小
    • 访问权限
    • 创建时间
    • 修改时间
    • 数据块位置

  • Inode 是文件的唯一标识，和文件一一对应

    • 存储在磁盘中，占用磁盘空间，大小为 126B 整数倍
    • 通常会把索引节点加载到内存中，加速文件的访问
  • Inode 并未存储 Inode 号、文件名，而是存储在文件所在目录的数据块中

Inode 号

  • Inode 号在同一文件系统内部唯一，可以、且被用于确定、定位 Inode

    • 创建文件系统时，每个块组中起始 Inode 号、Inode Table 起始地址确定
      • Inode 号按分配比率（间隔字节数）预分配
      • 若系统中大文件较多，Inode 分配比率应较大，避免 Inode Table 占用过大空间
    • 根据 Inode 号、Inode 结构大小计算偏移即可查确定

  • Ext 预留部分 Inode 作特殊用途

    • 0：不存在，用于标识已删除文件
    • 1：虚拟文件系统，如：/proc、/sys
    • 2：根目录
    • 3：ACL 索引
    • 4：ACL 数据
    • 5：boot loader
    • 6：未删除的目录
    • 7：Reserved GDT
    • 8：日志
    • 11：首个非预留 Inode 号，通常是 lost+found 目录
  • Inode 大小默认值在 /etc/mke2fs.conf 文件中指定
  • ls -i 可查看文件 Inode 号
  • find 可以使用 -inum 参数寻找指定 Inode 号文件

Inode 寻址

  • Ext2/3 中 Inode 寻址混合直接查找、多级索引

  • Inode 中包含 15 个指针 i_block[0..14]，分为 4 级

    • i_block[0..11]：直接寻址指针，直接指向数据块
    • i_block[12]：一级间接寻址指针，指向存储指针的块
    • i_block[13]：二级间接寻址指针
    • i_block[14]：三级间接寻址指针

  • 根据文件大小选择不同的寻址方法

    • 文件小于 12block 时，直接用直接寻址指针
    • 文件较大时则利用更高级别的间接寻址指针，多级索引
    • Ext2/3 对超大文件存取效率低下，需要核对指针过多

    linux_file_system_storage_ext

Inode 内容

  • 硬链接：指向 Inode（文件） 的 目录项

    • 此处文件、硬链接说明
      • 文件：Inode、相应数据块
      • 硬链接：目录文件中目录项
    • 硬链接是目录项
      • 同一个文件的多个硬链接应是仅文件名不同的目录项
      • Ext 文件系统中 Inode 号、文件名均在存储在目录项中即完美支持硬链接

  • 硬链接创建、删除

    • 创建硬链接会增加文件的硬链接数
      • 不能跨分区创建硬链接：不同分区 Inode 号会重复
      • 不能手动对目录文件创建硬链接：防止路径混乱，文件系统已经为目录创建硬链接
        • .：当前目录硬链接
        • ..：上级目录硬链接
      • 目录的硬链接数 = 2 + 一级子目录数
        • 父目录中目录项
        • 自身 . 目录项
        • 子目录中 .. 目录项
    • 删除文件实质上就是删除硬链接，文件的硬链接数量归 0 时才被真正删除
    • ls -l 中第二行即为文件的硬链接数（包含文件自身）
  • / 根目录是自引用的（唯一），即 .. 也指向自身
  • 符号链接 / 软链接：通过文件名的链接文件的 文件
    • 符号链接是文件
      • 文件内容可认为是指向的目标路径，这也决定温文件大小
      • 符号链接文件本身也可以有多个硬链接、符号链接
    • 一般不占用数据块，Inode 记录即可描述完成
      • 只有符号链接指向的目标路径过长（大于 60B）时才会分配数据块
    • 符号链接权限不重要，取决于最终目标文件
  • readlink 可以查看符号链接之

设备文件、FIFO、Socket

  • 设备文件、FIFO、Socket
    • 没有大小，不占用数据块，在 Inode 记录中即可描述完成
      • 主设备号：标识设备类型
      • 次设备号：标识同种设备类型的不同编号

Block Group

Block Group 块组：逻辑上对块分组，提高查询效率

  • 块组划分是文件系统创建的一部分

    • 一个磁盘分区包含多个块组
    • 块组是逻辑层面的划分，不会类似分区在磁盘上标记、划分

  • 每个块组包含多个元数据区、数据区

    • 元数据区：存储 Bmap、Inode Table、Imap 等数据
    • 数据区：存储文件数据

  • 块组特点

    • 块组大小（包含块数）= 块 bit 数，即单个 block （作为）Bmap 能标记的块数量
      • 此大小包含元数据区（也需要 Bmap 标记是否被占用）
    • 块组设置的 Inode 数量、Inode Table 由系统决定

分区级 Block

  • 以下这些块不会出现在所有块组中，存储文件系统级别信息

Boot Block

  • Boot Block / Boot Sector：存放有 boot loader 的块

    • 特点
      • 位于分区的首个块
      • 占用 1024B
      • 只有装有系统的主分区、逻辑分区才有 Boot Block
    • Boot Block 在不同分区时称为
      • 主分区装有操作系统时：Volume Boot Records
      • 逻辑分区装有操作系统时：Extended Boot Records

  • MBR 会引导 VBR/EBR，开机启动时，首先加载 MBR 上 boot loader

    • 单操作系统时，直接定位到所在分区的 Boot Block，加载此处的 boot loader
    • 多操作系统时，加载 MBR 中 boot loader 后列出操作系统菜单，指向各分区的 boot block

    linux_file_system_ext_super_block_mbr

    • 通过 MBR 管理启动菜单方式已经被 Grub 取代

Super Block

  • Super Block：存储文件系统信息、属性元数据

    • 存储的信息包括
      • 块组的 block 数量、Inode 号数量
      • 文件系统本身的空闲 block 数量、Inode 数量
      • 文件系统本身的属性信息：时间戳、是否正常、自检时间
    • （首个）超级块的位置取决于块大小
      • 块大小为 1KB 时，引导块正好占用 1 个 block，则超级块号为 1
      • 块大小大于 1KB 时，超级块和引导块均位于 0 号块

  • 超级块对文件系统至关重要

    • 超级块丢失和损坏必然导致文件系统损坏

    • Ext2 只在 0、1 和 3、5、7 的幂次块组中保存超级块信息

      • 但文件系统只使用首个块组的超级块信息获取文件系统属性，除非损坏或丢失
      • 有些旧式文件系统将超级块备份至每个块组
  • df 命令读取文件系统的超级块，统计速度快

Group Descriptor Table

  • GDT 块组描述符表：存储块组的信息、属性元数据

    • Ext 每个块组使用 32B 描述，被称为块组描述符，所有块组描述符组成 GBT
      • GDT 和超级块同时出现在某些块组中
      • 默认也只会读取 0 号块组的中 GDT

  • Reserved GDT：保留作为 GDT 使用的块（扩容之后块组增加）

    • 和 GDT、超级块同时出现，同时修改
  • GDT、Reserved GDT、超级块在某些块组同时出现，能提升维护效率

块组级 Block

Block Bitmap

Block Bitmap/Bmap 块位图：标记各块空闲状态

  • Bmap 只优化写效率
    • 向磁盘写数据时才需要寻找空闲块，读数据时按照索引读取即可
    • Bamp 查询速度足够快，则向磁盘写数据效率极大取决于磁盘的随机读写效率

Inode Table

  • Inode Table：物理上将多个 Inode 合并存储在块中
    • Inode 大小一般小于块大小，合并存储能节约存储空间

Inode Bitmap

Inode Bitmap/Imap 位图：标记各 Inode 号占用状态

Data Blocks

  • Data Blocks：直接存储数据的块
    • 数据占用的块由文件对应 Inode 记录中块指针找到
    • 不同类型文件在数据块中存储的内容不同
      • 常规文件：存储文件数据
      • 目录：存储目录下文件、一级子目录
      • 符号链接：目标路径名较短则直接存储在 Inode 中，否则分配数据块保存

目录文件数据块

linux_file_system_ext_data_block_directory

  • 目录文件数据块存储多条目录项，每条目录项包含目录下
    • 文件 Inode 号
    • 目录项长度 rec_len
    • 文件名长度 name_len
    • 文件类型
      • 0：未知
      • 1：普通文件
      • 2：目录
      • 3：*character devicev
      • 4：block device
      • 5：命名管道
      • 6：socket
      • 7：符号链接
    • 文件名：文件名、一级子目录名、.、..

Directory Entry

Directory Entry/Dentry 目录项（缓存）：存放内存中的缩略版磁盘文件系统目录树结构

  • Dentry 中需要记录

    • 文件名称
    • Inode 指针：与文件名建立映射关系
    • 与其他目录项的层级关联关系
      • 包括：父目录、子目录链表
      • 多个目录项通过指针关联起来就形成目录结构

  • Dentry 是由内核维护，缓存在内存中

    • 内核会把读过的文件用 Dentry 缓存在内存中，提高文件系统效率

  • Inode、Dentry 是一对多的关系

    • 即一个文件可以有多个别字
    • 硬链接实现就是多个 Dentry 中的 Inode 指向同一个文件

文件系统挂载

  • Mount 挂载：将文件系统关联到路径

  • 文件系统必须要挂载在一定路径下才能被使用

    • 文件系统体现在系统中即目录，即其文件系统的入口目录（根目录）
    • 而入口目录无名、无显式 Inode 号
      • Ext 中文件名、Inode 号存储在父目录中，入口目录是文件系统最底层目录，不存在父目录
      • 入口目录无名，所以挂载在任何目录下都是合理的
      • 入口目录被预留 Inode 号为 2，可直接寻址

  • 挂载方式

    • / 根目录下挂载根文件系统，在系统启动之初即挂载
    • 其余文件系统则挂载在根文件系统的目录之下

挂载逻辑

  • 挂载实现逻辑

    • 新建 Inode，将其寻址指针指向待挂载文件系统
    • 将挂载点目录 Inode 标记为不可用
    • 修改挂载点目录在其父目录目录项至新建 Inode
      • 挂载期间原目录会被遮蔽
      • 挂载点仍然是所在文件系统的文件，但是其数据不在

  • 同步挂载信息

    • 挂载完成后，将挂载记录、相关信息写入 /proc/self/{mounts, mountstats, mountinfo}
    • 同步 /proc/self/mounts 同步至 /etc/mtab（若有必要）

文件操作

文件读取

  • / 文件系统在系统启动时即挂载，此时已经读取超级块、GDT 等文件系统块

  • 同文件系统内 / 开头绝对地址

    • 根据 GDT 确定各块组 Inode Table 块号
    • 在 Inode Table 中查找 / 目录文件 Inode
      • / Inode 号已知为预留 Inode 号 2，可直接在 Inode Table 中定位
    • 获取 / 数据块，并读取其中目录项
    • 在目录项中查找目标记录，获取文件 Inode 号
    • 如上重复，直到找到目标文件 Inode，根据 i_block 寻址指针读取数据块

  • 相对地址

    • 按照所处目录的目录项获取 Inode 号，同绝对地址即可

  • 跨文件系统地址

    • 类似同文件系统
    • 但挂载点目录会指向目标文件系统入口目录，再同绝对地址即可

文件删除

  • 删除普通文件

    • 同读取找到文件 Inode、数据块
      • 将文件 Inode 硬链接数量减一
      • 若硬链接数量归 0，执行删除，否则不变
    • 将 Inode 中寻址指针删除
      • 此时即无法找到文件数据
    • 在 Imap 中标记文件 Inode 号为未使用
    • 删除文件所属目录的目录项
      • 实务中会将目录项 Inode 号标记为 0，避免产生空洞
      • 此时文件即不可见
    • 将 Bmap 中文件数据块块号标记为未使用
      • 此时即释放文件占用空间，若此时有其他进程持有数据块的指针，则文件系统不会立即释放该空间
      • Ext 系统中此步骤会导致删除大文件效率低

  • 删除目录文件

    • 若目录非空，则尝试递归删除其中文件、子目录
    • 若目录为空，类似普通文件删除目录

文件移动、重命名

  • 同目录文件重命名：修改文件所属目录的目录项中文件名

  • 同文件系统下移动：增、删目录项

    • 文件移动不修改 Inode、Inode 号等

  • 不同文件系统下移动：先复制、再删除

  • 命名冲突时，覆盖会删除冲突文件，并修改相应目录项至新文件
  • 因此，Ext 无法用同名子目录覆盖父目录，在尝试删除父目录时即失败

文件存储、复制

  • 文件存储

    • 读取 GDT，寻找空闲块组
    • 根据块组 Imap 为文件分配未使用 Inode 号
    • 在 Inode Table 中完善 Inode 中文件元数据
    • 在所属目录中添加目录项
    • 将数据写入数据块
      • Ext2/3 中每次调用 block 分配器为数据分配 1 个数据块，直至写入完毕
      • Ext4 中允许一次分配多个数据块
    • 在 Inode Table 中更新 Inode 寻址指针

  • 文件复制同文件存储

Ext2/3/4 迭代

  • Ext 文件系统特点
    • 在创建时即划分好，方便使用时分配
      • 不支持动态划分、分配
      • 格式化超大磁盘时较慢

Ext3 日志功能

  • Ext2 中只有两个区：元数据区、数据区

    • 从数据块中写入数据的中断中恢复检查一致性需要大量时间，甚至失败

  • Ext3 增加日志区

    • 在向数据块中写入数据前会在日志区标记
    • 则根据日志区的标记即可判断操作完成情况，提高一致性确认效率

Ext4 段分配

  • Ext2/3 中

    • Bmap 标记、分配块能提高效率，但扫描 Bmap 效率仍很低
    • 多级索引寻址效率低

  • Ext4 中使用 extent 管理数据块

    • extent 尽可能包含物理上连续的块
    • Inode 中使用 4 个 extent 片段流替代多级索引指针
      • 每个 extent 片段流设定起始块号、块数量
      • extent 指向的块保存数据或索引指针
    • 支持调用一次 block 分配器分配多个块，并标记对应 Bmap

    linux_file_system_ext4_extent_structure

  • Ext 删除数据

    • 会依次释放 Bmap 位、更新目录结构、释放 Inode 空间

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