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看了cjdhb的linux第8章，有关磁盘及文件系统的章节之后，觉得有必要记录一下。

cjdhblinux第三版基础篇，使用的是centos5.x，文件系统为Ext2。这个文件系统还是很有必要学习一下的，作为linux家族一种古老和通用的文件系统，个人觉得挺不错。

首先最基本的，要了解一下磁盘的构成。

磁盘的物理组成在cjdhblinux第零章里面就介绍过， 同时第三章谈过分区的概念， 详细的内容可以查阅那两章自行复习哦！

对于Ext2文件系统来说，文件系统通常会将权限属性放置到 inode 中，而实际数据则放置到 data block 区块中。还有一个超级块 (superblock) 会记录整个文件系统的整体信息，包括 inode 与 block 的总量、使用量、剩余量等。

superblock：记录文件系统的整体信息，包括inode和block的总量、使用量、剩余量， 以及文件系统的格式与相关信息等；inode：记录档案的属性，一个档案占用一个inode，同时记录此档案的数据所在的block 号码；block：实际记录档案的内容，若档案太大时，会占用多个 block 。

每个文件都会占用一个inode和多个block，inode可以理解为索引节点，同时inode中也包含文件的相关属性。所以学过操作系统原理的同学也该就明白了，对于Ext2文件系统来讲，其实就不存在所谓碎片整理一说了。这里可以将Ext2和FAT进行一个比较：

Ext2文件系统

FAT 文件系统

通过以上比较可以看出，Ext2和FAT存取方式的巨大差别。FAT 这种格式的文件系统没有 inode 存在，所以 FAT 没有办法将这个文件的所有 block 在一开始就读出来。它需要知道一个文件的一个物理块地址，而每个物理块中又包含后一个物理块的地址，就如第二张图所示。如果同一个文件数据写入的 block 分散的太过厉害时，则我们的磁盘读取头将无法在磁盘转一圈就读到所有的数据， 因此磁盘就会多转好几圈才能完整的读取到这个文件的内容！而Ext2就不存在这个问题了。

我们说在Ext2中，每个文件都有一个inode，这个inode作为索引节点指向每一个文件存放的物理块block，而文件系统一开始就将 inode 与 block 的大小规划好了，想要更改，就要重新格式化。

此外Ext2 文件系统在格式化的时候基本上是区分为多个区块群组 (block group) 的，每个区块群组都有独立的 inode/block/superblock 系统。

这样分group更加便于管理

至于每一个区块群组(block group)的几个内容说明如后：

data block（数据区块）
进行文件的存放，Ext2文件系统中，block的大小可以是1KB，2KB，4KB。每个block都有自己的编号，这个编号就是inode用以进行寻找物理块的最重要的一个信息。不同block大小所影响的单个文件大小是不同的。不过若文件大小小于block大小的时候，也是会占用一个block，这就会带来空间的浪费，所以也就是平时看到的，一个文件实际大小与所需空间大小不同的原因了。

inode table (inode 表格)
存放着inode。可以这么理解，inode有多少，就能存放多少个文件（因为一个文件要占用一个inode）。基本上，inode 记录的档案数据至少有底下这些：

该档案的存取模式(read/write/excute)；该档案的拥有者的群组(owner/group)；该档案的容量；该档案建立或状态改变的时间(ctime)；最近一次的读取时间(atime)；最近修改的时间(mtime)；定义档案特性的旗标(flag)，如 SetUID…；该档案真正内容的指向 (pointer)；

inode的数量和大小也是在格式化时就已经固定了，就Ext2来说，每一个inode大小为128B，而每个inode当中的信息的确特别多，每记录一个block编号又要占据4B，假设一个文件有 400MB ，每个 block 为 4K 时， 那至少也要十万个 block 号码的记彔！感觉明显不够用啊。这里就要提到Ext2当中比较高明的一点了，也就是操作系统概念当中的混合索引概念。

inode当中进行索引的部分，包含两种，一种直接，也就是直接记录了存储文件的block的编号，另一个是间接，以一级间接为例，也就是inode当中先指向一个block，将这个block不作为直接存储文件的块，而是通过将这个block进行延伸，用它存储文件当中其他block的编号，那么二级间接和三级间接也就是同一个原理，间接的越多，寻址的范围越广。inode当中，包含12个直接寻址单元，一个一级间接寻找单元，一个二级，一个三级。

举一个例子来说，以4KB大小的block为例，每个block编号需要4B，那每个block当中又可以寻址4KB / 4B = 1K个block，那么：

12个直接寻址——> 12*4KB = 48KB 一级间接——>1K * 4KB = 4MB二级间接——>1K * 1K * 4KB = 4GB三级间接——>1K * 1K * 1K * 4KB = 4TB

这样，一个inode就可以寻址一个48KB+4MB+4GB+4TB的文件了，这么大的单个文件容量应该足够用了吧~

由此，Ext2文件系统的基本原理就是这样，的确很高明的文件系统。更多的内容，大家可以去查阅《cjdhb的linux私房菜 基础篇》，附上共享的连接吧，http://pan.baidu.com/s/1mgsqMpE