Linux文件系统之ext2

Posted 2020-11-20 van2323

　　一

• 首先对于Linux系统来说，如图所示，系统层级分为用户层、内核层、以及物理设备层、

　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　

• 例如C语言中对于文件的写操作，首先C语言本身会设置缓冲区，来提高读写效率。C写函数会调用linux的系统函数接口write()，这是在用户态下。紧接着write()会调用linux系统内核函数进入到内核层进行写入，这个写操作显然是由文件系统来控制的，而内核中依旧还有一个高速缓冲设备来提高读写效率，之后通过设备驱动写入磁盘中，简单来说从调用C读写函数到将数据操作到磁盘上是这样的流程。

---

 

　　二

• 当我们了解了Linux文件系统所处的位置之后，接下来说明一些基本概念

　　1）扇区：扇区并不是一个物理概念，而是一个单位，大小是521Byte

　　2）块：是一个Linux文件系统的基本单元，大小是4096Byte

　　3）块组：ext2文件系统是以块组为基本单元

　　4）Inode：存储文件基本信息(除文件名和文件类型)，一个文件对应一个Inode；在ext2文件系统中，大小是128Byte

• 接下来开始解释ext2文件系统，如图所示，ext2采用一下的基本结构来管理数据存储，每一个Block Group为一个基本单元，了解基本单元后就了解了文件系统

　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　

　　Boot Block：启动块，大小是1KB；存储磁盘分区信息和启动信息；PS：一个文件系统只有1份

　　Super Block：超级块，大小是1块；为了提高系统的健壮性，每一个块组都有一个(ext4采用稀疏拷贝)，并且每份内容一致；用来描述整个分区的文件系统信息；

　　　　　　　　例如块大小、文件系统版本号、上次mount的时间等等

　　GDT：块组描述符表，大小是多个块，块数不确定；由很多块组描述符组成，整个分区分成多少个块组就对应有多少个块组描述符。

　　　　　每个块组描述符（Group Descriptor）存储一个块组的描述信息，例如在这个块组中从哪里开始是inode表，从哪里开始是数据块，

　　　　　空闲的inode和数据块还有多少个等等。和超级块类似，块组描述符表在每个块组的开头也都有一份拷贝，这些信息是非常重要的，

　　　　　一旦超级块意外损坏就会丢失整个分区的数据，一旦块组描述符意外损坏就会丢失整个块组的数据，因此它们都有多份拷贝。

　　　　　通常内核只用到第0个块组中的拷贝，当执行e2fsck检查文件系统一致性时，第0个块组中的超级块和块组描述符表就会拷贝到其它块组

　　　　，这样当第0个块组的开头意外损坏时就可以用其它拷贝来恢复，从而减少损失。

　　Block Bitmap：块位图，原理和Bitmap算法一致(用每位来表示数据)；标志每个块的使用情况(0没被使用，1被使用）一个块组中的块是这样利用的：

　　　　　　　　　　数据块存储所有文件的数据，比如某个分区的块大  小是1024字节，某个文件是2049字节，那么就需要三个数据块来存，

　　　　　　　　　　即使第三个块只存了一个字节也需要 占用一个整块；超级块、块组描述符表、块位图、inode位图、inode表这几部分存储该块组的描述信息。                                   那么如何知道哪些块已经用来存储文件数据或其它描述信息，哪些块仍然空闲可用呢？

　　　　　　　　  块位图就是用来描述整个块组中哪些块已用哪些块空闲的，它本身占一个块，其中的每个bit代表本块组中的一个块，这个bit为 1表示该块已用，这                                  个bit为0表示该块空闲可用。

　　Inode Bitmap：和块位图类似，本身占用一个块；其中每一位表示一个inode是否可用；

　　Inode Table：存储Inode的表，inode表占多少个块在格式化时就要决定并写入块组描述符中，mke2fs格式化工具的默认策略是

                         　　一个块组有多少个8KB就分配多少个inode。

　　Data Blocks：存储数据

　　

　　三

• 接下来说明一下Inode结构

　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　　

　　如图所示，一个数据指针指针指向一个数据块，后三个多级指针为了拓展数据块

 

四 文件放入flow

　　1. 先找GDT，查看InodeTable所在位置

　　2. 查找Table里未被使用的最小值分配给文件使用，

　　3. Inode Bitmap对应位置由0置1

　　4. Inode存放文件信息，更新Table

　　注：1）文件系统很复杂，以上只是放入文件大致flow，实际系统还有空闲检测、动态分配等

　　　　2）文件删除只是将Inode BItma由1置0，更新block bimap 更行GDT，所以文件并没有真正被删除

 

五 目录结构

　　一个目录占一个块或多个块，目录块内容如下：

　　　　　　　　　　　　　　

　　注：1. 符号连接是新建一个记录项，指向次文件记录项

　　　  2. 硬链接是新建一个记录项，指向此文件

　　

附：递归列出目录中的文件列表

#include <sys/types.h>

#include <sys/stat.h>

#include <unistd.h>

#include <dirent.h>

#include <stdio.h>

#include <string.h>

 

#define MAX_PATH 1024

 

/* dirwalk: apply fcn to all files in dir */

void dirwalk(char *dir, void (*fcn)(char *)) {

         char name[MAX_PATH];

         struct dirent *dp; DIR *dfd;

         if ((dfd = opendir(dir)) == NULL) {

                  fprintf(stderr, "dirwalk: can‘t open %s ", dir);

                  return;

            }

            while ((dp = readdir(dfd)) != NULL) {

                  if (strcmp(dp->d_name, ".") == 0 || strcmp(dp->d_name, "..") == 0)

                            continue; /* skip self and parent */

                  if (strlen(dir)+strlen(dp->d_name)+2 > sizeof(name))

                            fprintf(stderr, "dirwalk: name %s %s too long ", dir, dp->d_name);

                  else {

                            sprintf(name, "%s/%s", dir, dp->d_name);

                            (*fcn)(name);

                  }

            }

            closedir(dfd);

}

 

/* fsize: print the size and name of file "name" */

void fsize(char *name) {

         struct stat stbuf;

         if (stat(name, &stbuf) == -1) {

                  fprintf(stderr, "fsize: can‘t access %s ", name);

                  return;

            }

         if ((stbuf.st_mode & S_IFMT) == S_IFDIR)

                  dirwalk(name, fsize);

         printf("%8ld %s ", stbuf.st_size, name);

}

 

int main(int argc, char **argv) {

         if (argc == 1) /* default: current directory */

                  fsize(".");

         else

                  while (--argc > 0)

                            fsize(*++argv);

         return 0;

}