11章学习笔记

1|0第11章 EXT2文件系统

1|111.1 EXT文件系统

EXT2一直作为Linux的默认文件系统。EXT3是EXT2的扩展。EXT3中增加的主要内容是一个日志文件，他将文件系统的变更记录在日志中。日志可在文件系统崩溃时更快地从错误中恢复。没有错误的EXT3文件系统与EXT2文件系统相同。EXT3的最新扩展时EXT4。EXT4的主要变化是磁盘块的分配。在EXT4中，块编号为48位。EXT4是分配连续的磁盘块，称为区段 。

我们的重点是论述文件系统设计和实现的原则，强调简单性以及与Linux的兼容性。我们选择EXT2文件系统。

1|211.2 EXT2文件系统数据结构

1|011.2.1 通过mkfs创建虚拟磁盘

在Linux下，命令

mke2fs [-b blksize -N ninodes] device nblocks
 

在设备上创建一个带有nblocks个块（每个块大小为blksize字节）和ninodes个索引节点的EXT2文件系统。设备可以是真实设备，也可以是虚拟磁盘文件。如果未指定blksize，则默认块大小为1KB。

JS:

dd if=/dev/zero of=vdisk bs=1024 count=1440
mke2fs vdisk 1440
 

可在一个名为vdisk的虚拟磁盘文件上创建一个EXT2文件系统，有1440个大小为1KB的块。

1|011.2.2 虚拟磁盘布局

Block#0：引导块B0是引导块，文件系统不会使用它。它用来容纳一个引导程序，从磁盘引导操作系统。

1|011.2.3 超级块

Block#1：超级块在硬盘分区中字节偏移量为1024）B1是超级块，用于容纳整个文件系统的信息。下文说明了超级块的结构：

struct ext2_super_block {
u32 s_inodes_count; // Inodes count
u32 s_blocks_count; // Blocks count
u32 s_r_blocks_count; // Reserved blocks count
u32 s_free_blocks_count; // Free blocks count
u32 s_free_inodes_count; // Free inodes count
u32 s_first_data_block; // First Data Block
u32 s_log_block_size; // Block size
u32 s_log_cluster_size; // Allocation cluster size
u32 s_blocks_per_group; // # Blocks per group
u32 s_clusters_per_group; // # Fragments per group
u32 s_inodes_per_group; // # Inodes per group
u32 s_mtime; // Mount time
u32 s_wtime; // Write time
u32 s_mnt_count; // Mount count
u16 s_max_mnt_count; // Maximal mount count
u16 s_magic; // Magic signature
// more non-essential fields
u16 s_inode_size; // size of inode structure
};

Block#2：块组描述符块EXT2将磁盘块分成几个组。每个组有8192个块（硬盘上的大小为32K）。每组用一个块组描述符结构体描述）：

struct ext2_ group_ desc (
u32
bg_ block_ bi tmap; // Bmap block number
u32 bg inode_ bi tmap; //Imap b1ock number
u32 bg inode_ table; // Indes begin block number
u16 bg_ free_ blocks_ count ; // THESE are OBVIOUS
u16 bg_ free_ inodes_ count ;
u16 bg_ used_ dirs_ count;
u16 bg_ pad; //ignore these
u32 bg_ reserved[3] ;
};

Block#8：块位图（Bmap）bg_block_bitmap）位图用来表示某种项的位序列，例如，磁盘块或索引节点。位图用于分配和回收项。在位图中，0位表示对应项处于FREE状态，1位表示对应项处于IN_USE状态。一个软盘有1440块。

Block#9：索引节点位图（Imap）（bg_inode_bitmap）一个索引节点就是用来代表一个文件的数据结构。EXT2文件系统是使用有限数量的索引节点创建的。各索引节点的状态用B9中Imap中的一个位表示。在EXT2 FS中，前10个索引节点是预留的。

索引节点Block#10：索引（开始）节点（bg_inode_table）每个文件都用一个128字节（EXT4中的是256字节）的独特索引节点结构体表示。

struct ext2_ inode {
u16 i_ mode;// 16 bits - ttttlugsIrwxJrwxIrwxl
u16 i_ uid;//owner uid
u32 i_ size;//file size in bytes
u32 i_ atime;//time fields in seconds
u32 i_ ctime;// since 00:00:00,1-1-1970
u32 i_ mtime;
u32 i_ dtime;
u16 i_ gid;// group ID
u16 i_ 1 inks_ count;// hard-link count
u32 i_ blocks;// number of 512-byte sectors
u32 i_ flags;//IGNORE
u32 i_ reserved1 ;//IGNORE
u32 i_ b1ock[15] ;//See details below
u32 i_ pad[7] ;//for inode size = 128 bytes
}
 

直接块i_block[0]至i_block[11]指向直接磁块盘

间接块i_block[12]指向一个包含256个块编号的磁盘块，每个块编号指向一个磁盘块

双重间接块i_block[13]指向一个指向256个块的块，每个块指向256个磁盘块

三重间接块i_block[14]对于小型EXT2文件可忽略

目录条目：目录包含dir_entry_2结构，即：

struct ext2_dir_entry_2 {
u32 inode;
u16 rec_len;
u8 name_len;
u8 file_type;
char name[EXT2_NAME_LEN];
};
 

1|011.5.1 遍历EXT2文件系统树

遍历算法：

1.读取超级块

2.读取块组描述符

3.读取InodeBegin Block，以获取/的索引节点

4.将路径名标记为组件字符串

5.从3.中的跟索引节点开始搜索

6.使用索引节点号ino来定位相应的索引节点

7.重复第5第6步

1|011.6.1 文件系统结构

1.第一级别实现基本文件系统树

2.第二级别实现文件读/写函数

3.第三级别实现系统的挂载，卸载和文件保护

1|311.7 基本文件系统

type.h文件：包含ext2文件系统的数据结构类型
global.c文件：这类文件包含文件系统的全局变量

1|0实用程序函数

util.c file：该文件包含文件系统常用的实用程序函数

get_block/put_block 将虚拟磁盘块读/写到内存的缓冲区中

iget(dev,ino) 返回一个指针，指向包含INODE（dev,ino）的内存minode

The put(INODE *mip) 释放一个mip指向用完的minode

getino（） 实现文件系统树遍历算法

mkdir命令：创建一个带目录名的新路径

rmdir命令：可删除目录

2级文件系统由open,close,lseek,read,write,opendir和readdir组成
挂载操作命令： mount filesys mount_point 允许文件系统包含其他文件系统作为现有文件系统一部分

2|0实践

在一个名为vdisk的虚拟磁盘文件上创建一个EXT2文件系统，有1440个大小为1KB的块

问题与解决

Q: xattr的属性, 需要额外的block去保存(这样不是很浪费?)

A: 不是一个文件就对应一个block去保存xattr, 而是将xattr按链表的方式放在有限个(是1个吗?)block中, 相同xattr属性的文件共享xattr, 见ULK 18.2.4

Q: ext2的目录项的大小有限制吗? 存储位置在哪里? 和FAT32的有什么区别?

A: 目录也是inode, 就有相应的存储的block, block里面的数据就是存储的目录项, 大小限制和普通文件的限制是一样的.

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本文作者：Oxygen_bean
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