文件系统
提到文件系统，Linux的老江湖们对这个概念当然不会陌生，然而刚接触Linux的新手们就会被这个概念弄得晕头转向，恰好我当年正好属于后者。
从windows下转到Linux的童鞋听到最多的应该是fat32和ntfs(在windows 2000之后所出现的一种新型的日志文件系统)，那个年代经常听到说“我要把C盘格式化成ntfs格式，D盘格式化成fat32格式”。
一到Linux下，很多入门Linux的书籍中当牵扯到文件系统这个术语时，二话不说，不管三七二十一就给出了下面这个图，然后逐一解释一下每个目录是拿来干啥的、里面会放什么类型的文件就完事儿了，弄得初学者经常“丈二和尚摸不着头脑”。
本文的目的就是和大家分享一下我当初是如何学习Linux文件系统的，也算是一个“老”油条的一些心得吧。
“文件系统”的主语是“文件”，那么文件系统的意思就是“用于管理文件的(管理)系统”，在大多数操作系统的教材里，“文件是数据的集合”这个基本观点是一致的，而这些数据最终都是存储在存储介质里，如硬盘、光盘、U盘等。
另一方面，用户在管理数据时也是文件为基本单位，他们所关心的问题是：
- 我的文件在什么地方放着？
- 我如何将数据写入某个文件？
- 如何从文件里将数据读出来？
- 不再需要的文件怎么将其删除？
简而言之，文件系统就是一套用于定义文件的命名和组织数据的规范，其根本目的是便于对文件进行查询和存取。
- 文件命名：文件系统规定了如何为文件命名，例如文件名的格式、长度、是否区分大小写等规则。比如在 Windows 中，文件名可能会限制字符的使用，而在 Linux 中，文件名则通常不区分大小写。
- 数据组织：文件系统还定义了如何将数据存储在存储设备中，包括如何将文件分成小块、如何管理这些块等。比如，文件可以按块（block）分散存储在硬盘上，文件系统会确保每个块的位置和存取顺序，从而实现文件的完整性。
- 查询与存取：文件系统的一个重要作用是提供高效的查询和存取机制，确保用户能够方便地查找文件、修改内容或删除文件。例如，当你通过文件名打开一个文件时，文件系统会查找该文件在磁盘上的位置，并将文件内容载入内存。
虚拟文件系统VFS
在Linux早期设计阶段，操作系统与文件系统是紧密结合的，每种文件系统都需要操作系统特别为其设计的支持代码。这意味着，如果你想在系统中支持多种文件系统（比如ext3、FAT32等），每种文件系统都需要在操作系统中有专门的支持。如果你的系统只支持ext3文件系统，那么其他文件系统（比如FAT32格式的U盘）将无法被识别和使用。
为了支持不同种类的文件系统，Linux引入了虚拟文件系统（VFS）的概念。
VFS最早是由Sun公司提出的，其基本思想是将不同的文件系统（ext3、FAT32、NTFS等）的实现细节屏蔽掉，统一成一个标准化的接口。这使得操作系统能够支持多种文件系统，而不需要关心它们的具体实现细节。
对用户的应用程序而言，VFS为用户提供的是统一的文件操作（如读取、写入文件）接口。这些操作都不关心具体的文件系统是什么类型（比如ext3、FAT32、NTFS）。无论底层文件系统使用什么格式，VFS都会进行适配，确保文件的操作方式对上层应用和用户来说是一致的，用户完全不需要知道底层实现的细节。
ext2文件系统
虚拟文件系统VFS是对各种文件系统的一个抽象层，抽取其共性，以便对外提供统一管理接口，便于内核对不同种类的文件系统进行管理。那么首先我们得看一下对于一个具体的文件系统，我们该关注重点在哪里。
对于存储设备(以硬盘为例)上的数据，可分为两部分：
- 用户数据：存储用户实际数据的部分；
- 管理数据：用于管理这些数据的部分，这部分我们通常叫它元数据(metadata)。
我们今天要讨论的就是这些元数据。
在正式展开之前，首先需要明确一个重要概念——块设备（Block Device）。
块设备是指以块（block）为基本读写单位的设备，支持缓冲和随机访问。在构建文件系统时，每种文件系统都会提供相应的 mkfs.xx 工具，允许用户指定块大小（block size），如果不指定，则会使用默认值。
在前面的文章中，我们提到过扇区（Sector）的概念，硬盘的每个扇区512字节，而多个相邻的若干扇区就构成了一个簇，从文件系统的角度看这个簇对应的就是我们这里所说块。
用户在上层系统写入的数据，首先会被缓存在块设备的缓存（内核缓冲区）中。当缓存中的数据填满一个块后，才会被传输给硬盘驱动程序，最终写入存储介质。如果希望立即将设备缓存中的数据写入存储介质，可以使用 sync 命令强制刷新缓存。
一般而言，块越大，存储性能越好，但可能会导致空间浪费；块越小，空间利用率更高，但性能可能有所下降。因此，如果不是专业用户，建议在格式化存储设备时，直接使用默认的块大小。
可以通过以下命令查看存储设备上文件系统使用的块大小：
[root@localhost ~]# tune2fs -l /dev/sda1
tune2fs 1.39 (29-May-2006)
Filesystem volume name: /boot
Last mounted on:
Filesystem UUID: 6ade5e49-ddab-4bf1-9a45-a0a742995775
Filesystem magic number: 0xEF53
Filesystem revision #: 1 (dynamic)
Filesystem features: has_journal ext_attr resize_inode dir_index filetype needs_recovery sparse_super
Default mount options: user_xattr acl
Filesystem state: clean
Errors behavior: Continue
Filesystem OS type: Linux
Inode count: 38152
Block count: 152584
Reserved block count: 7629
Free blocks: 130852
Free inodes: 38111
First block: 1
Block size: 1024
Fragment size: 1024
Reserved GDT blocks: 256
Blocks per group: 8192
Fragments per group: 8192
Inodes per group: 2008
Inode blocks per group: 251
Filesystem created: Thu Dec 13 00:42:52 2012
Last mount time: Tue Nov 20 10:35:28 2012
Last write time: Tue Nov 20 10:35:28 2012
Mount count: 12
Maximum mount count: -1
Last checked: Thu Dec 13 00:42:52 2012
Check interval: 0 ()
Reserved blocks uid: 0 (user root)
Reserved blocks gid: 0 (group root)
First inode: 11
Inode size: 128
Journal inode: 8
Default directory hash: tea
Directory Hash Seed: 72070587-1b60-42de-bd8b-a7b7eb7cbe63
Journal backup: inode blocks
该命令已经暴露了文件系统的很多信息，接下我们将详细分析它们。
下图是我的虚拟机的情况，三块IDE的硬盘。容量分别是：
- hda: 37580963840/(102410241024)=35GB
- hdb: 8589934592/(102410241024)=8GB
- hdd: 8589934592/(102410241024)=8GB
如果这是三块实际的物理硬盘的话，厂家所标称的容量就分别是37.5GB、8.5GB和8.5GB。可能有些童鞋觉得虚拟机有点“假”，那么我就来看看两个实际的硬盘到底是个啥样子。
- 西部数据500GB SATA接口硬盘，实际容量是 500107862016B，也就是大约 465.7GB。
- 希捷160GB SCSI接口硬盘，实际容量是 160041885696B，约为 149GB。
大家可以看到，VMware公司的水平还是相当不错的，虚拟硬盘和物理硬盘“根本”看不出差别，毕竟属于云平台基础架构支撑者的风云人物嘛。
以硬盘/dev/hdd1为例，它是我新增的一块新盘，格式化成ext2后，根目录下只有一个lost+found目录，让我们来看一下它的布局情况，以此来开始我们的文件系统之旅。
对于使用了ext2文件系统的分区来说，有一个叫superblock的数据结构，它包含了文件系统的整体结构信息。这个数据结构对于文件系统的正常运行是至关重要的，操作系统每次访问文件系统时都会首先读取superblock以了解文件系统的状态和布局。
superblock这个数据结构的大小为1024字节，其实ext3的superblock也是1024字节。下面的小程序可以证明这一点：
#include <stdio.h>
#include <linux/ext2_fs.h>
#include <linux/ext3_fs.h>
int main(int argc,char** argv){
printf("sizeof of ext2 superblock=%d\n",sizeof(struct ext2_super_block));
printf("sizeof of ext3 superblock=%d\n",sizeof(struct ext3_super_block));
return 0;
}
******************【运行结果】******************
sizeof of ext2 superblock=1024
sizeof of ext3 superblock=1024
那么superblock这个数据结构位于分区的哪个位置了？
硬盘是由一个个字节（byte）组成的，每个字节都可以存储8位（1字节）数据。硬盘的第一个字节是从0开始编号，所以第一个字节是byte0，以此类推。
分区头部的1024个字节（byte0~byte1023）并没有存储文件系统的具体数据，而是通常被用来做一些初始化或保留区域。例如，如果该分区不是主引导分区（即不是启动用的分区），那么这1024个字节会被填充为0。
接下来的byte1024到byte2047的1024个字节用于存储superblock。
我们用dd命令把superblock的信息提取出来：
$ dd if=/dev/hdd1 of=./hdd1sb bs=1024 skip=1 count=1
#if=/dev/hdd1：指定输入文件，即 /dev/hdd1，表示从 /dev/hdd1 分区中读取数据。
# of=./hdd1sb：指定输出文件，即 hdd1sb，用于保存读取到的 superblock 数据。
# bs=1024：每次读取 1024 字节的数据。
# skip=1：跳过 1 个 1024 字节的块，即跳过从 byte0 到 byte1023 这一部分（前 1024 字节）。
# count=1：仅读取 1 个 1024 字节的块，即 byte1024 ~ byte2047，这正是 superblock 所在的位置。
上述命令将从/dev/hdd1分区的byte1024处开始，提取1024个字节的数据存储到当前目录下的hdd1sb文件里，该文件里就存储了我们superblock的所有信息。
上面的程序稍加改造，我们就可以以更直观的方式看到superblock的输出了：
#include <stdio.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/stat.h>
#include <fcntl.h>
#include <unistd.h>
#include <string.h>
#include <linux/ext2_fs.h>
#include <linux/ext3_fs.h>
int main(int argc,char** argv){
printf("sizeof of ext2 superblock=%d\n",sizeof(struct ext2_super_block));
printf("sizeof of ext3 superblock=%d\n",sizeof(struct ext3_super_block));
char buf[1024] = {0};
int fd = -1;
struct ext2_super_block hdd1sb;
memset(&hdd1sb,0,1024);
if(-1 == (fd=open("./hdd1sb",O_RDONLY,0777))){
printf("open file error!\n");
return 1;
}
if(-1 == read(fd,buf,1024)){
printf("read error!\n");
close(fd);
return 1;
}
memcpy((char*)&hdd1sb,buf,1024);
printf("inode count : %ld\n",hdd1sb.s_inodes_count);
printf("block count : %ld\n",hdd1sb.s_blocks_count);
printf("Reserved blocks count : %ld\n",hdd1sb.s_r_blocks_count);
printf("Free blocks count : %ld\n",hdd1sb.s_free_blocks_count);
printf("Free inodes count : %ld\n",hdd1sb.s_free_inodes_count);
printf("First Data Block : %ld\n",hdd1sb.s_first_data_block);
printf("Block size : %ld\n",1<<(hdd1sb.s_log_block_size+10));
printf("Fragment size : %ld\n",1<<(hdd1sb.s_log_frag_size+10));
printf("Blocks per group : %ld\n",hdd1sb.s_blocks_per_group);
printf("Fragments per group : %ld\n",hdd1sb.s_frags_per_group);
printf("Inodes per group : %ld\n",hdd1sb.s_inodes_per_group);
printf("Magic signature : 0x%x\n",hdd1sb.s_magic);
printf("size of inode structure : %d\n",hdd1sb.s_inode_size);
close(fd);
return 0;
}
******************【运行结果】******************
inode count : 1048576
block count : 2097065
Reserved blocks count : 104853
Free blocks count : 2059546
Free inodes count : 1048565
First Data Block : 0
Block size : 4096
Fragment size : 4096
Blocks per group : 32768
Fragments per group : 32768
Inodes per group : 16384
Magic signature : 0xef53
size of inode structure : 128
可以看出，superblock 的作用就是记录文件系统的类型、block大小、block总数、inode大小、inode总数、group的总数等信息。
对于ext2/ext3文件系统来说数字签名Magic signature都是0xef53，如果不是那么它一定不是ext2/ext3文件系统。这里我们可以看到，我们的/dev/hdd1确实是ext2文件系统类型。
这个示例中hdd1中一共包含1048576个inode节点(inode编号从1开始)，每个inode节点大小为128字节，所有inode消耗的存储空间是1048576×128=128MB；总共包含2097065个block，每个block大小为4096字节，每32768个block组成一个group，所以一共有2097065/32768=63.99，即64个group(group编号从0开始，即Group0～Group63)。所以整个/dev/hdd1被划分成了64个group，详情如下：
用命令tune2fs可以验证我们之前的分析：
再通过命令dumpe2fs /dev/hdd1的输出，可以得到我们关注如下部分：
接下来以Group0为例，主superblock在Group0的block0里，根据前面的分析，我们可以画出主superblock在block0中的位置如下：
因为superblock是如此之重要，一旦它出错你的整个系统就玩儿完了，所以文件系统中会存在磁盘的多个不同位置会存在主superblock的备份副本，一旦系统出问题后还可以通过备份的superblock对文件系统进行修复。
第一版ext2文件系统的实现里，每个Group里都存在一份superblock的副本，然而这样做的负面效果也是相当明显，那就是严重降低了磁盘的空间利用率。所以在后续ext2的实现代码中，选择用于备份superblock的Group组号的原则是3的N次方、5的N次方、7的N次方其中N=0,1,2,3…。根据这个公式我们来计算一下/dev/hdd1中备份有supeblock的Group号：
也就是说Group1、3、5、7、9、25、27、49里都保存有superblock的拷贝，如下：
用block号分别除以32768就得到了备份superblock的Group号，和我们在上面看到的结果一致。我们来看一下/dev/hdd1中Group和block的关系：
从上图中我们可以清晰地看出在使用了ext2文件系统的分区上，包含有主superblock的Group、备份superblock的Group以及没有备份superblock的Group的布局情况。存储了superblock的Group中有一个组描述符(Group descriptors)紧跟在superblock所在的block后面，占一个block大小；同时还有个Reserved GDT跟在组描述符的后面。
Reserved GDT的存在主要是支持ext2文件系统的resize功能，它有自己的inode和data block，这样一来如果文件系统动态增大，Reserved GDT就正好可以腾出一部分空间让Group descriptor向下扩展。
