好文分享：EXT文件体系机制道理详解

它只需确定一个数据——每个block的巨细，再按照bmap至多只能占用一个完备的block的尺度就能计较出块组怎样分别。假如文件体系很是小，全部的bmap总共都不能占用完一个block，那么也只能空闲bmap的block了。

每个block的巨细在建设文件体系时可以工钱指定，不指定也有默认值。

若是此刻block的巨细是1KB，一个bmap完备占用一个block能标识1024*8= 8192个block(虽然这8192个block是数据区和元数据区共8192个，由于元数据区分派的block也必要通过bmap来标识)。每个block是1K，每个块组是8192K即8M，建设1G的文件体系必要分别1024/8=128个块组，假如是1.1G的文件体系呢?128+12.8=128+13=141个块组。

每个组的block数量是分别好了，可是每个组设定几多个inode号呢?inode table占用几多block呢?这必要由体系抉择了，由于描写"每几多个数据区的block就为其分派一个inode号"的指标默认是我们不知道的，虽然建设文件体系时也可以工钱指定这个指标可能百分比例。见后文"inode深入"。

行使dumpe2fs可以将ext类的文件体系信息所有表现出来，虽然bmap是每个块组牢靠一个block的不消表现，imap比bmap更小以是也只占用1个block不消表现。

下图是一个文件体系的部门信息，在这些信息的后头尚有每个块组的信息，其拭魅这内里的许多信息都可以通过几个较量根基的元数据推导出来。

从这张表中能计较出文件体系的巨细，该文件体系共4667136个blocks，每个block巨细为4K，以是文件体系巨细为4667136*4/1024/1024=17.8GB。

也能计较出分了几多个块组，由于每一个块组的block数目为32768，以是块组的数目为4667136/32768=142.4即143个块组。因为块组从0开始编号，以是最后一个块组编号为Group 142。如下图所示是最后一个块组的信息。

2. 文件体系的完备布局

将上文描写的bmap、inode table、imap、数据区的blocks和块组的观念组合起来就形成了一个文件体系，虽然这还不是完备的文件体系。完备的文件体系如下图

起首，该图中多了Boot Block、Super Block、GDT、Reserver GDT这几个观念。下面会别离先容它们。

然后，图中指明白块组中每个部门占用的block数目，除了superblock、bmap、imap能确定占用1个block，其他的部门都不能确定占用几个block。

最后，图中指明白Superblock、GDT和Reserved GDT是同时呈现且不必然存在于每一个块组中的，也指明白bmap、imap、inode table和data blocks是每个块组都有的。

2.1 引导块

即上图中的Boot Block部门，也称为boot sector。它位于分区上的第一个块，占用1024字节，并非全部分区都有这个boot sector，只有装了操纵体系的主分区和装了操纵体系的逻辑分区才有。内里存放的也是boot loader，这段boot loader称为VBR(主分区装操纵体系时)或EBR(扩展分区装操纵体系时)，这里的Boot loader和mbr上的boot loader是存在交织相关的。开机启动的时辰，起首加载mbr中的bootloader，然后定位到操纵体系地址分区的boot serctor上加载此处的boot loader。假如是多体系，加载mbr中的bootloader后会列出操纵体系菜单，菜单上的各操纵体系指向它们地址分区的boot sector上。它们之间的相关如下图所示。

可是，这种方法的操纵体系菜单早已经弃之不消了，而是行使grub来打点启动菜单。尽量云云，在安装操纵体系时，如故有一步是选择boot loader安装位置的步调。

2.2 超等块(superblock)

既然一个文件体系会分多个块组，那么文件体系怎么知道分了几多个块组呢?每个块组又有几多block几多inode号等等信息呢?尚有，文件体系自己的属性信息如各类时刻戳、block总数目和空闲数目、inode总数目和空闲数目、当前文件体系是否正常、什么时辰必要自检等等，它们又存储在那边呢?

毫无疑问，这些信息必必要存储在block中。存储这些信息占用1024字节，以是也要一个block，这个block称为超等块(superblock)，它的block号也许为0也也许为1。假如block巨细为1K，则引导块正好占用一个block，这个block号为0，以是superblock的号为1;假如block巨细大于1K，则引导块和超等块同置在一个block中，这个block号为0。总之superblock的起止位置是第二个1024(1024-2047)字节。

行使df呼吁读取的就是每个文件体系的superblock，以是它的统计速率很是快。相反，用du呼吁查察一个较大目次的已用空间就很是慢，由于不行停止地要遍历整个目次的全部文件。

[root@xuexi ~]# df -hT 
Filesystem Type Size Used Avail Use% Mounted on 
/dev/sda3 ext4 18G 1.7G 15G 11% / 
tmpfs tmpfs 491M 0 491M 0% /dev/shm 
/dev/sda1 ext4 190M 32M 149M 18% /boot 

superblock对付文件体系而言是至关重要的，超等块丢失或破坏必将导致文件体系的破坏。以是旧式的文件体系将超等块备份到每一个块组中，可是这又有所空间挥霍，以是ext2文件体系只在块组0、1和3、5、7幂次方的块组中生涯超等块的信息，如Group9、Group25等。尽量生涯了这么多的superblock，可是文件体系只行使第一个块组即Group0中超等块信息来获取文件体系属性，只有当Group0上的superblock破坏或丢失才会找下一个备份超等块复制到Group0中来规复文件体系。

（编辑：湖南网）

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