Ext4文件系统解析（一）

1、前言

熟悉Linux操作系统的都应该或多或少的了解或者使用过Ext4文件系统。
接下来，会简单介绍Ext4文件系统的一些特性和工作原理。

2、常用概念

在介绍Ext文件系统之前，先简单描述一些相关概念。
块(Block)：Ext文件系统存储分配的基本单位。块是由多个簇构成的集合，大小在1KB和64KB之间。默认情况下块大小=4KB。 默认情况下文件系统最多可以管理2^{32块。但是当指定64位特性时，最多可以管理2}64块。
块组(Block Group)：多个块联合在一起称之为块组。每个块组中都存储着本块组的超级块、组描述符、块位图和索引节点位图。
超级块(Super Block)：超级块记录整个文件系统的大量信息，如数据块个数、inode个数、支持的特性、管理信息等。
组描述符(Group Descriptors)：文件系统每一个块组都对应有一个块组描述符，它是块组中的第二个内容。组描述符记录了位图和inode表的位置信息。
块位图(Block Bitmap)/索引节点位图(Inode Bitmap)：块位图跟踪块组中数据块使用情况。Inode位图跟踪块组中Inode使用情况。每个位图一个数据块，每一位用0或1表示一个块组中数据块或inode表中inode的使用情况。
索引节点表(Inode Table)：用于存储文件的Inode信息。

3、磁盘分布

EXT4文件系统的标准磁盘布局如下：

4、常用特性

4.1 sparse super

从上一章节中可以看出，超级块和组描述符在每一个块组中都存在冗余备份。而这种方式虽然保证了文件系统的稳健性，但无疑造成了磁盘空间的浪费。因此Ext4提供了2种超级块冗余备份的方式。

• RO_COMPAT_SPARSE_SUPER
  超级块和组描述符的冗余备份仅存放在编号为0或3、5、7的幂次方的块组中。
• COMPAT_SPARSE_SUPER2
  只提供了2个超级块的冗余备份，分别位于block group 1和最后一个block group。

4.2 flex bg

开启灵活块组特性(INCOMPAT_FLEX_BG)后，文件系统会将多个连续块组的块位图、Inode位图和inode表合并到一起，从而有效减少磁盘寻道时间。

Flex_bg中块组的个数存储在超级块中，默认灵活块组中的块组数 = 16。下图为开启flex bg和sparse super后的磁盘结构。

4.3 meta bg

通常，在每个冗余备份的超级块的后面是一个完整的（包含所有块组描述符的）块组描述符表的备份。

这样会产生一个限制，按照块大小=4096，组块大小=128M= 2^27 ，组块描述符=64计算，一个块组最多可以管理：2^27 / 64 = 2^21组块，即文件系统最大支持256TB。

使用元块组Meta元组特性，每个块组都包含该块组自己的描述符的冗余备份。目前 Ext4最大支持的是48bits block寻址方式，所以最大卷大小为2 ^ 48 个block，一个块组128MB，因而可以创建2 ^ 33个块组。下图为开启meta bg和sparse super后的磁盘结构。

注意：meta bg和flex bg特性可以同时使用。

5、工作方式

说到Ext文件系统的工作方式之前，首先要说到的就是Inode。那么，Inode究竟是什么呢？

inode （索引节点）：

• 记录文件的权限、属性和数据所在块block的号码
• 每个文件都有且仅有一个的inode，每个inode都有自己的编号，可以把inode简单地理解为文档索引。

在linux中，无论文件还是文件夹都通过inode来管理。
举个例子，当我们想要查看某个文件的内容时，

1. 首先要读取根目录**(Inode 2)，根据直接/间接块寻址(Direct/Indirect Block Addressing)或者扩展树(Extent Tree)的方式解析inode.i_block**内容。
2. 根据文件夹布局是**经典线性布局(Linear Classic Directories)还是hash树(Hash Tree Directories)**布局，遍历根目录下的所有inode和文件名，
3. 当找到匹配的文件夹名后，在打开匹配文件夹的inode，继续遍历，反复执行，直到找到对应的文件。
4. 找到文件后按照同样的方式解析inode.i_block，获取文件内容。