ext4文件系统管理机制简介

一，Linux文件系统

1，文件系统是什么

文件系统是操作系统用于明确存储设备（常见的有磁盘，固态硬盘等）或分区上的文件的方法和数据结构，即在存储设备上组织文件的方法。
操作系统中负责管理和存储文件信息的软件机构称为文件管理系统，简称文件系统。

2，文件系统可以做什么

从系统角度来看，文件系统是对文件存储设备的空间进行组织和分配，负责文件存储并对存入的文件进行保护和检索的系统。具体地说，它负责为用户建立文件，存入、读出、修改、转储文件，控制文件的存取，当用户不再使用时撤销文件等。

3，Linux文件系统层次简介

图1：Linux文件系统层次抽象简介（复制自网络）

如图1所示，文件系统从大的方面可以分为两层：

用户空间，如用户使用的各种应用程序
内核空间，其又可以分为
1. 文件管理系统，包括虚拟文件系统（VFS）和具体文件系统。
2. 设备驱动，包括缓冲区和设备驱动。

虚拟文件系统（Virtual Filesystem Switch，简称VFS）简介：

虚拟文件系统（VFS）是对真实文件系统的抽象和软件实现，定义了所有文件系统都支持的、基本的、抽象的接口和数据结构。

对内（具体文件系统），允许同时使用不同的文件系统，例如在不同文件系统之间复制、移动文件；
对外（如其他内核子系统及用户的各种应用程序），VFS提供统一的接口，使得程序开发者不需要关注Linux实际使用的文件系统。
因此，Linux系统支持同时使用多个不同类型的文件系统。

具体文件系统（如ext4，xfs，btrfs等等）实现了VFS 定义的抽象接口和数据结构，将自身的诸如文件、目录等概念在形式上与 VFS 的定义保持一致，在统一的接口和数据结构下隐藏了具体的实现细节。

应用程序从物理介质读取数据过程示意图

VFS的几个重要数据结构：

超级块（superblock）：存放系统中已安装的文件系统的所有信息。对基于磁盘的文件系统，这类对象通常对应于存放在磁盘上的文件系统控制块。也就是说，每个文件系统都有一个超级块对象；

索引节点（index node，简称inode）：存放对于具体文件的元数据信息（除了文件名）。每个文件都有一个索引节点对象，每个索引节点对象有一个索引节点号，这个号唯一地标识在某个文件系统中的指定文件；

目录项（dentry）：存放目录项与对应文件进行链接的信息。VFS把每个目录看作一个有若干个子目录和文件组成的常规文件；

文件（file）：存放打开文件与进程之间进行交互的有关信息。这类信息仅当进程访问文件存放于内存中。

二，ext4文件系统简介

1，ext4文件系统管理结构

ext4文件系统layout的官方说明可以到这个页面进行了解：https://ext4.wiki.kernel.org/index.php/Ext4_Disk_Layout#Inline_Data，下面说说个人理解：

Ext4 Layout

上图简单介绍了ext4文件系统的布局：磁盘划分为分区，每个分区又划分为N个块组。在每个块组中，又根据块组的编号有不同的内部结构。

涉及到块组（Block Group）组成元素简介：

引导块
该磁盘分区的第一个块，如果该分区装了系统，则记录引导启动信息，用来引导启动该分区安装的系统，一般占用2KB。

BIOS+MBR启动的流程简述：

BIOS：从固件中读取BIOS及其设置，识别第一个可开机设备的MBR位置

MBR：MBR前446Byte是引导加载程序（Bootloader），

引导加载程序：Bootloader加载自己可识别的内核文件，或者将管理区交给其他加载程序，其他加载程序再加载自己可识别的内核

内核（Kernel）：管理调度更多操作系统功能

MBR和启动块的关系

MBR和启动块的关系

对上图的几点说明：

每个分区都拥有自己的启动块，但不是每个启动块都装载BootLoader。

实际可开机的内核文件是放置在各分区内的。

Bootloader只会认识自己的系统分区内的可开机内核文件，或者其他Bootloader。

Bootloader可直接指向或者是间接将管理权转交给另一个管理程序。

每个分区都有自己的启动块，Bootloader可以安装在MBR或启动块上，Bootloader只会识别自己分区内的可开机内核文件。

超级块（Superblock）
The superblock records various information about the enclosing filesystem, such as block counts, inode counts, supported features, maintenance information, and more.
超级块记录关于封闭文件系统的各种信息，比如块数量（已用和未用数量），inode数量（已用和未用数量），支持的功能特性，维护信息（比如分区上有多少个块组，块组的数据区和元数据区，）等等。
If the sparse_super feature flag is set, redundant copies of the superblock and group descriptors are kept only in the groups whose group number is either 0 or a power of 3, 5, or 7. If the flag is not set, redundant copies are kept in all groups.
如果设置按照稀疏方式存储，则超级块和块组描述符的备份信息将只记录在组号码是0或者3、5、7的n幂的块组中。如果不设置，则备份信息将记录在所有块组中（显然备份信息将占用很多磁盘空间）。
一般只使用块组0中的超级块，因此也叫主超级块。如果主超级块信息损坏，可以从超级块的备份信息中复制数据来修复。
块组描述符（Group Descriptor，简称GDT）
主要包含块位图，inode位图和inode表位置，当前空闲块数，inode数以及使用的目录数(用于平衡各个块组目录数)。每个块组都对应这样一个描述符。
由于GDT对于定位文件系统的元数据非常重要，因此和超级块一样，也对其进行了备份。GDT及其备份的内容都是一样的，所占块数也相同。
预留GDT块（Reserve GDT blocks）
在创建文件系统时，为了便于将来扩展文件系统，在块组描述符表后面分配预留的数据块。
块位图（Block bitmap）：
Block Bitmap是用来标识Block Group中的block使用情况，其中的每一位代表该Block Group中的一个block，如果是1则代表使用，如果是0则代表空闲。通过Block bitmap，可以快速知道该block group中每个block的使用情况。
Inode位图（Inode bitmap）：
Inode位图用于描述该块组所管理的inode的分配状态，如果inode位图中相应位置为1，那么代表该inode已经分配出去；否则可以使用。

inode：inode的全称是index-node，索引节点。

在Linux系统中，文件的数据分为元数据（metadata）和数据（data）两类，其中存放元数据信息的区域就叫做inode，存放文件实际内容的块（block）被叫做数据块（data block）。

inode中包含的信息主要有：

inode编号（inode number）

文件的大小（size）

属主（User ID）、属组（Group ID）、权限（读、写、执行）

时间戳（共有三个：ctime指inode上一次变动的时间，mtime指文件内容上一次变动的时间，atime指文件上一次打开的时间）、

链接数（硬链接次数）

指向存放文件实际数据的block的块指针（直接块指针，最高三级间接块指针）

注意：inode中 $\color{red}{不包含}$ 文件的 $\color{red}{文件名}$ （原因下面会介绍）。

Inode结构

Inode表（Inode table）：
Inode表用于存储inode信息。它占用一个或多个块(为了有效的利用空间，多个inode存储在一个块中)，其大小取决于文件系统创建时的参数，由于inode位图的限制，决定了其最大所占用的空间。
数据块（Data block）：
元素1-7存放了ext4文件系统的元数据，其他磁盘空间则用来存放文件真正的内容，因此称为数据块。

三，ext4文件系统文件管理简介

ext4文件系统（或者说Linux系统）内部是使用inode number来识别文件的。任何文件都有其分区内唯一的inode number，并通过块指针与文件数据关联。文件名只是为了便于人类记忆和使用，给inode number起的“别称”或者“绰号”。

那么我们平时通过文件名来管理文件，是怎么实现的呢？文件名信息记录在哪里？

Linux系统的哲学思想之一是“一切皆文件”，磁盘设备是文件（在我的另一篇blog《CentOS磁盘和分区简介》中有简要介绍），目录也是文件。

目录文件的结构非常简单，就是一系列目录项（dirent）的列表。每个目录项由两部分组成：目录直接子文件的文件名，及其对应的inode号码。而根目录/由Linux内核直接管理并记录其inode number。

Note：目录只记录直接子文件的文件名，及其对应的inode号码。

Linux系统的哲学思想之一是“一切皆文件”，子文件可以是Linux支持的任何类型文件，如普通文件、目录、设备、管道、链接等等。

子文件的子文件，不会记录在目录中，因为不是直接子文件。

因此，我们可以很容易的通过根目录及其子目录，找到文件名对应的inode number。再根据inode中指向数据块的块指针，找到文件内容数据。

下面通过几个例子来简单介绍管理文件的过程。

I，查找文件 `/root/test/a.txt`

通过内核找到根目录/的inode number
根据根目录/的inode number，到inode table中找到根目录/的块指针
通过块指针找到根目录/的数据块，根据其中的数据找到下级目录/root/对应的inode number
根据/root/对应的inode number，到inode table中找到目录/root/的元数据及块指针
通过块指针找到存放目录/root/的数据块，根据其中数据找到/root/test/目录对应的inode number
根据/root/test/目录对应的inode number，到inode table中找到目录/root/test/的元数据及块指针
通过块指针找到存放目录/root/test/的数据块，根据其中数据找到文件/root/test/a.txt对应的inode number
根据文件/root/test/a.txt对应的inode number，到inode table中找到文件/root/test/a.txt的元数据及块指针
通过块指针找到存放文件/root/test/a.txt的数据块
至此完成寻找文件及其数据的过程。

根据执行命令的不同，上面的过程可能也不一定都会走到步骤9，例如：

ls /root/test/b.txt，如果文件/root/test/b.txt不存在，那么到步骤6，在/root/test/目录的数据中，会发现目录项（dirent）中没有文件b.txt的记录，提示ls: 无法访问/root/test/b.txt: 没有那个文件或目录

ls -i /root/test/a.txt，列出文件/root/test/a.txt的inode number，到步骤7就已经获取了需要的数据

ls -l /root/test/a.txt，列出文件/root/test/a.txt的元数据，元数据是存放在inode table中的，到步骤8就已经获取了需要的数据

cat /root/test/a.txt，显示文件/root/test/a.txt的数据，这才需要走到步骤9并获取数据块中的文件数据

查找过程示意图

II，创建文件 `/root/test/b.txt`

扫描inode bitmap，找到一个空闲的inode，将其标记为占用，获取其对应的inode number；
查找目录/root/test/的数据（过程参考I），并在其中添加一条目录项（dirent）记录，文件名为/root/test/b.txt，inode number在步骤1中已经获得；
根据inode number，在inode table中找到该inode，记录文件/root/test/b.txt的部分元数据，如inode number、权限等等；
扫描block bitmap，找到可分配的空闲块，标记为占用，并在文件/root/test/b.txt的元数据中记录块指针；
在数据块中写入文件数据。

III，删除文件 `/root/test/b.txt`

查找文件/root/test/b.txt使用的元数据信息（过程参考I）；
查找目录/root/test/的数据（过程参考I），并删除文件/root/test/b.txt的目录项（dirent）记录；
修改文件/root/test/b.txt的元数据，将其链接数-1；
如果此时文件/root/test/b.txt的链接数≤0，扫描block bitmap，将分配给文件的块节点标记为空闲；
如果此时文件/root/test/b.txt的链接数≤0，扫描inode bitmap，将其中对应的节点标记为空闲；

硬链接，软链接简介

硬链接：
1.1 多个文件指向同一个inode，这些文件的inode number相同
1.2 硬链接表明文件可以通过不同的文件名访问
1.3 不能对目录创建硬链接
1.4 硬链接不能跨分区
1.5 每多一个硬链接，inode的引用计数（链接数）+1

软链接(符号链接)：
2.1 文件及其软链接文件，使用的不是同一个inode，inode number不一样；
2.2 软链接文件的实际数据是另一个文件的路径，是一个字符串，软链接文件的大小为该字符串的长度；
2.3 可以对目录创建软链接
2.4 软链接可以跨分区
2.5 增加文件软链接，不会增加inode的引用计数