本文主要是介绍认识EXT2文件系统，希望对大家解决编程问题提供一定的参考价值，需要的开发者们随着小编来一起学习吧！
硬盘组成
整块磁盘的组成主要有：
圆形的盘片（主要记录数据的部分）；机械手臂与机械手臂上的磁头（可读写盘片上的数据）；主轴马达，可以转动盘片，让机械手臂的磁头在盘片上读写数据。
盘片上的物理组成：
扇区（sector）为最小的物理存储单位，每个扇区为512bytes；将扇区组成一个圆，那就是柱面，柱面是分区的最小单位；
第一个扇区重要i，里面有硬盘主引导记录（MBR，446字节）及分区表（partition table，64字节）。
接口的磁盘在linux中文件名为：
/dev/sd[a-p][1-15]：为SCSI,SATA,USB,Flash等接口的磁盘文件名；
/dev/hd[a-d][1-63]：为IDE接口的磁盘文件名。
分区
磁盘分区指的是告诉操作系统“我这块磁盘在此分区可以访问的区域是由A柱面到B柱面之间的块”。
因为分区表只有64字节，所以最多只能记录四条分区的记录，我们称之为主分区或扩展分区；扩展分区只能有一个，扩展分区还能再分出逻辑分区；能够被格式化后作为数据访问的分区为主要分区和逻辑分区，扩展分区无法格式化。
文件系统特性
每种操作系统所设置的文件属性/权限并不相同，才了存放这些文件所需的数据，因此需要将分区进行格式化，以成为操作系统能够利用的文件系统，所以每种操作系统能够使用的文件系统并不相同。Linux的正规文件系统则为Ext2。
Linux的文件系统组成
1.super block：记录此文件系统的整体信息，包括inode/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；
2.inode：记录文件的属性，一个文件占用一个inode，同时记录此文件的数据所在的block号码；
3.block：实际记录文件的内容，若文件太大时，会占用多个block。
Ext2 数据访问方法
文件系统先格式化出inode和block的块，假设某一个文件的属性与权限数据是放置到inode4号，而这个inode记录了文件数据的实际放置点为2，7，13，15这4个block号码，此时我们的操作系统就能够据此来排列磁盘的阅读顺序，可以一下子将这4个block内容读出来。这种方法称为索引式文件系统。
FAT 数据访问方法及碎片整理
使用这种格式的，比如U盘。它没有inode存在，所以没办法将这个文件的所有block在一开始读出来。每个block号码都记录在前一个block当中，它需要一个一个地将block读出后，才能知道下一个block在何处。弊端就是同一个文件数据写入地block分散得太厉害，那么文件读取地性能将会变得很差。
碎片整理就是针对上述情况，通过碎片整理将同一个文件所属地block汇合在一起，这样数据地读取会比较容易。FAT的文件系统需要经常碎片整理一下，而Ext2是索引式文件系统，基本上不太需要经常进行碎片整理的。
Linux的Ext2文件系统
Ext2文件系统在格式化时基本上时区分为多个块组，每个块组都有独立的inode/block/superblock 系统。
data block
1.在Ext2文件系统中所支持的block大小有1KB、2KB及4KB。
2.原则上，block的大小与数量在格式化完就不能够再改变了，除非重新格式化
3.每个block内最多只能够放置一个文件的数据
4.如果文件大于block的大小，则一个文件会占用多个block数量
5.若文件小于block，则该block的剩余空间就不能再被利用了，造成磁盘空间浪费。
inode table
inode记录的文件数据有：
1.该文件的访问模式(read/write/excute)
2.该文件的所有者(owner/group)
3.该文件的大小()
4.该文件创建或状态改变的时间(ctime)
5.最近一次的读取时间(atime)
6.最近修改的时间(mtime)
7.定义文件特性的标志(flag)，如SetUID等
8.该文件真正内容的指向(pointer)
特色：
1.每个inode大小均固定为128bytes
2.每个文件都仅会占用一个inode，因此文件系统能够创建的文件数量与inode的数量有关
3.系统读文件时需要先找到inode，并分析inode所记录的权限与用户是否符合，若符合才能读取block的内容
superblock
没有superblock，就没有文件系统了。记录的信息：
1.block与inode的总量；
2.未使用与已使用的inode/block数量；
3.block与inode的大小
4.文件系统的挂载时间、最近一次写入数据的时间、最近一次检验磁盘的时间文件系统的相关信息；
5.一个validbit数值，若此文件系统已被挂载，则valid bit为0，否则为1。
文件系统描述说明
描述每个block group的开始与结束的block号码，以及说明每个区段分别介于哪一个block号码之间。
块对照表
记录使用与未使用的block号码，以便系统能快速找到可利用的空间处理文件，删除文件时，记录释放的block号码
inode对照表
记录使用与未使用的inode号码
与目录树的关系
目录
在Ext2文件系统新建一个目录时，ext2会分配一个inode与至少一块block给该目录。inode记录该目录的相关权限与属性，并记录分配到的那块block号码；而block则记录在这个目录下的文件名与该文件名占用的inode号码数据。
目录树的读取
我们知道inode本身并不记录文件名，文件名的记录是在目录的block中。
目录树是有根目录开始读起，因此系统通过挂载的信息可以找到挂载点的inode号码，通常一个文件系统最顶层inode号码从2开始，此时就能得到根目录的inode内容，并依据该inode读取根目录的block，block记录了该目录下的文件名和对应的inode号码，再根据inode号找到对应目录，一层一层的读下去。
新增文件时的系统行为
1.先确定用户欲添加文件的目录是否具有w与x的权限，若有的话才能继续添加
2.根据inode bitmap找到没有使用的inode号码，写入文件的属性和权限
3.根据block bitmap找到没有使用中的block号码，将实际的数据写入block中，且更新inode 的 block指向数据
4.将刚才写入的inode与block数据同步更新inode bitmap 与 block bitmap，并更新superblock的内容。
日志文件系统
如果新增文件的过程中发生意外，导致中间的过程中断，那么就会发生数据不一致的情况。如果要强制检查，可能要搜寻整个文件系统。针对上述情况，产生了Ext3增加了日志功能。在文件系统中规划出一个块，该块专门记录写入或修订文件时的步骤，以简化一致性检查的步骤。
挂载点的意义
每个文件系统要能够链接到目录树才能被我们使用，将文件系统与目录树结合的操作我们称为挂载。挂载点一定是目录，该目录为进入该文件系统的入口。因此不是任何文件系统都能使用，必须要挂载到目录树的某个目录后，才能够使用该文件系统。
Linux VFS
Virtual Filesystem Switch—虚拟文件系统，也许称它为 Linux 的文件系统管理者更确切点。我们用户并不需要知道每个分区上头的文件系统是什么，用户通过上层系统调用通过VFS调用实际的文件系统。在网上找了篇文章将VFS，具体VFS的解析与内部实现现在还没仔细看。
ps：https://www.ibm.com/developerworks/cn/linux/l-vfs/
这篇关于认识EXT2文件系统的文章就介绍到这儿，希望我们推荐的文章对编程师们有所帮助！
