Linux学习（10）--Ext2文件系统特性

来源：互联网发布：java final static 编辑：程序博客网时间：2024/05/21 19:46

dumpe2fs（查看文件系统）

[root@VM_174_157_centos ~]# dumpe2fs [-bg] 设备文件名选项与参数：-b：列出保留为坏道的部分-h：仅列出 superblock 的数据，不会列出其他的区段内容范例1：找出根目录下的磁盘文件名，并查看相关信息[root@VM_174_157_centos ~]# dfFilesystem     1K-blocks    Used Available Use% Mounted on/dev/vda1       20510332 1965288  17496528  11% /               <==就是这个devtmpfs          499348       0    499348   0% /devtmpfs             508452      24    508428   1% /dev/shmtmpfs             508452   12564    495888   3% /runtmpfs             508452       0    508452   0% /sys/fs/cgrouptmpfs             101692       0    101692   0% /run/user/0#这里会显示大量的数据，建议使用管道操作[root@VM_174_157_centos ~]# dumpe2fs /dev/vda1 | lessFilesystem volume name:   <none>           <==这是文件系统的名称Last mounted on:          /Filesystem UUID:          49f819fd-e56d-48a4-86d3-7ebe0a68ec88Filesystem magic number:  0xEF53Filesystem revision #:    1 (dynamic)Filesystem features:      has_journal ext_attr resize_inode dir_index filetype needs_recovery sparse_super large_fileFilesystem flags:         signed_directory_hash Default mount options:    user_xattr aclFilesystem state:         clean          <==这个系统是没问题的Errors behavior:          ContinueFilesystem OS type:       LinuxInode count:              1310720          <==inode总数Block count:              5242624          <==block总数Reserved block count:     262129            Free blocks:              4792058          <==可用block数Free inodes:              1273966          <==可用inode数First block:              0Block size:               4096             <==每个block的大小Fragment size:            4096Reserved GDT blocks:      510Blocks per group:         32768...（中间省略）...Check interval:           0 (<none>)Lifetime writes:          21 GBReserved blocks uid:      0 (user root)Reserved blocks gid:      0 (group root)First inode:              11Inode size:               256          <==每个inode大小...（中间省略）...Group 0: (Blocks 0-32767)  Primary superblock at 0, Group descriptors at 1-2      <==超级块在0号block  Reserved GDT blocks at 3-512  Block bitmap at 513 (+513), Inode bitmap at 514 (+514)  Inode table at 515-1026 (+515)                        <==inode table所在的block  21082 free blocks, 8176 free inodes, 2 directories  Free blocks: 1038, 1051, 1054-1071, 1120-1135, 1152-1231, 1238, 1243, 1248-1263, 1280-1295, 1344-1375, 1440-1503, 1536-1569, 1634-1639, 1648-1663, 1835-1855, 1888-1903, 1920-1935, 1952-2015, 2048-2079, 2144-2175, 2528-2751, 3008-3120, 3185-3215, 3278-3279, 3304-3343,                               <==空闲未使用的block  ...（后面省略）...#前半部分在秀出 superblock 的内容，包括卷标名称（Label）和inode/block的信息#后面基本上都是每个block group的个别信息了，可以看到各个区段的号码

如上面所示，用dumpe2fs可以看到很多信息，上半部分主要是superblock的内容，下半部分则是每个block group的内容，我们可以看到/dev/vda1规划的 block 为4K，第一个block号码为0等等。

与目录树的关系

从前面我们可以知道，每个文件（无论是一般文件还是目录文件）都会占用一个inode，而由权限的内容我们知道目录的内容在记录文件名，一般文件才是实际记录数据内容的地方。那么目录在Ext2文件系统中怎么记录数据呢？

[root@VM_174_157_centos ~]# ll -d /bin /boot /proc /lost+found /sbin/lrwxrwxrwx.  1 root root     7 Apr 21  2016 /bin -> usr/bindr-xr-xr-x.  4 root root  4096 Feb 19 10:45 /boot            <==1个4K blockdrwx------.  2 root root 16384 Apr 21  2016 /lost+found      <==4个4K blockdr-xr-xr-x  86 root root     0 Feb 19 10:45 /proc            dr-xr-xr-x.  2 root root 20480 Mar  2 16:47 /sbin/           <==5个4K block#至于/proc不占硬盘空间，是因为它本身是一个虚拟文件系统，放置的数据都是在内存中#比如系统内核、进程、外部设备状态等等

文件

当我们在Linux下的Ext2新建一个100KB的文件，假设block为4KB。那么Linux将分配一个inode与25个block来储存，但是由于inode只有12个直接指向，所以还会多分配额外的一个block来作为记录。

目录树读取

由于目录树是由根目录开始读起，因此系统通过挂载的信息可以找到挂载点的inode号码（通常一个文件系统的最顶层inode号码是从2开始），此时就能够得到根目录的inode内容，并依据该inode读取根目录的block文件名数据，再一层层往下直到正确的文件名。

#例如我要读取/etc/passwd这个文件，系统是如何操作的[root@VM_174_157_centos ~]# ll -di / /etc /etc/passwd     2 dr-xr-xr-x. 19 root root 4096 Mar  5 19:30 /458753 drwxr-xr-x. 90 root root 4096 Mar  2 16:47 /etc459281 -rw-r--r--   1 root root 1324 Feb 25 17:51 /etc/passwd

通过挂载点的信息/dev/vda1的inode号码为2的inode，且有r、x权限让我们可以继续读取block内容
通过上个步骤的block内容，找到/etc目录的inode号码（458753）
这样依次往下，最后将该block的内容一次读取出来

Ext2/Ext3文件的访问与日志文件系统的功能

如果我们是新建一个文件或者目录时，就需要block bitmap和inode bitmap的帮助了。此时系统的行为是：

先确定用户对于想添加文件的目录是否具有w、x权限
根据inode bitmap找到没有使用的inode号码，并将新文件的权限/属性写入
根据blokc bitmap找到没有使用的block号码，并将实际数据写入，且更新inode的block指向数据
将刚刚写入的inode与block数据同步更新inode bitmap与block bitmap中，并更新superblock

一般来说，我们将inode table与data block称为数据存放区域，至于其他例如super block、block bitmap与inode bitmap等区段就被称为 metadata（中间数据），因为这几个区段的数据是经常变动的，每次添加、删除、编辑时都可能会影响到这三个部分的数据，因此才被称为中间数据。

数据的不一致（Inconsistent）状态

在一般情况下，上述的新增操作可以顺利完成。但是如果文件在写入文件系统时候，遇到突发情况（例如断电等）导致系统突然中断，所以写入的数据仅有inode table及data block而已，最后一个同步更新中间数据的步骤并没有做完，此时就会发生meta data与实际数据存放区产生不一致的情况。

在早期的Ext2文件系统中，如果发生这个问题，那么系统在重启后，就会通过super block当中记录的vaild bit（是否有挂载）与文件系统的state（clean与否）等状态来判断是否强制进行数据一致性的检查。

不过这个检查非常费时，因为要针对meta data区域与实际数据存放区来进行比对，得要搜寻整个文件系统，如果你的文件系统有100GB以上，文件数量又多，还在对Internet提供服务的服务器主机上，那这样的检查真的会造成主机修复时间的拉长，这就是为什么会有日志文件系统的兴起。

日志文件系统（Journaling file system）

为了避免上述情况，前辈们想了一个办法，在我们的文件系统当中划出一个快，该块专门记录写入或修订文件时的步骤，那不就可以简化一致性检查的步骤了？也就是说：

预备：当系统要写入一个文件时，会现在日志记录块中记录某个文件准备要写入的信息
实际写入：开始写入文件的权限与数据；开始更新meta data中的数据
结束：完成数据与meta data的更新后，在日志记录块中完成该文件的记录

这样当我们在数据的记录过程中出了问题，我们的系统就只要去检查日志就知道哪里出了问题，针对该问题进行快速修复。那么Ext2可以做到吗？当然可以，通过Ext3即可，Ext3是Ext2的升级版，当然会向下兼容。如果我们还记得dumpe2fs里面的内容，我们就可以发现在superblock里面有这样的信息：

Journal inode:            8Journal backup:           inode blocksJournal features:         journal_incompat_revokeJournal size:             128M#通过inode 8号记录jou'rnal区块的block指向，而且具有128MB的容量在处理日志

Linux文件系统的操作

我们知道所有的数据都得要加载到内存后CPU才能对该数据进行处理。想一想，如果你常常编辑一个好大的文件，在编辑的过程中又频繁的要系统来写入到磁盘中，由于磁盘写入的速度要比内存慢很多，因此你会常常耗在等待硬盘的I/O上。

为了解决这个问题，Linux采用的是异步处理（asynchronously）的方式，所谓的异步处理是这样的：当系统加载一个文件到内存后，如果没有被改动过，则在内存区段的文档数据会被设定为干净（clean）。但是如果被改动过了，此时会被设定为脏的（Dirty）。此时所有的数据都还在内存中执行，没有写入到磁盘中！但是系统会不定时的将内存中设定为Dirty的数据写回到磁盘，以保持数据的一致性。当然也可以用sync命令手动强行写入到磁盘。

我们知道内存的读取速度是很快的，那把常用的文件放置到内存中，这不就会增加系统的性能了吗？没错，所以Linux文件系统上面与内存有很大的关系：

系统会将常用的文件数据放置到主内存的缓冲区，以加速我呢见的读/写
承上，因此Linux的物理内存最后都会被用光，这是正常的，可以加速系统性能
你可以手动执行sync命令，强行写入Dirty文件到磁盘
若正常关机，关机指令会主动呼叫sync来讲内存的数据回写入到磁盘内
但若不是正常关机，重启后会花很多时间在磁盘检查上，甚至导致文件系统的损毁（非磁盘）

挂载点（mount point）的意义

每个文件系统都有独立的 inode/block/superblock 等信息，这个文件系统要能够链接到目录树才能被我们使用。将文件系统与目录树结合的动作我们称为挂载。挂载点一定目录，该目录为进入该文件系统提供入口。因此并不是你有任何文件系统都能使用，必须要挂载到目录树的某个目录后，才能够使用该文件系统的。

有的时候我们会发现有下面这种情况出现：

[root@www ~]# ls -lid / /boot / home2 drwxr-xr-x 23 root root 4096 Sep 22  12:09 /2 drwxr-xr-x  4 root root 1024 Sep  4 18:06 /boot2 drwxr-xr-x  6 root root 4096 Sep 29 02:21 /home

由于一个文件系统最顶层的inode一般是2，而且除开硬链接以为，是不会出现inode相同的情况。所以可以发现/，/boot，/home是不一样的三个文件系统。其余大多数情况下我们看到的都是这样的：

[root@VM_174_157_centos ~]# ls -lid / /boot /home     2 dr-xr-xr-x. 19 root root 4096 Mar  7 14:02 /122881 dr-xr-xr-x.  4 root root 4096 Feb 19 10:45 /boot278529 drwxr-xr-x.  3 root root 4096 Feb 25 17:51 /home

如果从文件系统的观点来看，同一个文件系统的某个 inode 只会对应到一个文件内容而已（因为一个文件占用一个 inode 的原因），因此我们可以通过判断inode号码来判断不同文件名是否为相同的文件：

[root@VM_174_157_centos ~]# ls -lid / /. /..2 dr-xr-xr-x. 19 root root 4096 Mar  7 14:11 /2 dr-xr-xr-x. 19 root root 4096 Mar  7 14:11 /.2 dr-xr-xr-x. 19 root root 4096 Mar  7 14:11 /..

上面的信息由于挂载点均为 / ，因此三个文件（/ /. /..）其实都在一个文件系统内，inode都为2，说明都指向同一个文件，也就是说根目录的上层目录（/..）就是它自己。

其他Linux支持的文件系统与VFS

虽然Linux的标准文件系统是Ext2，还有增加了日志功能的Ext3。但是实际上，Linux还有支持很多文件系统格式的，常见的支持文件系统有：

传统文件系统：Ext2/minix/MS-DOS/FAT（用vfat模块）/iso9660（光盘）等
日志文件系统：Ext3/ReiserFS/Windows’NTFS/IBM’sJFS /SGI’sXFS
网络文件系统：NFS/SMBFS

想知道你的Linux支持的文件系统有哪些，可以查看下面这个目录：

[root@VM_174_157_centos ~]# ls -l /lib/modules/$(uname -r)/kernel/fs

系统目前已加载到内存中支持的文件系统则有：

[root@VM_174_157_centos ~]# cat /proc/filesystems

Linux VFS

了解了我们使用的文件系统之后，那么Linux内核又是如何管理这些认识的文件系统呢？其实整个Linux系统都是通过一个名为Virtual Filesystem Switch（虚拟文件系统，VFS）的内核功能去读取文件系统的。我们不需要知道分区上使用的都是什么文件系统，VFS会帮我们做好这些事情。

假设你的根目录（/）使用的是 /dev/hda1，用 Ext3，而 /home 使用 /dev/hda2，用 reiserts，但是我们去取用/home/dmtsai/.bashrc 时，却不需要指定使用哪个特定的文件系统，这就是VFS的功能。使用 VFS 来管理所有的文件系统，可以省去我们自行设置读取文件系统的定义。整个 VFS 可以用下图来说明：

![Linux VFS](./md_pic/Linux VFS.jpg)

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