Android C++系列：Linux文件系统(一)

1. ext2文件系统

我们知道，一个磁盘可以划分成多个分区，每个分区必须先用格式化工具(例如某种 mkfs命令)格式化成某种格式的文件系统，然后才能存储文件，格式化的过程会在磁盘上写 一些管理存储布局的信息。上图是一个磁盘分区格式化成ext2文件系统后的存储布局。

文件系统中存储的最小单位是块(Block)，一个块究竟多大是在格式化时确定的， 例如mke2fs的-b选项可以设定块大小为1024、2048或4096字节。而上图中启动块(Boot Block)的大小是确定的，就是1KB，启动块是由PC标准规定的，用来存储磁盘分区信息和启 动信息，任何文件系统都不能使用启动块。启动块之后才是ext2文件系统的开始，ext2文件系统将整个分区划成若干个同样大小的块组(Block Group)，每个块组都由以下部分组成。

• 超级块(Super Block) 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。超级块在每个块组的开头都有一份拷贝。

• 块组描述符表(GDT，Group Descriptor Table) 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。

• 块位图(Block Bitmap) 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。
  

为什么用df命令统计整个磁盘的已用空间非常快呢?因为只需要查看每个块组的块位图 即可，而不需要搜遍整个分区。相反，用du命令查看一个较大目录的已用空间就非常慢，因为不可避免地要搜遍整个目录的所有文件。

与此相联系的另一个问题是：在格式化一个分区时究竟会划出多少个块组呢?主要的限制在于块位图本身必须只占一个块。用mke2fs格式化时默认块大小是1024字节，可以用-b参数指定块大小，现在设块大小指定为b字节，那么一个块可以有8b个bit，这样大小的一个块位图就可以表示8b个块的占用情况，因此一个块组最多可以有8b个块，如果整个分区有s个块，那么就可以有s/(8b)个块组。格式化时可以用-g参数指定一个块组有多少个块，但是通 常不需要手动指定，mke2fs工具会计算出最优的数值。

• inode位图(inode Bitmap) 和块位图类似，本身占一个块，其中每个bit表示一个inode是否空闲可用。

inode表(inode Table) 我们知道，一个文件除了数据需要存储之外，一些描述信息 也需要存储，例如文件类型(常规、目录、符号链接等)，权限，文件大小，创建/修改/访 问时间等，也就是ls -l命令看到的那些信息，这些信息存在inode中而不是数据块中。每个 文件都有一个inode，一个块组中的所有inode组成了inode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。由于数据块占了整个块组的绝大部分， 也可以近似认为数据块有多少个8KB就分配多少个inode，换句话说，如果平均每个文件的大 小是8KB，当分区存满的时候inode表会得到比较充分的利用，数据块也不浪费。如果这个分 区存的都是很大的文件(比如电影)，则数据块用完的时候inode会有一些浪费，如果这个 分区存的都是很小的文件(比如源代码)，则有可能数据块还没用完inode就已经用完了， 数据块可能有很大的浪费。如果用户在格式化时能够对这个分区以后要存储的文件大小做一 个预测，也可以用mke2fs的-i参数手动指定每多少个字节分配一个inode。

数据块(Data Block) 根据不同的文件类型有以下几种情况：

• 对于常规文件，文件的数据存储在数据块中。
• 对于目录，该目录下的所有文件名和目录名存储在数据块中，注意文件名保存在它所在目录的数据块中，除文件名之外，ls -l命令看到的其它信息都保存在该文件的inode中。注 意这个概念:目录也是一种文件，是一种特殊类型的文件。
• 对于符号链接，如果目标路径名较短则直接保存在inode中以便更快地查找，如果目标路径名较长则分配一个数据块来保存。

设备文件、FIFO和socket等特殊文件没有数据块，设备文件的主设备号和次设备号保存 在inode中。

2. 目录中记录项文件类型

编码 文件类型
0 Unknown
1 Regular file
2 Directory
3 Character device
4 Block device
5 Named pipe
6 Socket
7 Symbolic link

3. 数据块寻址

从上图可以看出，索引项Blocks[13]指向两级的间接寻址块，最多可表示(b/4)2+b/ 4+12个数据块，对于1K的块大小最大可表示64.26MB的文件。索引项Blocks[14]指向三级 的间接寻址块，最多可表示(b/4)3+(b/4)2+b/4+12个数据块，对于1K的块大小最大可表示 16.06GB的文件。

可见，这种寻址方式对于访问不超过12个数据块的小文件是非常快的，访问文件中的任 意数据只需要两次读盘操作，一次读inode(也就是读索引项)一次读数据块。而访问大文 件中的数据则需要最多五次读盘操作:inode、一级间接寻址块、二级间接寻址块、三级间 接寻址块、数据块。实际上，磁盘中的inode和数据块往往已经被内核缓存了，读大文件的 效率也不会太低。

4. 总结

本文介绍了经典的ext2文件系统的块结构：超级块、块组描述符表（GDT）、块位图、inode位图(inode Bitmap)。数据块(Data Block) 根据不同的文件类型对应情况，并介绍了数据块寻址方式。