ext3檔案系統基礎知識點

檔案系統的構成
引導塊：儲存引導程式碼
超級塊：單塊大小/總塊數；每組塊數；i節點數/每組i節點數；卷名；最後寫入時間/掛載時間/掛載路徑；空閒i節點/塊資訊(分配新i節點/塊時使用)
組描述符表：每個32位元組，描述每組塊點陣圖/i節點點陣圖/i節點表起始塊號，塊組中空閒塊數和目錄數；檔案系統中所有塊被等分為若干塊組，最後一個可能略小；
塊點陣圖：佔有1個資料塊
I節點點陣圖：佔用1個資料塊，通常用不完
I節點表：存放inode，ext3下每個128位元組，包含12個直接塊指標/1個1級間接快指標/1個2級間接塊指標/1個3級塊指標
資料區：存放檔案資料
對於具備稀疏超級塊特性的檔案系統，只在組號為3/5/7的冪的塊組備份超級塊和塊組描述符，否則每個塊組都有備份；

目錄
目錄也是檔案的一種，除了inode，每個目錄至少佔有1個資料塊，以目錄項的形式儲存其下的檔案列表；
儲存內容包括：檔名的ASCII碼/名字長度/本目錄項長度/i節點號/檔案型別
目錄項長度=max((8位元組固定+檔名), 4*n)，對於檔案file.txt，其長度為16；
硬連線：本質上為指向同一inode的不同目錄項而已

--假定每個塊組的inode數量為2008
建立檔案
在/dir1下建立file.txt檔案，大致步驟：
1 讀取超級塊(固定位置)，獲取檔案系統基本資訊(塊大小/每組inode數量)；讀取組描述符表(固定位置)，獲知各個塊組佈局情況；
2 讀取根目錄，從其目錄項中找到dir1以及其inode
   —其inode為2號(固定，位於0號塊組)，而inode表開始於5號塊，讀取5號塊訪問第2個inode，其塊指標顯示根目錄的目錄塊號為256；
   --讀取256號塊，遍歷其目錄項，直至找到dir1的目錄項，顯示其inode號為4724；更新根目錄最後訪問時間；
3 建立file.txt的目錄項
   --對dir1的inode號整除運算int(4724/2008)確定其位於2號塊組，其餘數708為該inode表項號，依據2號組描述符表項獲知其i節點表起始於16387塊，
   --讀取該塊， 獲取其708號表項，顯示 dir1目錄塊號為17216
   --讀取17216塊查詢空閒空間，新建檔案file.txt名字長度7字元，需要16位元組空間
   --建立好目錄項，更新該目錄的最後修改時間和最後改變時間，並其改變情況記錄入日誌
4 建立inode
   --優先在父目錄同一塊組建立，即2號組
   --讀取2號塊組位於16386塊的i節點點陣圖，獲知尚未分配的i節點號4850，將其對應bit置1，並將超級塊/組描述符表中空閒inode數減1
   --將該inode地址新增到上一步建立的目錄項中
   --初始化4850號inode
5 分配資料塊
   File.txt需要6個資料塊，檢視2號塊組的塊點陣圖，在本塊組中找出6個空閒塊並將相應bit置1，將這些塊分配到4850號inode的直接塊指標中
   更新超級塊/組描述符中的空閒塊數，更新inode的最後修改時間和改變時間
6  寫資料 
   將file.txt內容寫入新分配的塊中

刪除檔案
1 讀取超級塊 & 組描述符表
2 獲取dir1的inode
   --根目錄inode號為2(位於0號塊組)，i節點表起始於第5塊(組描述符表)，從第5號塊讀取i節點表並訪問第2個表項
   --從inode的直接塊指標獲知根目錄的目錄塊為256號塊
   --讀取256號塊，遍歷目錄項直至找到dir1記錄，其i節點號為4724
   --更新根目錄最後訪問時間
3 獲取file.txt的inode，回收目錄項
   --dir1的i節點號為4724，取整運算int(4724/2008)=2，位於2號塊組，而2號組的i節點描述符起始於16387號塊(組描述符表)
   --取餘運算(4724%2008)=708，則從16387塊開始讀取第708項inode，inode顯示dir1目錄塊號為17216
   --讀取17216號塊遍歷目錄項，直至找到file.txt匹配項，獲取其i節點號為4850
   --取消該目錄項，其前一項的長度值直接指向其下一項開始處
4 回收file.txt的資料塊，
  --從2號組的i節點表獲取4850號i節點項，將連結數減1，若連結數為0則回收該inode(相應bit置0)
  --對應的6個塊的塊點陣圖bit置0
注：具體請參考馬林編著的《資料重現》

常見問題：
1 為何df顯示磁碟滿但du卻顯示有空閒空間？
刪除檔案時有程式正在開啟，所以實際佔有空間並未釋放；
刪除或truncate一個inode時，先將該inode新增到orphan inode單向連結串列頭，super block結構有相應欄位s_last_orphan指向此連結串列；
如果執行期間系統崩潰，則下次載入該檔案系統時會檢查該連結串列並繼續刪除或truncate操作；

以下是ext4刪除inode的正常過程
-->do_unlinkat
 -->vfs_unlink
  -->ext4_unlink
   -->ext4_delete_entry從該檔案所在目錄中刪除該檔案
   -->ext4_orphan_add
 -->iput
  -->iput_final
   -->generic_drop_inode
    -->generic_delete_inode(inode);
     -->ext4_delete_inode
      -->ext4_truncate清除磁碟上的索引資訊
      -->ext4_orphan_del
      -->ext4_free_inode從記憶體中和磁碟上分別刪除該inode
http://blogimg.chinaunix.net/blog/upfile2/101008204403.pdf
ext3採用間接塊對映，當檔案較大時則對映表開銷會很高，刪除檔案時會將inode中的塊指標清空；
Ext4引入extent，減少了後設資料塊的數量，unlink/truncate的開銷會下降不少，每個extent結構體12位元組，每個inode最多可存放4個；
大部分檔案只需一些extent來描述logical-to-physical塊對映，然而對於稀疏或碎片化十分嚴重的檔案,extent map效率則沒那麼高；
對此需藉助於ext4改進的塊分配器，儘量將小檔案緊鄰存放同時為大檔案分配連續區域；

 

2 如何分配資料塊/inode/目錄項
分配塊
優先在其inode所屬塊組分配，
分配inode
檔案：優先在其父目錄所在組建立；目錄：優先在空餘空間較多的組建立
分配目錄項
從前向後遍歷該目錄的目錄項，對每個目錄項，依據檔名長度計算其改目錄項所需長度，並將其同實際長度值比較，如果不一致則說明要麼為最後一項，要麼跨越了若干被刪除的目錄項，則嘗試在此處分配新目錄項；如當前塊沒有足夠空間，則掛起檔名並分配新塊，linux不允許目錄項跨越塊；