Linux 文件系统的 Superblock, Inode, Dentry 和 File

简介: 参考文档:http://www.elmerzhang.com/2012/12/suerblock-inode-dentry-file-of-filesystem/ http://www.
参考文档:http://www.elmerzhang.com/2012/12/suerblock-inode-dentry-file-of-filesystem/
http://www.360doc.com/content/12/0322/14/6702151_196616602.shtml
http://homepage.smc.edu/morgan_david/cs40/analyze-ext2.htm
http://blog.csdn.net/poechant/article/details/7214926
首先,Superblock, Inode, Dentry 和 File 都属于元数据(Metadata),根据维基百科中的解释,所谓元数据,就是描述数据的数据(data about data),主要是描述数据属性(property)的信息,用来支持如指示存储位置、历史数据、资源查找、文件纪录等功能。Linux/Unix 文件系统的元数据以多级结构保存。
1、Inode 和 Block
 

(1)背景

   由于Linux系统是多用户多的,所以文件系统类型多样化是在所难免的。从ext2开始,是将文件属性和文件内容分开存储的,分别由inode和block来负责。

(2)inode

   用于存储文件的各属性,包括:

    - 所有者信息:文件的owner,group;

    - 权限信息:read、write和excite;

    -时间信息:建立或改变时间(ctime)、最后读取时间(atime)、最后修改时间(mtime);

    - 标志信息:一些flags;

    - 内容信息:type,size,以及相应的block的位置信息。

   注意:不记录文件名或目录名,文件名或目录名记录在文件所在目录对应的block里。

(3)block

   用来存储文件的内容。

(4)创建目录或文件

   当创建一个目录时,文件系统会为该目录分配一个inode和至少一个block。该inode记录该目录的属性,并指向那块block。该block记录该目录下相关联的文件或目录的关联性和名字。

   当创建一个文件时,文件系统会为该文件分配至少一个inode和与该文件大小相对应的数量的block。该inode记录该文件的属性,并指向block。

   如果一个目录中的文件数太多,以至于1个block容纳不下这么多文件时,Linux的文件系统会为该目录分配更多的block。

   (各block之间形成链表?)

(5)读取目录或文件

   当我们告知操作系统一个文件的路径后,操作系统是如何找到这个文件的呢?首先操作系统会调用文件系统的相应接口,接下来:

   递归说法:当读取一个文件或目录X时,提供给文件系统的是一个路径P。文件系统会先读取X所在的目录D的inode_d(注意这里,其实是这一操作的递归过程),通过inode_d获得其对应的block_d,在block_d中通过已知的X的名称,查询到X的inode_x。

    迭代说法;如果读取的是/x1/x2/x3/x4/x5这个文件,则先读取根目录的inode_root,然后找到inode_root对应的block_root,在block_root中根据x1这个名字找到x1对应的inode_x1,然后找到inode_x1对应的block_x1,在block_x1中根据x2这个名字找到inode_x2,再找到block_x2,然后根据x3找到inode_x3,再block_x3,根据x4找到inode_x4,再block_x4,再根据x5找到inode_x5,再block_x5,就读取到我们要的x5的内容了。

2、分区

(1)分区结构

    分区(partition)在被Linux的文件系统(比如ext2)格式化的时候,会分成inode table和block table两部分,且大小都是固定的。该分区的所有inode都在inode table里,所有block都在block table里。

(2)块大小

    ext2允许的block size为1024bytes、2048bytes和4096bytes。

(3)inode大小

    ext2一般默认给inode预设的大小为128bytes。

(4)预设分区

    一个T bytes的分区,设定每个block为B bytes,每个inode为I bytes。如果假设平均每个文件占用两个block的话,那么inode的数量就应该设定为T/(2B+I)个,即inode table为T*I/(2B+I) bytes,block table为T*B/(2B+I) bytes。所以一个分区的文件系统所能容纳的文件数量,被限制于该分区的文件系统的inode area中的inode数。

    如果一个分区大小为1GB,每个block为4KB,一个inode为128B,并假设平均每个文件占用2个block。那么inode的数量为1GB/(8KB+128B)=129055.5,即129055。那么inode table的大小为129055*128B=15.75MB。所以按照这样的规划,如果一个1GB的磁盘,那么格式化后,就已经有15.75MB被使用了。

   大文件应用场景:block设置的小一些,inode设置的多一些。比如新闻组、BBS等。

   小文件应用场景:block设置的大一些,inode设置的少一些。比如图片分享网站。

3、查看本机的文件系统信息

   使用dumpe2fs命令可以查看分区的文件系统的相关信息。比如我在我的一台测试机上查看sda1,可以输入:

dumpe2fs /dev/sda1

   会得到如下内容,一些信息已经标注在注释里了。

(1)文件系统基本信息

#该分区的文件系统的名称

Filesystem volumn name: MAIN

#上次的挂载点

Last mounted on: <not available>

#文件系统的通用唯一标识符

Filesystem UUID: <none>

#文件系统的

Filesystem magic number: 0xEF53

#修订版本号

Filesystem revision #: 1 (dynamic)

Filesystem features: has_journal needs_recovery

Filesystem flags: signed_directory_hash

Default mount options: (none)

#文件系统状态

Filesystem state: clean

#发生错误后的行为

Errors behavior: Continue

#操作系统

Filesystem OS type: Linux

(2)结构信息

#Inode总数

Inode count: 1313312

#Block总数

Block count: 1313305

#保留block数

Reserved block count: 65665

#空闲block数

Free blocks: 979164

#空闲inode数

Free inodes: 1298415  

#第一个block的编号

First block: 0

#block的大小

Block size: 4096

#fragment的大小

Fragment size: 4096

#每个group的block数是32K个

Blocks per group: 32768

#每个group的fragment数是32K个

Fragments per group: 32768

#每个group的inode数

Inodes per group: 32032

#每个group的inode blocks

Inode blocks per group: 1001

(3)访问信息

#上次挂载时间

Last mount time: Wed Jan 25 00:32:14 2012

#上次写时间

Last write time: Wed Jan 24 00:32:14 2012

#挂载数

Mount count: 11

#最大挂在数

Maximum mount count: 20

#上次检查文件系统时间

Last checked: Sat Oct 31 22:52:33 2009

#检查文件系统时间间隔

Check intervalle: 15552000 (6 months)

#下一次检查文件系统的时间

Next check after: Thu Apr 29 22:52:33 2010

#对保留块有权限的用户ID

Reserved blocks uid: 0 (user root)

#对保留快有权限的组ID

Reserved blocks gid: 0 (group root)

#第一个inode

First inode: 11

#每个inode大小

Inode size:128

#日志inode

Journal inode: 8

#日志大小为32M

Journal size: 32M

(4)group信息 

Group 0: (Blocks 0-32767)

  Primary superblock at 0,Group descriptors at 1-1

  Block bitmap at 2 (+2), Inode bitmap at 3 (+3)

  Inode table at 4-1004 (+4)

  0 free blocks, 32019 free inodes, 2 directories

  Free blocks:

  Free inodes: 14-32032

Group 1: (Blocks 32768-65535)

  Backup superblock at 32768, Group descriptors at 32769-32769

  Block bitmap at 32770 (+2), Inode bitmap at 32771 (+3)

  Inode table at 32772-33772 (+4)

  3 free blocks, 32032 free inodes, 0 directories

  Free blocks: 33773-33775

  Free inodes: 32033-64064

Group 2: (Blocks 65536-98303)

  Backup superblock at 65536, Group descriptors at 65537-65537

  Block bitmap at 65538 (+2), Inode bitmap at 65539 (+3)

  Inode table at 65540-66540 (+4)

  3 free blocks, 32032 free inodes, 0 directories

  Free blocks: 66541-66543

  Free inodes: 64065-96096

Group 3: (Blocks 98304-131071)

  Backup superblock at 98304, Group descriptors at 98305-98305

  Block bitmap at 98306 (+2), Inode bitmap at 98307 (+3)

  Inode table at 98308-99308 (+4)

  3 free blocks, 32031 free inodes, 0 directories

  Free blocks: 99309-99311

  Free inodes: 96098-128128

Group 4: (Blocks 131072-163839)

  Backup superblock at 131072, Group descriptors at 131073-131073

  Block bitmap at 131074 (+2), Inode bitmap at 131075 (+3)

  Inode table at 131076-132076 (+4)

  0 free blocks, 32032 free inodes, 0 directories

  Free blocks:

  Free inodes: 128129-160160

...

Group 40: (Blocks 1310720-1313304)

  Backup superblock at 1310720, Group descriptors at 1310721-1310721

  Block bitmap at 1310722 (+2), Inode bitmap at 1310723 (+3)

  Inode table at 1310724-1311724 (+4)

  1580 free blocks, 32032 free inodes, 0 directories

  Free blocks: 1311725-1313304

  Free inodes: 1281281-1313312

    可见,各Group对应的blocks(注意每个block的大小是4096bytes)

    - Group 00:       0(0x000000) -   32767(0x007FFF):    0K =  0 * 32K

    - Group 01:   32768(0x008000) -   65535(0x00FFFF):   32K =  1 * 32K

    - Group 02:   65536(0x010000) -   98303(0x017FFF):   64K =  2 * 32K

    - Group 03:   98304(0x018000) -  131071(0x01FFFF):   96K =  3 * 32K

    - Group 04:  131072(0x020000) -  163839(0x027FFF):  128K =  4 * 32K

    …

    - Group 40: 1310720(0x140000) - 1313304(0x147FFF): 1280K = 40 * 32K

    这40个group一共的大小,是40*32K*4KB = 5GB

4、文件系统结构

    结合上面命令的输出结果,一个分区一般含有多个block group,比如上面看到的40个。而每个block group都有superblock、group description、block bitmap、inode bitmap、inode table、data blocks,比如上面的Backup Superblock占用1个block(4KB)、Group descriptors占用1个block(4KB)、Block bitmap占用1个block(1KB)、Inode bitmap占用1个block(1KB)、Inode table占用1001个block(512.5KB)。

    Superblock记录整个partition的block和inode的总量,已使用和未使用的inode和block的数量,1个block和1个inode的大小,filesystem的挂载时间/最后写入时间/最后检查时间、标示该文件系统是否被挂载的valid bit(0标示未挂载,1标示已挂载)。是MBR中的Superblock的backup。

    Group descriptors描述由何处开始记录数据,是MBR中的Group descriptors的backup。

    Block bitmap记录哪个block是空闲的。

    Inode bitmap记录哪个inode是空闲的。

    Inode table存放inode数据。

    Data blocks存放block数据。

2、Superblock
 
 
 
1、首先了解下block,对于ext2(ext3)文件系统而言,硬盘分区首先被划分为一个个的block,同一个ext2文件系统上的每个block大小都是一样的。但是对于不同的ext2文件系统,block的大小可以有区别。典型的block大小是1024 bytes或者4096 bytes。这个大小在创建ext2、ext3文件系统的时候被决定,mkfs –t ext2/3 –b xx就可以设定块大小了!一个硬盘分区上的block计数是从0开始的,总的来说,block这个概念好理解。

2、理解了block的概念后,接着就是对block group的理解,硬盘分区上所有的block被聚在一起分成几个大的block group。其中每个block group中有多少个block是固定的。从上面的图可以看出来!每个block group都相对应一个group descriptor,每个group descriptor当中有几个重要的block指针,指向block group中的inode table、block bitmap和inode bitmap。以上三个结构记载了其所属block group的许多信息。

3、下面就是对super block的理解了
Super block即为超级块,它是硬盘分区开头——开头的第一个byte是byte 0,从 byte 1024开始往后的一部分数据。由于 block size最小是 1024 bytes,所以super block可能是在block 1中(此时block 的大小正好是 1024 bytes)
超级块中的数据其实就是文件卷的控制信息部分,也可以说它是卷资源表,有关文件卷的大部分信息都保存在这里。例如:硬盘分区中每个block的大小、硬盘分区上一共有多少个block group、以及每个block group中有多少个inode。
对于super block的结构和涵义可以通过查看/usr/include/linux/ext3_fs.h文件:
 
 
Superblock 是文件系统最基本的元数据,它定义了文件系统的类似、大小、状态,和其他元数据结构的信息(元数据的元数据)。Superblock 对于文件系统来说是非常关键的,因此对于每个文件系统它都冗余存储了多份。Superblock对于文件系统来说是一个非常“高等级”的元数据结构。例如,如果 /var 分区的 Superblock 损坏了,那么 /var 分区将无法挂载。在这时候,一般会执行 fsck 来自动选择一份 Superblock 备份来替换损坏的 Superblock,并尝试修复文件系统。
主 Superblock 存储在分区的 block 0 或者 block 1 中,而 Superblock 的备份则分散存储在文件系统的多组 block 中。当需要手工恢复时,我们可以使用 
dumpe2fs /dev/sda1 | grep -i superblock 来查看 sda1 分区的 superblock 备份有哪一份是可用的。我们假设 dumpe2fs 输出了这样一行:
Backup superblock at 163840, Group descriptors at 163841-163841 ,
通过这条信息,我们就可以尝试使用这个 superblock 备份:
/sbin/fsck.ext3 -163840 -1024/dev/sda1请注意,这里我们假设 block 的大小为 1024 字节。

 

通过set number:386 struct ext3_super_block {386 struct ext3_super_block {387 /*00*/  __le32  s_inodes_count;         /* Inodes count */388         __le32  s_blocks_count;         /* Blocks count */389         __le32  s_r_blocks_count;       /* Reserved blocks count */390         __le32  s_free_blocks_count;    /* Free blocks count */391 /*10*/  __le32  s_free_inodes_count;    /* Free inodes count */392         __le32  s_first_data_block;     /* First Data Block */393         __le32  s_log_block_size;       /* Block size */394         __le32  s_log_frag_size;        /* Fragment size */395 /*20*/  __le32  s_blocks_per_group;     /* # Blocks per group */396         __le32  s_frags_per_group;      /* # Fragments per group */397         __le32  s_inodes_per_group;     /* # Inodes per group */398         __le32  s_mtime;                /* Mount time */399 /*30*/  __le32  s_wtime;                /* Write time */400         __le16  s_mnt_count;            /* Mount count */401         __le16  s_max_mnt_count;        /* Maximal mount count */402         __le16  s_magic;                /* Magic signature */403         __le16  s_state;                /* File system state */404         __le16  s_errors;               /* Behaviour when detecting errors */405         __le16  s_minor_rev_level;      /* minor revision level */406 /*40*/  __le32  s_lastcheck;            /* time of last check */407         __le32  s_checkinterval;        /* max. time between checks */408         __le32  s_creator_os;           /* OS */409         __le32  s_rev_level;            /* Revision level */410 /*50*/  __le16  s_def_resuid;           /* Default uid for reserved blocks */411         __le16  s_def_resgid;           /* Default gid for reserved blocks */

super block的几个重要成员

1、Magic 签名

  对于ext2和ext3文件系统来说,这个字段的值应该正好等于0xEF53。如果不等的话,那么这个硬盘分区上肯定不是一个正常的ext2或ext3文件系统。

2、s_log_block_size

   从这个字段,我们可以得出真正的block的大小。我们把真正block的大小记作B,B=1 << s_log_block_size + 10),单位是bytes。举例来说,如果这个字段是0,那么block的大小就是 1024bytes,这正好就是最小的block大小;如果这个字段是2,那么block大小就是4096 bytes。从这里我们就得到了block的大小这一非常重要的数据。

3、s_blocks_count和s_blocks_per_group

  通过这两个成员,我们可以得到硬盘分区上一共有多少个block group,或者说一共有多少个group descriptors
  s_blocks_count记录了硬盘分区上的block的总数,而 s_blocks_per_group记录了每个group中有多少个block。显然,文件系统上的block groups数量,我们把它记作G,G=(s_blocks_count-s_first_data_block- 1)/s_blocks_per_group+1。为什么要减去s_first_data_block,因为s_blocks_count是硬盘分区上全 部的block的数量,而在s_first_data_block之前的block是不归block group管的,所以当然要减去。最后为什么又要加一,这是因为尾巴上可能多出来一些block,这些block我们要把它划在一个相对较小的group 里面。

4、s_inodes_per_group

  s_inodes_per_group记载了每个block group中有多少个inode。在从已知的inode号,读取这个inode数据的过程中,s_inodes_per_group起到了至关重要的作用。
  用我们得到的inode号数除以s_inodes_per_group,我们就知道了我们要的 这个inode是在哪一个block group里面,这个除法的余数也告诉我们,我们要的这个inode是这个block group里面的第几个inode;然后,我们可以先找到这个block group的group descriptor,从这个descriptor,我们找到这个group的inode table,再从inode table找到我们要的第几个 inode,再以后,我们就可以开始读取inode中的用户数据了。这个公式是这样的:
  block_group = (ino - 1) / s_inodes_per_group。这里ino就是我们的inode号数
  offset = (ino - 1) % s_inodes_per_group,这个offset就指出了我们要的inode是这个block group里面的第几个inode。
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