Linux ext2, ext3, ext4 文件系统解读[1]

ext2 文件系统结构分析：

首先来看一下ext2文件系统的结构示意图：

Block：

对于ext2文件系统来说，硬盘分区首先被分割为一个一个的“Block”，每个Block就是实际用来存储数据的单元，大小相同，Block按照0，1，2，3的顺序进行编号，第一个Block的编号为0。对于ext2文件系统来说，支持的Block的大小有1024字节/2048字节/4096字节，Block的大小在创建文件系统的时候可以通过参数指定，如果不指定，则会从/etc/mke2fs.conf文件中读取对应的值。原则上，Block的大小与数量在格式化后就不能够发生改变了，每个Block内只会存放至多一个文件的数据（即不会出现两个文件的数据被放入同一个Block的情况），如果文件超过一个Block，则会占用多个Block来存放文件，如果小于一个Block大小，则这个Block剩余的空间就浪费掉了。

Block Group：

多个Block聚合在一起形成一个Block Group，每个BlockGroup包含的Block数量相同，具体是在SuperBlock中通过s_block_per_group属性定义的（最后一个Block Group除外，最后剩下的Block数量可能小于s_block_per_group，这些Block会被划分到最后一个BlockGroup中）。

Boot Block：

每个磁盘分区的开头1024字节大小都预留为分区的启动扇区，存放引导程序和数据，所以又叫引导块。引导块在第一个Block，即Block 0中存放，但是未必占满这个Block，原因是Block的大小可能大于1024字节。

Super Block：

Super Block是紧邻BootBlock的一个大小为1024字节的配置块，Super Block可能在Block 0或者Block 1中，当Block大小为1024字节时，由于Boot Block恰好占满了Block0，则Super Block会占用Block 1；如果Block大小为4096字节，则Super Block会在Block 0中紧邻Boot Block的位置（即1024~2047字节）。

在ext2文件系统中，每个Block Group中开头都会存放一个SuperBlock的备份。（可以参考前面的示意图）

ext2中Super Block的结构：

struct ext2_super_block { __le32        s_inodes_count;        /* Inodes count */ __le32        s_blocks_count;        /* Blocks count */ __le32        s_r_blocks_count;        /* Reserved blocks count */ __le32        s_free_blocks_count;        /* Free blocks count */ __le32        s_free_inodes_count;        /* Free inodes count */ __le32        s_first_data_block;        /* First Data Block */ __le32        s_log_block_size;        /* Block size */ __le32        s_log_frag_size;        /* Fragment size */ __le32        s_blocks_per_group;        /* # Blocks per group */ __le32        s_frags_per_group;        /* # Fragments per group */ __le32        s_inodes_per_group;        /* # Inodes per group */ __le32        s_mtime;                /* Mount time */ __le32        s_wtime;                /* Write time */ __le16        s_mnt_count;                /* Mount count */ __le16        s_max_mnt_count;        /* Maximal mount count */ __le16        s_magic;                /* Magic signature */ __le16        s_state;                /* File system state */ __le16        s_errors;                /* Behaviour when detecting errors */ __le16        s_minor_rev_level;         /* minor revision level */ __le32        s_lastcheck;                /* time of last check */ __le32        s_checkinterval;        /* max. time between checks */ __le32        s_creator_os;                /* OS */ __le32        s_rev_level;                /* Revision level */ __le16        s_def_resuid;                /* Default uid for reserved blocks */ __le16        s_def_resgid;                /* Default gid for reserved blocks */ /* * These fields are for EXT2_DYNAMIC_REV superblocks only. * * Note: the difference between the compatible feature set and * the incompatible feature set is that if there is a bit set * in the incompatible feature set that the kernel doesn't * know about, it should refuse to mount the filesystem. * * e2fsck's requirements are more strict; if it doesn't know * about a feature in either the compatible or incompatible * feature set, it must abort and not try to meddle with * things it doesn't understand... */ __le32        s_first_ino;                 /* First non-reserved inode */ __le16   s_inode_size;         /* size of inode structure */ __le16        s_block_group_nr;         /* block group # of this superblock */ __le32        s_feature_compat;         /* compatible feature set */ __le32        s_feature_incompat;         /* incompatible feature set */ __le32        s_feature_ro_compat; /* readonly-compatible feature set */ __u8        s_uuid[16];                /* 128-bit uuid for volume */ char        s_volume_name[16];         /* volume name */ char        s_last_mounted[64];         /* directory where last mounted */ __le32        s_algorithm_usage_bitmap; /* For compression */ /* * Performance hints.  Directory preallocation should only * happen if the EXT2_COMPAT_PREALLOC flag is on. */ __u8        s_prealloc_blocks;        /* Nr of blocks to try to preallocate*/ __u8        s_prealloc_dir_blocks;        /* Nr to preallocate for dirs */ __u16        s_padding1; /* * Journaling support valid if EXT3_FEATURE_COMPAT_HAS_JOURNAL set. */ __u8        s_journal_uuid[16];        /* uuid of journal superblock */ __u32        s_journal_inum;                /* inode number of journal file */ __u32        s_journal_dev;                /* device number of journal file */ __u32        s_last_orphan;                /* start of list of inodes to delete */ __u32        s_hash_seed[4];                /* HTREE hash seed */ __u8        s_def_hash_version;        /* Default hash version to use */ __u8        s_reserved_char_pad; __u16        s_reserved_word_pad; __le32        s_default_mount_opts;          __le32        s_first_meta_bg;         /* First metablock block group */ __u32        s_reserved[190];        /* Padding to the end of the block */ };

从上面的结构中可以看到，Super Block中记录了Inode和Block的数量，预留的Block数量，空闲Block和Inode的数量，Block的大小，Inode大小，每个Block Group中有多少Block和Inode，文件系统挂在时间，最近一次写入数据时间，最近一次磁盘检查（fsck）时间，挂载标记为等等。

除了这些比较有意义的信息外，还在s_magic属性中记录的Magic签名，对于ext2和ext3文件系统来说，s_magic的值等于 0xEF53，如果不等于这个值的话，则这个磁盘分区一定不是一个有效的ext2或ext3文件系统。

s_log_block_size中的记录需要通过计算转换为实际的Block大小，公式为：BlockSize=1<<(s_log_block_size+10)Byte，即当s_log_block_size为0时，通过将1左移(0+10)位，得到Block的大小为1024字节，当这个值为2时，通过将1左移(2+10)位，得到Block的大小为4096字节。

Group Descriptor：

每个Block Group都对应一个Group Descriptor，所有这些Group Descriptor都被一起存放在紧邻Super Block的若干个Block中，如果Block大小为1024字节，则这些GroupDescriptor恰好紧邻着Super Block，如果Block大小为4096字节，则由于Boot Block和SuperBlock仅占用了Block 0的前2048字节，所以第一个Group Descriptor与Super Block之间会有一定的空间被浪费掉。

在每个Block Group中紧邻Super Block（或其备份）的若干个Block中都保存了这些Group Descriptor的备份。（可以参考前面的示意图）

ext2文件系统的GroupDescriptor的结构：

struct ext2_group_desc {    __u32     bg_block_bitmap;        /* Blocks bitmap block */    __u32     bg_inode_bitmap;        /* Inodes bitmap block */    __u32     bg_inode_table;         /* Inodes table block */    __u16     bg_free_blocks_count;   /* Free blocks count */    __u16     bg_free_inodes_count;   /* Free inodes count */    __u16     bg_used_dirs_count;     /* Directories count */    __u16     bg_pad;    __u32     bg_reserved[3]; };

从上面的数据结构中可以看到，每个Group Descriptor中定义了Data Block Bitmap指针，Inode Bitmap指针，InodeTable指针，分别指向这个Group Descriptor对应的Block Group中对应的Data Block Bitmap，Inode Bitmap，Inode Table的起始位置。此外，还包含了这个Block Group的空闲Block和Inode的数量等信息。

Data Block Bitmap：

Data Block Bitmap位于与Group Descriptor相邻的Block中，其中包含的每个比特的数据都对应这个Bitmap所在的Block Group中的DataBlock，如果某个比特的值为0，则表示其对应的Data Block中有数据，如果值为1，则表示对应的Data Block是空闲的。假设一个Block的大小为1024字节，则一个Data Block Bitmap的大小为1024*8比特，所以这种情况下一个Block Group最多只能有1024*8个Block。

Inode Bitmap：

Inode Bitmap位于DataBlock Bitmap相邻的Block中，与Data BlockBitmap类似，Inode Bitmap中的每个比特的数据都对应这个Bitmap所在的Block Group中的Inode，如果某个比特的值为0，则表示其对应的Inode中有数据，如果值为1，则表示对应的Inode是空闲的。假设一个Block大小为1024字节，则一个Inode Bitmap的大小为1024*8比特，所以这种情况下一个BlockGroup中最多只能包含1024*8个Inode。

Inode Table：

Inode Table从与InodeBitmap相邻的Block开始存放，但是Inode Table并不一定只占据1个Block，Inode Table中实际就存放着一个一个Inode，这些Inode与这个Block Group相对应，映射到这个Block Group中的Data Block进行文件的存储和读取。Inode Table占用的空间与单个Inode大小以及Inode密度有关。

Inode ：

Inode，即Index Node，顾名思义，用于文件索引，和Block一样，Inode也有自己的编号，但是Inode编号是从1开始，依次增长（1，2，3，4等等）。看一下ext2文件系统Inode的结构：

struct ext2_inode {    __u16 i_mode;            /* File mode */    __u16 i_uid;             /* Low 16 bits of Owner Uid */    __u32 i_size;            /* Size in bytes */    __u32 i_atime;           /* Access time */    __u32 i_ctime;           /* Creation time */    __u32 i_mtime;           /* Modification time */    __u32 i_dtime;           /* Deletion Time */    __u16 i_gid;             /* Low 16 bits of Group Id */    __u16 i_links_count;     /* Links count */    __u32 i_blocks;          /* Blocks count */    __u32 i_flags;           /* File flags */    union {       struct {          __u32 l_i_reserved1;       } linux1;       struct {          __u32 h_i_translator;       } hurd1;       struct {          __u32 m_i_reserved1;       } masix1;    } osd1;                          /* OS dependent 1 */    __u32 i_block[EXT2_N_BLOCKS];    /* Pointers to blocks, EXT2_N_BLOCKS = 15*/    __u32 i_generation;              /* File version (for NFS) */    __u32 i_file_acl;                /* File ACL */    __u32 i_dir_acl;                 /* Directory ACL */    __u32 i_faddr;                   /* Fragment address */    union {       struct {          __u8 l_i_frag;             /* Fragment number */          __u8 l_i_fsize;            /* Fragment size */          __u16 i_pad1;          __u16 l_i_uid_high;        /* these 2 fields   */          __u16 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 */          __u16 h_i_mode_high;          __u16 h_i_uid_high;          __u16 h_i_gid_high;          __u32 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 */ };

从结构中可以看到，对于ext2文件系统而言，Inode的大小为128字节，i_mode记录了文件模式（文件/目录/符号链接/设备文件等），i_uid和i_gid记录了用户ID和用户组ID，i_size记录了文件大小，i_atime记录了文件最近访问时间，i_ctime记录了创建时间，i_mtime记录了修改时间，i_dtime代表文件删除时间，i_links_count记录了文件的连接数，i_flags记录了文件特性标志。

注意这里有一个字段i_blocks表示的并非是这个文件占用的数据块的数量，而是记录实际上分配给文件的有效物理块（以512字节为单位）数。这里需要简单引入一个概念，文件洞（file hole），它表示一些并未存放在磁盘中的“空字符”，引入文件洞是为了更为有效地利用磁盘空间，避免浪费，文件洞在ext2文件系统中是动态分配的，仅当一个进程需要向一个数据块写数据时，才会真正把这个块分配给文件。例如我们创建一个文件：echo -n "X" | dd of=/tmp/holebs=1024 seek 6，通过bs和seek参数指定跳过6*1024字节开始拷贝文件，然后向文件中输出一个"X"字符。这样，这个文件对应的Inode的i_size属性就是6*1024+1=6145字节，但是i_blocks却不是等于6145/512，假设我们的文件系统的Block大小为4096字节，则第一个Block（4096字节）里面存放的就都是空字符（也就是存在一个文件洞），第二个Block中存放了“X”这个字符。真正存放数据的Block的数量是1，所以i_blocks=1*4096/512=8。

i_block是一个数组，数组长度为EXT2_N_BLOCKS（15），这15个元组都为Block指针，其中前12个指针指向用于存放实际数据的Block，这些Block称为直接块（Direct Block），第13个指针指向的块为间接块（IndirectBlock），间接块中存放了指向直接块的指针。第14个指针指向二级间接块（DoubleIndirect Block），二级间接块中存放的指针指向间接块。第15个指针指向三级间接块（TripleIndirect Block），三级间接块中存放指向二级间接块的指针。

Inode大小需要满足三个条件：必须大于等于128字节，必须小于Block大小，必须是128字节的整数倍。

从上面的结构也可以看出，一个Inode对应一个文件，因此Inode的数量决定了整个文件系统最多可以存放的文件数量。Inode的数量则由Inode的划分密度（inode_ratio）决定，inode_ratio可以在/etc/mke2fs.conf中定义，也可以在创建文件系统的时候通过参数指定，表示每隔inode_ratio个字节创建一个Inode（虽然实际上Inode都是聚在一起的，这个说法仅仅是为了更形象地表示“密度”这个概念）。当然，inode_ratio的取值也并不是没有限制，对于ext2文件系统而言，inode_ratio的取值范围在EXT2_MIN_BLOCK_SIZE和EXT2_MAX_BLOCK_SIZE*1024之间，即1024字节和4096*1024字节之间。

为了最大程度地利用磁盘空间，避免浪费，当然是每个文件的实际大小与Inode的密度越接近越好：最完美的情况是每个文件的大小都恰好等于Inode密度，这种情况下，假设磁盘总大小为G，每个文件大小F=inode_ratio，inode数量N=G/inode_ratio，当Inode使用完的时候，磁盘存放的数据总量为N*F=(G/inode_ratio)*inode_ratio=G，即磁盘利用率为100%。当然这只是理想情况，实际情况中，由于文件系统在不重新格式化的情况下不能随意调整inode_ratio，所以在格式化之前一定要做好规划，如果磁盘中存放的都是小文件，则inode_ratio划分的小一些可以更好地利用磁盘避免浪费，如果磁盘中的文件相对都比较大，则inode_ratio划分的大一些会更好，原因是Inode本身也会占用一部分磁盘空间，更少的Inode可以省出空间划分更多的DataBlock。

 

可以通过dumpe2fs查看一个文件系统的详细信息：

[root@DanCentOS65 daniel]# dumpe2fs /dev/sdd1 | more dumpe2fs 1.41.12 (17-May-2010) Filesystem volume name:  <none> Last mounted on:         <not available> Filesystem UUID:         5399c0d1-dcb3-4c00-b78a-7c8eb2731cd3 Filesystem magic number: 0xEF53 Filesystem revision #:   1 (dynamic) Filesystem features:     ext_attr resize_inode dir_index filetype sparse_super large_file Filesystem flags:        signed_directory_hash Default mount options:   (none) Filesystem state:        not clean Errors behavior:         Continue Filesystem OS type:      Linux Inode count:             1047552 Block count:             268173037 Reserved block count:    13408651 Free blocks:             268071716 Free inodes:             1047541 First block:             0 Block size:              4096 Fragment size:           4096 Reserved GDT blocks:     960 Blocks per group:        32768 Fragments per group:     32768 Inodes per group:        128 Inode blocks per group:  8 Filesystem created:      Thu Apr 20 14:16:46 2017 Last mount time:         Thu Apr 20 14:20:16 2017 Last write time:         Thu Apr 20 14:24:37 2017 Mount count:             1 Maximum mount count:     31 Last checked:            Thu Apr 20 14:16:46 2017 Check interval:          15552000 (6 months) Next check after:        Tue Oct 17 14:16:46 2017 Reserved blocks uid:     0 (user root) Reserved blocks gid:     0 (group root) First inode:             11 Inode size:                 256 Required extra isize:    28 Desired extra isize:     28 Default directory hash:  half_md4 Directory Hash Seed:     b0242b69-cb57-4b52-b448-89d5352db22c     Group 0: (Blocks 0-32767)  Primary superblock at 0, Group descriptors at 1-64  Reserved GDT blocks at 65-1024  Block bitmap at 1025 (+1025), Inode bitmap at 1026 (+1026)  Inode table at 1027-1034 (+1027)  31726 free blocks, 116 free inodes, 2 directories  Free blocks: 1041-1048, 1050-32767  Free inodes: 12-13, 15-128 Group 1: (Blocks 32768-65535)  Backup superblock at 32768, Group descriptors at 32769-32832  Reserved GDT blocks at 32833-33792  Block bitmap at 33793 (+1025), Inode bitmap at 33794 (+1026)  Inode table at 33795-33802 (+1027)  31733 free blocks, 128 free inodes, 0 directories  Free blocks: 33803-65535  Free inodes: 129-256 Group 2: (Blocks 65536-98303) ……

从输出结果中可以看到下面这些信息：

文件系统的UUID=5399c0d1-dcb3-4c00-b78a-7c8eb2731cd3

magic number=0xEF53

文件系统的一些特性ext_attr resize_inode dir_index filetype sparse_superlarge_file

Inode数量为1047552，Block数量为268173037，空闲的Inode数量为1047541，空闲的Block数量为268071716

Block大小为4096字节

每个Block Group中的Block数量为32768，每个Block Group中Inode的数量为128，每个Block Group中Inode占用的Block数量为8

创建时间，上次挂载时间，上次写入数据的时间

最多挂载31次就会强制自检（fsck），上次自检时间，强制自检周期，下次强制自检的时间

Inode大小为256字节

在这些信息后面，紧接着会将每个Block Group的信息依次输出来：

Super Block的起始位置，GroupDescriptor的范围，Data Block Bitmap的位置，Inode Bitmap的位置，Inode Table的范围，空闲的Block数量，空闲的Inode数量，目录数量，空闲Block的范围，空闲Inode的范围。