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linux--------------Ext系列⽂件系统(下)

news 来源：原创 2025/5/13 16:43:42

1.ext2文件系统

引言
ext2（Second Extended File System）是Linux历史上最经典的文件系统之一，其设计思想深刻影响了后续的ext3、ext4等版本。尽管它缺乏日志功能，但其简洁高效的磁盘布局仍值得学习。本文将围绕ext2的Block Group结构、目录与文件名的存储、路径解析逻辑、挂载分区的实现以及路径缓存优化展开详细解析。

1-1 宏观认识

所有的准备⼯作都已经做完，是时候认识下⽂件系统了。我们想要在硬盘上储⽂件，必须先把硬盘格式化为某种格式的⽂件系统，才能存储⽂件。⽂件系统的⽬的就是组织和管理硬盘中的⽂件。在 Linux 系统中，最常⻅的是 ext2 系列的⽂件系统。其早期版本为 ext2，后来⼜发展出 ext3 和 ext4。 ext3 和 ext4 虽然对 ext2 进⾏了增强，但是其核⼼设计并没有发⽣变化，我们仍是以较⽼的 ext2 作为演⽰对象。 ext2⽂件系统将整个分区划分成若⼲个同样⼤⼩的块组 (Block Group)，如下图所⽰。只要能管理⼀个分区就能管理所有分区，也就能管理所有磁盘⽂件。

一、Block Group：ext2的物理组织单元

ext2将存储空间划分为多个Block Group，每个组独立管理自己的元数据和数据块，这种设计既提升了性能（减少磁头移动），又增强了容错能力。

超级块（Super Block）
位于每个Block Group的头部（仅部分组备份），记录全局信息：
- 文件系统大小、块大小（如4KB）
- Inode总数、空闲块数
- 最后一次挂载时间等
组描述符（Group Descriptor）
存储组内关键结构的偏移地址：
- 块位图（Block Bitmap）和Inode位图（Inode Bitmap）的位置
- Inode表（Inode Table）的起始块号
块位图与Inode位图
- 块位图：每个比特表示一个数据块是否空闲（1=占用，0=空闲）。
- Inode位图：同理管理Inode的分配状态。
Inode表
- 每个Inode（如128字节）对应一个文件/目录，存储元数据：权限、大小、时间戳，以及15个块指针（12个直接、1个间接、1个双间接、1个三间接）。
数据块（Data Blocks）
- 存储实际文件内容或目录项列表。

二、目录与文件名的存储机制

目录在ext2中是一个特殊文件，其内容由若干目录项（Dirent）组成，每个目录项结构如下：

plaintext

复制

下载

| Inode号（4B） | 目录项长度（2B） | 文件名长度（1B） | 文件类型（1B） | 文件名（变长） |

可变长度设计：短文件名（如a.txt）占用较小空间，长文件名自动扩展，避免浪费。
线性查找：目录项以链表形式存储，查找文件需遍历（后续ext4改用哈希树优化）。

三、路径解析：从`/home/user/file.txt`到数据块

当用户访问路径时，文件系统需逐级解析：

根目录起点：根目录的Inode号固定为2，读取其数据块。
逐级查找：
- 解析home：在根目录的目录项中找到home的Inode号。
- 解析user：进入home目录的数据块，查找user的Inode号。
- 最终定位file.txt的Inode，获取文件内容。
权限检查：每一级目录需验证执行权限（x位）。

四、挂载分区：连接设备与文件系统树

通过mount命令将分区挂载到目录（如/mnt）：

读取超级块：验证文件系统类型和完整性。
初始化VFS结构：将设备关联到挂载点，建立super_block和inode内存对象。
隐藏原内容：挂载后，原目录内容不可见，直到卸载（umount）。

五、路径缓存（dentry缓存）：加速访问的关键

为避免重复解析路径，内核维护目录项缓存（dentry cache）：

缓存命中：若/home/user已缓存，下次访问/home/user/file.txt时直接跳过已解析部分。
LRU淘汰策略：缓存空间不足时，淘汰最久未使用的条目。

二、硬链接（Hard Link）：共享inode的“文件分身”

1. 硬链接的原理

直接关联inode：硬链接通过目录项直接指向目标文件的inode号。
引用计数：每个inode中有一个i_links_count字段，记录被硬链接引用的次数。

示例命令：

bash

复制

下载

ln source.txt hardlink.txt  # 创建硬链接

2. 目录结构中的表现

目录项结构：硬链接的目录项与普通文件无异，仅存储文件名和inode号。

plaintext

复制

下载
```
| Inode号（与源相同） | 目录项长度 | 文件名长度 | 文件类型 | 文件名（如hardlink.txt） |
```
删除操作：删除源文件（如source.txt）后，硬链接依然有效（inode引用计数减1）。仅当i_links_count=0时，文件数据才会被释放。

3. 硬链接的限制

无法跨文件系统：inode号仅在同一个文件系统内有效。
无法链接目录：避免目录环问题（仅超级用户可通过ln -d绕过，但风险极高）。

三、软链接（Symbolic Link）：存储路径的“快捷方式”

1. 软链接的原理

独立inode与数据块：软链接是一个独立的文件，其数据块中存储目标文件的路径字符串。

示例命令：

bash

复制

下载

ln -s source.txt symlink.txt  # 创建软链接

2. 目录结构中的表现

目录项结构：软链接拥有自己的inode，文件类型标记为符号链接。

plaintext

复制

下载

| Inode号（新） | 目录项长度 | 文件名长度 | 文件类型（符号链接） | 文件名（如symlink.txt） |

数据块内容：存储目标路径（如source.txt，长度不超过文件系统块大小）。

3. 软链接的特性

跨文件系统支持：路径解析不依赖inode，可指向其他文件系统的文件。
悬空链接风险：删除源文件后，软链接仍存在但指向无效路径。

三、软硬链接对比：核心差异与使用场景

对比项	硬链接	软链接
本质	共享inode的多个目录项	存储目标路径的独立文件
inode占用	不创建新inode，共享源文件inode	创建新inode和数据块
跨文件系统	❌ 不支持	✅ 支持
链接目录	❌ 默认禁止（防止环路）	✅ 支持
删除源文件	文件仍可通过硬链接访问	链接失效（悬空链接）
存储内容	直接指向inode号	存储目标文件的路径字符串
性能	路径解析快（无需递归）	解析慢（需递归查找目标路径）

四、目录结构中的链接示例

假设目录结构如下：

复制

下载

/
├── source.txt          # 源文件（inode=1001）
├── hardlink.txt        # 硬链接（inode=1001）
└── symlink.txt -> source.txt  # 软链接（inode=1002，数据块存储路径"source.txt"）

硬链接的目录项
- 文件名：hardlink.txt，inode号：1001，文件类型：普通文件。
- 删除source.txt后，hardlink.txt仍可访问原数据。
软链接的目录项
- 文件名：symlink.txt，inode号：1002，文件类型：符号链接。
- 删除source.txt后，访问symlink.txt会报错：No such file or directory。

五、应用场景与最佳实践

硬链接适用场景
- 需要多入口访问同一文件（如日志文件的多个硬链接）。
- 节省inode资源（无额外inode开销）。
软链接适用场景
- 跨文件系统引用文件或目录。
- 动态路径切换（如版本管理中指向latest版本目录）。
- 避免循环依赖（如/bin/sh软链接到/bin/bash）。