本章知识点如下：
EXT2文件系统的历史与现状
EXT2文件数据结构
各个级别文件系统函数算法
融合所有级别于一个项目中
EXT2文件系统历史
多年来，Linux一直使用EXT2（Card等1995）作为默认文件系统。EXT3（EXT3，2014）是EXT2的扩展。EXT3中增加的主要内容是一个日志文件，它将文件系统的变更记录在日志中。日志可在文件系统崩溃时更快地从错误中恢复。没有错误的EXT3文件系统与EXT2文件系统相同。EXT3的最新扩展是EXT4（Cao等2007）。EXT4的主要变化是磁盘块的分配。在EXT4中，块编号为48位。EXT4不是分配不连续的磁盘块，而是分配连续的磁盘块区，称为区段。除了这些细微的更改之外，文件系统结构和文件操作保持不变。
EXT2文件系统数据结构
1. 通过 mkfs 创建虚拟磁盘
在Linux下，命令
mke2fs [-b blkesize -N ninodes] device nblocks
在设备上创建一个带有nblocks个块（每个块大小为blksize字节）和ninodes个索引节点的EXT2文件系统。设备可以是真实设备，也可以是虚拟磁盘文件。如果未指定blksize，则默认块大小为1KB。如果未指定ninoides，mke2fs将根据
nblocks 计算一个默认的ninodes数。得到的EXT2文件系统可在Linux中使用。
2. 虚拟磁盘布局
一个磁盘可以分成多个分区，每个分区必须先用格式化工具格式化成某种格式的文件系统，才能存储文件，在格式化的过程中会在磁盘上写一些管理存储布局的信息。
- Block#0:
引导块，文件系统不会使用它。它用于容纳从磁盘引导操作系统的引导程序。 - Block#1:
超级块（在硬盘分区中字节偏移量为1024）。用于容纳关于整个文件系统的信息。
超级块中一些重要字段
struct et2_super block {
u32 s_inodes_count; /* Inodes count */
u32 s_blocks_count; /* Blocks count */
u32 s_r_blocks_count; /* Reserved blocks count */
u32 s_free blocks_count; /* Free blocks count */
u32 s_free_inodes_count; /* Free inodes count */
u32 s_first_data_block; /* First Data Block */
u32 s_log block_size; /* Block size */
u32 s_log_cluster_size; /* Al1ocation cluster size */
u32 s_blocks per_group; /* # Blocks per group * /
u32 s_clusters per_group; /* # Fragments per group */
u32 s_inodes_per_group; /* # Inodes per group * /
u32s_mtime; /* Mount time * /
u32s_wtime; /* write time */
u16s_mnt_count; /* Mount coune* /
s16 s_max_ntcount; /* Maximal mount count */
u16 B_magic; /* Magic signature */
//more non-essential fields
u16 s_inode_size; /* size of inode structure*/
}
s_first_data_block:0表示4KB块大小，1表示1KB块大小。它用于确定块组描述符的起始块，即s_first_data_block +1。
s_log_block_size确定文件块大小，为1KB*(2**s_log_block_size)，例如0表示 1KB块大小,1表示2KB块大小，2表示4KB块大小，等等。最常用的块大小是用于小文件系统的1KB和用于大文件系统的4KB。
s_mnt_count:已挂载文件系统的次数。当挂载计数达到max_mount_count时，fsck会话将被迫检查文件系统的一致性。
s_magic是标识文件系统类型的幻数。EXT2/3/4文件系统的幻数是OxEF53。
- Block#2
块组描述符（硬盘上的s_first_data_blocks-1）
EXT2将磁盘块分成几个组，每个组有8192个块（硬盘上的大小为32K）
struct ext2_group_dese {
u32 bg_b1ock_bitmap; //Bmap bloak number
u32 bg_inode_bitmap; //Imap block number
u32 bg_inode_table; //Inodes begin block number
u16 bg_free_blocks_count; //THESE are OBVIOUS
u16 bg_free_inodes_count;
u16 bg_used_dirs_count;
u16 bg_pad; // ignore these
u32 bg_reserved[3];
};
由于一个软盘只有1440个块，B2只包含一个块组描述符。其余的都是0。在有大量块组的硬盘上，块组描述符可以跨越多个块。块组描述符中最重要的字段是bg_block_bitmap.bg_inode_bitmap和 bg_inode_table，它们分别指向块组的块位图、索引节点位图和索引节点起始块。对于Linux格式的EXT2文件系统，保留了块3到块7。所以，bmap=8，imap=9，inode_table= 10。
-
Block #8 块位图（Bmap）
用来表示某种项的位序列。0表示对应项处于FREE状态，1表示处于IN_USE状态。1个软盘有1440个块，但Block#0未被文件系统使用，所以对应位图只有1439个有效位，无效位视作IN_USE处理，设置为1. -
Block #9 索引节点位图（Imap）
一个索引节点就是用来代表一个文件的数据结构。EXT2文件系统是使用有限数量的索引节点创建的。各索引节点的状态用B9 中 Imap中的一个位表示。在EXT2 FS 中，前10个索引节点是预留的。所以，空EXT2FS的Imap 以10个1开头，然后是0。无效位再次设置为1。 -
Block #10 索引（开始）节点块(bg_inode_table)
每个文件都用一个128字节（EXT4中的是256字节)的独特索引节点结构体表示。
struct ext2_inode{
u16 i_mode;
// 16 bits =|tttt|ugs|rwx|rwx|rwxl
u16 i_uid;
// owner uid
u32 i_size;
// file size in bytes
u32 i_atime;// time fields in seconds
u32 i_ctime;
// since 00:00:00,1-1-1970
u32 i_mtime;
u32 i_dtime;
u16 i_gid;
// group ID
u16 i_links_count;// hard-link count
u32 i_blocks;// number of 512-byte sectors
u32 i_flags;// IGNORE
u32 i_reserved1;
// IGNORE
u32 i_block[15];// See details below
u32 i_pad[7];
// for inode size = 128 bytes
}
在索引节点结构体中，i_mode 为ul6或2字节无符号整数。
|4
|3 |9 |
i_mod -|tttt|ugs|zvwkzvwxrws|
在i mode 字段中，前4位指定了文件类型，例如∶tt=1000表示REG文件，0100表示 DIR文件等。接下来的3位ugs表示文件的特殊用法。最后9位是用于文件保护的rwx 权限位。
i_size字段表示文件大小（以字节为单位）。各时间字段表示自1970年1月1日0时0分0秒以来经过的秒数。所以，每个时间字段都是一个非常大的无符号整数。可借助以下库函数将它们转换为日历形式;
char
*ctime(&time_field)
将指针指向时间字段，然后返回一个日历形式的字符串。
例如:printf（"%s"，ctime（&inode.i_atime）;// note∶ pass & of time field prints i_atime in calendar form.
i_block[15]数组包含指向文件磁盘块的指针，这些磁盘块有∶
- 直接块∶iblock[0] 至i block[11]，指向直接磁盘块。
- 2. 间接块∶i block[12]指向一个包含256个块编号（对于1KB BLKSIZE）的磁盘块，每个块编号指向一个磁盘块。
- 3. 双重间接块∶i block[13]指向一个指向256个块的块，每个块指向 256个磁盘块。
- 三重间接块∶i_block[14]是三重间接块。对于"小型"EXT2文件系统，可以忽略它。索引节点大小（128或256）用于平均分割块大小（1KB或4KB），所以，每个索引节点块都包含整数个索引节点。在简单的EXT2文件系统中，索引节点的数量是184个（Linux默认值）。索引节点块数等于184/8=23个。因此，索引节点块为B10至B32。每个索引节点都有一个唯一的索引节点编号，即索引节点在索引节点块上的位置+1。注意，索引节点位置从0开始计数，而索引节点编号从1开始计数。0索引节点编号表示没有索引节点。根目录的索引节点编号为2。同样，磁盘块编号也从1开始计数，因为文件系统从未使用块0。块编号0表示没有磁盘块。
- 数据块
紧跟在索引节点块后面的是文件存储数据块。假设有184个索引节点，第一个实际数据块是B33，它就是根目录/的i_block[0]。
根据不同文件类型有一下几种情况：
（1）对于常规文件，文件的数据存储在数据块中。
（2）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，除文件名之外，ls -l命令中看到的信息则存储在inode中；目录也是一种文件，是一种特殊类型的文件。
（3）对于符号链接，如果目标路径名较短则直接保存在inode中以便更快的查找，如果目标路径名较长则分配一个数据块来保存。
（4）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。
数据块寻址
邮差算法
例：一个城市有M个街区，编号从0到M-1。每个街区有N座房子，编号从0到N-1。每座房子有一个唯一的街区地址，用（街区，房子）表示，其中0≤街区＜M，0≤房子＜N。外人不熟悉该街区寻址方案，采用线性方法将房子地址编为0，1，…，N-1，N，N+1等。已知某个街区地址BA=(街区，房子)，如何转换为线性地址LA，相反，已知线性地址，如何转换为街区地址？
LA=N*block + house；
BA=(LA/N, LA%N)； （只有从0开始计数转换才有效）
编历EXT2文件系统树
编历一个EXT2文件系统和一个文件的路径名，例如/a/b/c，问题是如何找到这个文件。查找文件相当于查找其索引节点。
1编历算法
(1)读取超级块；
(2)读取块组描述符块（1+s_first_data_block），以访问组0描述符；
(3)读取InodeBeginBlock，获取/的索引节点，即INODE#2；
(4)将路径名标记为组件字符串，假设组件数量为n；
(5)从(3)中的根索引节点开始，在其数据块中搜索name[0]；
(6)使用索引节点号ino来定位相应的索引节点。Ino从1开始计数，使用邮差算法计算包含索引节点的磁盘块及其在该块中的偏移量；
(7)由于(5)~(6)步将会重复n次，所以最好编写一个搜索函数。
2将路径名转换为索引节点
已知一个包含EXT2文件系统和路径名的设备，例如/a/b/c/d，编写一个C函数：INODE *path2inode(int fd, char *pathname)；返回一个指向文件索引节点的INODE指针；如果文件不可访问，则返回0。
3显示索引节点磁盘块
编写一个C程序showblock，可打印文件的所有磁盘块（编号）；
问题与解决思路：
书上对于EXT2文件系统的数据结构的讲解只有较为简单的讲述，对于实际操作方式还是有些不清楚
参考这篇博文：https://www.cnblogs.com/ant-colonies/p/11005511.html
1 超级块（Super Blook）
超级块的数据结构如下：
struct ext2_super_block主要的几项描述有：s_inodes_count / s_blocks_count（该分区inode/block总数），s_free_inodes_count / s_free_blocks_count（该分区空闲inode/block数），s_first_data_block（数据块中的起始块位置），s_log_block_size（块大小），s_blocks_per_group（每个块组的块数），s_magic（魔数）
struct ext2_super_block {
__u32 s_inodes_count; /* Inodes count */
__u32 s_blocks_count; /* Blocks count */
...
__u32 s_free_blocks_count; /* Free blocks count */
__u32 s_free_inodes_count; /* Free inodes count */
__u32 s_first_data_block; /* First Data Block */
__u32 s_log_block_size; /* Block size */
...
__u32 s_blocks_per_group; /* # Blocks per group */
...
__u16 s_magic; /* Magic signature */ # ext2的魔数为0xEF53
...
说明：每个块组中都有一份超级块的拷贝。当文件系统挂载时，通常只有块组0中的超级块（主备份）会被读取，其他的块组中的超级块只是作为备份，以防文件系统的崩溃。
2 组描述符表（Group Descriptors Table，GDT）
超级块之后就是组描述符表，是由该分区所有的块的组描述符（Group Descriptor）组成的，每个块组描述符记录了本块组的inode/block bitmap和inode table等。块组描述符数据结构如下所示：
struct ext2_group_desc
{
__u32 bg_block_bitmap; /* Blocks bitmap block */
__u32 bg_inode_bitmap; /* Inodes bitmap block */
__u32 bg_inode_table; /* Inodes table block */
__u16 bg_free_blocks_count; /* Free blocks count */
__u16 bg_free_inodes_count; /* Free inodes count */
__u16 bg_used_dirs_count; /* Directories count */
__u16 bg_pad;
__u32 bg_reserved[3];
};
说明：与超级类似，组描述符表也存在各块组中紧接着超级块，其目的与超级块一样，作为备份，防止文件系统的崩溃。
3 块位图和inode位图（block/inode bitmap）
位图（bitmap）是位（bit）的序列，每一个位代表该位图所在块组中的一个特定的数据块（block bitmap）或inode table中一个特定的inode（inode bitmap）。当bit为0时，表示对应的block/inode空闲；为1时，表示已被占用。
位图始终索引其所在的块组，并且block位图和inode位图均为1block大小，从而限制了该块组的大小。例如一般的block大小为1024bytes，因此一个块组总共有1024*8个block。
4 inode表（inode table）
inode表由一系列连续的block块组成，每个块中都预定义了一定数量的inode。inode表的起始块位置（块号）存储在组描述符的bg_inode_table字段中。
系统对inode表中的inode进行编号，从1开始，inode的数据结构被定义在ext2_fs.h文件的struct ext2_inode函数中：
struct ext2_inode以下是inode数据结构中比较重要的字段：
struct ext2_inode {
__u16 i_mode; /* File type and access rights */
__u16 i_uid; /* Low 16 bits of Owner Uid */
__u32 i_size; /* Size in bytes */
__u32 i_atime; /* Access time */
__u32 i_ctime; /* Creation time */
__u32 i_mtime; /* Modification time */
__u32 i_dtime; /* Deletion Time */
__u16 i_gid; /* Low 16 bits of Group Id */
__u16 i_links_count; /* Links count */
__u32 i_blocks; /* Blocks count */
__u32 i_flags; /* File flags */
...
__u32 i_block[EXT2_N_BLOCKS]; /* Pointers to blocks */
...
};
i_mode字段中包含了文件的类型和文件的访问权限，被定义在宏文件macro (sys/stat.h)中。
| Sign | Type | Macro |
| - | Regular file | S_ISREG(m) |
| d | Directory | S_ISDIR(m) |
| c | Character Device | S_ISCHR(m) |
| b | Block Device | S_ISBLK(m) |
| f | Fifo | S_ISIFO(m) |
| s | Socket | S_ISSOCK(m) |
| l | Symbolic Link | S_ISLNK(m) |
| Domain | Read | Write | Exec | All |
| User | S_IRUSR | S_IWUSR | S_IXUSR | S_IRWXU |
| Group | S_IRGRP | S_IWGRP | S_IXGRP | S_IRWXG |
| All | S_IROTH | S_IWOTH | S_IXOTH | S_IRWXO |
i_blocks是该inode指向的文件已使用的block数量；/*
175 * Constants relative to the data blocks176 */177 #define EXT2_NDIR_BLOCKS 12178 #define EXT2_IND_BLOCK EXT2_NDIR_BLOCKS179 #define EXT2_DIND_BLOCK (EXT2_IND_BLOCK + 1)180 #define EXT2_TIND_BLOCK (EXT2_DIND_BLOCK + 1)181 #define EXT2_N_BLOCKS (EXT2_TIND_BLOCK + 1)在i_block[]数组中有15个指针，它们所代表的含义如下：
-
i_block[0..11]point directly to the first 12 data blocks of the file. # 序列号0-11的12个元素（指针）指向文件开头的12个数据块 -
i_block[12]points to a single indirect block # 第13号元素指向单索引间接块 -
i_block[13]points to a double indirect block # 第14号元素指向双索引间接块 -
i_block[14]points to a triple indirect block # 第15号元素指向三索引间接块
由此我们可以计算出ext2文件系统单个文件的最大容量（假设block大小为1K），数组i_block[]的长度为32bit/8=4byte：
- 直接索引：12 指针
- 单间接索引：1024/4=256个直接索引，256 指针
- 双间接索引：1024/4=256个单间接索引，256*256 指针
- 三间接索引：1024/4=256个双间接索引，256*256*256 指针
因此可得到12K+256K+64M+16G，即大致为16G。如果block的大小为4K，则文件最大可为4T。（注意：真正决定文件大小的是底层的寄存器，寄存器的位数决定了其寻址的能力）
5 inode表中的inode指向的目录文件
inode指向的目录文件需加以注意，我们可以通过测试S_ISDIR(mode) macro来加以识别：
if (S_ISDIR(inode.i_mode)) ...
假设inode指向的块是目录实体/home，目录中的内容包含了一系列的文件名和指向inode表中的对应的，如下图：
目录文件的数据结构如下：
struct ext2_dir_entry_2 {
__u32 inode; /* Inode number */
__u16 rec_len; /* Directory entry length */
__u8 name_len; /* Name length */
__u8 file_type;
char name[EXT2_NAME_LEN]; /* File name */
};
字段file_type总共有0-7可能的值，分别代表： 
目录内容中的各项（实体）的大小是非固定的，大小取决于文件名称的长度。文件名称最大长度为EXT2_NAME_LEN的值，一般为255；文件名称的实际长度存放于字段name_len；rec_len存储的是本目录实体的大小，该字段自然也就决定了下一目录实体的位置了。
Example of EXT2 directory
注意：目录中的inode号，指向的是inode表中的inode，指向data block的是i_block[EXT2_N_BLOCKS]的数组中的指针。
实践内容与截图：
1、查看文件操作系统
以上示例效果中还有一个叫做buffers memory的内存区块，这个区块缓存了文件系统的部分Inode信息，这样保证了操作系统不会随时到文件系统上寻找Inode——优化文件系统的读性能。cache memory区块和buffers memory区块由操作系统自行管理，它们只会使用当前没有被应用程序占用的空闲内存。当应用程序请求新的内存区块且空闲内存不够时，操作系统会释放部分cache memory区块或者buffers memory区块。
2、df、du命令学习
df（英文全拼：disk free）用于显示目前在Linux系统上的文件系统磁盘使用情况统计。
第二列指定一个特定的文件系统1K-块1K是1024字节为单位的总内存。用和可用列正在使用中，分别指定的内存量。
使用列指定使用的内存的百分比，而最后一栏"安装在"指定的文件系统的挂载点。
用一个-i选项的df命令的输出显示inode信息而非块使用量
du命令 查看目录和文件容量
