Unix/Linux系统编程（EXT2文件系统）

一.关于文件系统（参考链接：https://blog.csdn.net/TABE_/article/details/122439713）

　　1.文件类型

　　　　　　　操作系统的基本文件类型有普通文件、目录文件、设备文件和链接文件。

    　　　　　　普通文件：最常见的文件。
    　　　　　　目录文件：目录文件中保存着该目录下其他文件的inode号和文件名等信息，目录文件中的每个目录项都是指向某个文件inode号的链接，删除文件名就等于删除与之对应的链接。
   　　　　　　 设备文件：操作系统把各种设备也抽象成文件，便于管理，如鼠标，键盘等。
    　　　　　　链接文件：多个文件名指向同一索引节点（inode index）是存在的，这时就会出现链接文件。

　　2.文件操作

　　　　　　　文件操作分为以下几种：创建文件，删除文件，读文件，写文件等。

    　　　　　　创建文件：在创建一个新文件时，系统首先要为新文件分配必要的外存空间，并在文件系统的目录中，为之建立一个目录项，目录项中应该记录新文件的文件名及其在外存的地址等属性。
   　　　　　　 删除文件：当已不再需要某文件时，可将其从文件系统中删除，在删除时，系统应先从目录中找到要删除文件的目录项，使之成为空项，然后回收该文件所占用的存储空间。
    　　　　　　读文件：读文件时，须在相应系统调用中给出文件名和应读入的内存目标地址。此时，系统要查找目录，找到指定目录项，从中得到被读文件在外存中的位置。在目录项中，还有一个指针用于对文件进行读/写。
    　　　　　　写文件：写文件时，须在相应系统调用中给出文件名和其在内存源地址。此时，系统要查找目录，找到指定目录项，从再利用目录中的写指针进行写操作。

　　　　　　文件系统对文件进行操作的过程：

　　　　　　　　1.先进入目录，目录中有相应的目录项

　　　　　　　　2.目录项中有对应的文件名和inode号，根据文件名找到对应的inode号

　　　　　　　　3.再根据inode号读取到文件的inode，分析是否符合inode中记录的权限

　　　　　　　　4.如果符合权限，则可以读取到相应的data blocks

　　3.文件系统中数据的存储

　　　　文件包括属性和内容两部分（当然，还包括文件名，不过文件名实质是其所属目录文件的内容，目录文件也有inode号）。其中属性信息放置于inode区（即元数据区）中，实际内容放置于data block区中，另外，还有一个superblock（超级块）会记录整个文件系统的整体信息。

 

　　　　inode
　　　　inode存放文件的属性信息（如文件类型、大小、权限等）和文件内容所在的block编号。inode是文件惟一标识，系统根据文件名先找到inode，并首先分析是否符合inode中记录的权限，符合后根据block编号找到数据块读取内容。

　　　　block(块）
　　　　block存放文件实际内容。每个block大小有1K,2K及4K三种，其大小也是在磁盘（或分区）格式化时就确定了。每个block内只能存放一个文件的内容。若文件内容大小大于单个block，则该文件会占用多个block;若占不满一个block,这个block中的剩余空间也将浪费。因此block大小的选取也很重要，若经常存储小文件，而block较大无疑会浪费很多空间；但block较小的话，大型文件会占用较多的block数，这样inode中也会记录更多的block编号，由此会降低系统读写性能。所以block大小的选取应根据实际情况权衡。

 

 

　　　　superblock（超级块）

　　　　superblock存放此文件系统的整体信息，包括inode/block大小、inode/block总量、使用量、剩余量、文件系统格式等。一个文件系统仅有一个superblock，位于组0中，这个块很重要，因此通常还有一个备份位于其它组中，其大小一般为1K。

　　　　关于文件系统的基础知识（包括文件系统的储存方式及分配方式，推荐参考链接：https://blog.csdn.net/u012489236/article/details/123808924）

 

二.EXT2文件系统

 　　1.EXT2文件系统数据结构

　　　　　　1.1通过mkfs创建虚拟磁盘

　　　　　　在Linux系统下，使用命令：mke2fs [-b blksize -N ninodes] device nblocks   ，可以在设备上创建一个带有nblocks个块（每块大小为blksize字节）和ninodes个索引节点的EXT2文件系统。

　　　　　　例如使用下面的命令：

　　　　　　dd if=/dev/zero of=vdisk bs=1024 count=1440

　　　　　　mkes2fs vdisk 1440

　　　　　　作用：在一个名为vdisk的虚拟磁盘文件上创建一个EXT2文件系统，有1440个大小为1KB的块。

 

 

 

 

 　　　　　　1.2虚拟磁盘布局（参考链接：https://blog.csdn.net/qq_43909184/article/details/105142341）

 

 　　　　　　　如图为简单的EXT2文件系统布局，可以看出，ext2文件系统将整个分区划成若干个同样大小的块组（Block Group），从Block Group 0 到Block Group n（图中设定n=1440）。
　　　　　　（1）启动块（boot block）
　　　　　　　　文件系统中存储的最小单位是块（Block），而上图中启动块（Boot Block）的大小是确定的，就是1KB，启动块是由PC标准规定的，用来存储磁盘分区信息和启动信息，任何文件系统都不能使用启动块。启动块之后才是ext2文件系统的开始。
　　　　　　（2）Block Group
　　　　　　　　ext2文件系统会根据分区的大小划分为数个Block Group。而每个Block Group都有着相同的结构组成。

　　　　　　（3）超级块（Super Block）
　　　　　　　　存放文件系统本身的结构信息。记录的信息主要有：bolck 和 inode的总量，未使用的block和inode的数量，一个block和inode的大小，最近一次挂载的时间，最近一次写入数据的时间，最近一次检验磁盘的时间等其他文件系统的相关信息。Super Block的信息被破坏，可以说整个文件系统结构就被破坏了。
　　　　　　（4）块组描述符表（GDT，Group Descriptor Table）
　　　　　　　　块组描述符表是由很多块组描述符组成，整个分区分成多少个块组就对应有多少个块组描述符。每个块组描述符（Group Descriptor）存储一个块组的描述信息，例如在这个块组中从哪里开始是inode表，从哪里开始是数据块，空闲的inode和数据块还有多少个等等。
　　　　　　（5）块位图（Block Bitmap）
　　　　　　　　Block Bitmap中记录着Data Block中哪个数据块已经被占用，哪个数据块没有被占用。
　　　　　　（6）inode位图（inode Bitmap）
　　　　　　　　每个bit表示一个inode是否空闲可用。

　　　　　　（7）i节点表
　　　　　　　　包含文件/目录的几乎全部-适用于放置在硬盘上的，需要长久保存的信息。
　　　　　　　　例如：文件所有者，文件类型，i节点号（存放在目录块中），主次设备号，连接计数，访问/修改时间，IO块长，文件字节数等等。
　　　　　　　　可以用stat函数(#include )获取相关i节点信息信息。

　　　　　　（8）数据区：存放文件内容

　　　　　1.3文件索引过程

 

 　　　　　　dentry是一个目录项（Directory entry），相当于一个文件目录，该文件目录里面有很多文件。其实本质就是一个dir_entry结构体，重要成员有文件的inode索引号，文件名等，存储着文件的信息。

 

 

　　　　2.遍历EXT2文件系统树

　　　　　　（1）读取超级块。检查幻数s_magic（0xEF53），验证它确实是 EXT2 FS。
　　　　　　（2）读取块组描述符块（1+s_first_data_block），以访问组0描述符。从块组描述符的bg_ inode_table条目中找到索引节点的起始块编号，并将其称为InodesBeginBlock。
　　　　　　（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。例如，如果路径名=/a/b/c，则组件字符串是"a""b""c"，其中n=3。用name[0]，name[1]，…，name[n-1]来表示组件。
　　　　　　（5）从（3）中的根索引节点开始，在其数据块中搜索 name[0]。为简单起见，我们可以假设某个目录中的条目数量很少，因此一个目录索引节点只有12个直接数据块。有了这个假设，就可以在12个（非零）直接块中搜索 name[0]。目录索引节点的每个数据块都包含以下形式的 dir_entry结构体：
[ino rec_len name_len NAME] [ino rec_len name_len NAME] . . . . .
其中NAME是一系列nlen字符，不含终止NULL。对于每个数据块，将该块读入内存并使用dir_entry*dp指向加载的数据块。然后使用name_len将NAME提取为字符串，并与name[0]进行比较。
　　　　　　（6）使用索引节点号ino 来定位相应的索引节点。回想前面的内容，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。