ext3文件系統基礎知識點有哪些

ext3文件系統基礎知識點有哪些，相信很多沒有經驗的人對此束手無策，為此本文總結了問題出現的原因和解決方法，通過這篇文章希望你能解決這個問題。

文件系統的構成
引導塊：存儲引導代碼
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；最后寫入時間/掛載時間/掛載路徑；空閑i節點/塊信息(分配新i節點/塊時使用)
組描述符表：每個32字節，描述每組塊位圖/i節點位圖/i節點表起始塊號，塊組中空閑塊數和目錄數；文件系統中所有塊被等分為若干塊組，最后一個可能略小；
塊位圖：占有1個數據塊
I節點位圖：占用1個數據塊，通常用不完
I節點表：存放inode，ext3下每個128字節，包含12個直接塊指針/1個1級間接快指針/1個2級間接塊指針/1個3級塊指針
數據區：存放文件數據
對于具備稀疏超級塊特性的文件系統，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
目錄也是文件的一種，除了inode，每個目錄至少占有1個數據塊，以目錄項的形式存儲其下的文件列表；
存儲內容包括：文件名的ASCII碼/名字長度/本目錄項長度/i節點號/文件類型
目錄項長度=max((8字節固定+文件名), 4*n)，對于文件file.txt，其長度為16；
硬連接：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
創建文件
在/dir1下建立file.txt文件，大致步驟：
1 讀取超級塊(固定位置)，獲取文件系統基本信息(塊大小/每組inode數量)；讀取組描述符表(固定位置)，獲知各個塊組布局情況；
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，位于0號塊組)，而inode表開始于5號塊，讀取5號塊訪問第2個inode，其塊指針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；更新根目錄最后訪問時間；
3 創建file.txt的目錄項
   --對dir1的inode號整除運算int(4724/2008)確定其位于2號塊組，其余數708為該inode表項號，依據2號組描述符表項獲知其i節點表起始于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塊查找空閑空間，新建文件file.txt名字長度7字符，需要16字節空間
   --創建好目錄項，更新該目錄的最后修改時間和最后改變時間，并其改變情況記錄入日志
4 創建inode
   --優先在父目錄同一塊組創建，即2號組
   --讀取2號塊組位于16386塊的i節點位圖，獲知尚未分配的i節點號4850，將其對應bit置1，并將超級塊/組描述符表中空閑inode數減1
   --將該inode地址添加到上一步創建的目錄項中
   --初始化4850號inode
5 分配數據塊
   File.txt需要6個數據塊，查看2號塊組的塊位圖，在本塊組中找出6個空閑塊并將相應bit置1，將這些塊分配到4850號inode的直接塊指針中
   更新超級塊/組描述符中的空閑塊數，更新inode的最后修改時間和改變時間
6  寫數據 
   將file.txt內容寫入新分配的塊中

刪除文件
1 讀取超級塊 & 組描述符表
2 獲取dir1的inode
   --根目錄inode號為2(位于0號塊組)，i節點表起始于第5塊(組描述符表)，從第5號塊讀取i節點表并訪問第2個表項
   --從inode的直接塊指針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
   --更新根目錄最后訪問時間
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，位于2號塊組，而2號組的i節點描述符起始于16387號塊(組描述符表)
   --取余運算(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的數據塊，
  --從2號組的i節點表獲取4850號i節點項，將鏈接數減1，若鏈接數為0則回收該inode(相應bit置0)
  --對應的6個塊的塊位圖bit置0
注：具體請參考馬林編著的《數據重現》

常見問題：
1 為何df顯示磁盤滿但du卻顯示有空閑空間？
刪除文件時有進程正在打開，所以實際占有空間并未釋放；
刪除或truncate一個inode時，先將該inode添加到orphan inode單向鏈表頭，super block結構有相應字段s_last_orphan指向此鏈表；
如果執行期間系統崩潰，則下次加載該文件系統時會檢查該鏈表并繼續刪除或truncate操作；

以下是ext4刪除inode的正常過程
-->do_unlinkat
 -->vfs_unlink
  -->ext4_unlink
   -->ext4_delete_entry從該文件所在目錄中刪除該文件
   -->ext4_orphan_add
 -->iput
  -->iput_final
   -->generic_drop_inode
    -->generic_delete_inode(inode);
     -->ext4_delete_inode
      -->ext4_truncate清除磁盤上的索引信息
      -->ext4_orphan_del
      -->ext4_free_inode從內存中和磁盤上分別刪除該inode
http://blogimg.chinaunix.net/blog/upfile2/101008204403.pdf
ext3采用間接塊映射，當文件較大時則映射表開銷會很高，刪除文件時會將inode中的塊指針清空；
Ext4引入extent，減少了元數據塊的數量，unlink/truncate的開銷會下降不少，每個extent結構體12字節，每個inode最多可存放4個；
大部分文件只需一些extent來描述logical-to-physical塊映射，然而對于稀疏或碎片化十分嚴重的文件,extent map效率則沒那么高；
對此需借助于ext4改進的塊分配器，盡量將小文件緊鄰存放同時為大文件分配連續區域；
http://ols.fedoraproject.org/OLS/Reprints-2008/kumar-reprint.pdf

2 如何分配數據塊/inode/目錄項
分配塊
優先在其inode所屬塊組分配，
分配inode
文件：優先在其父目錄所在組創建；目錄：優先在空余空間較多的組創建
分配目錄項
從前向后遍歷該目錄的目錄項，對每個目錄項，依據文件名長度計算其改目錄項所需長度，并將其同實際長度值比較，如果不一致則說明要么為最后一項，要么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，則掛起文件名并分配新塊，linux不允許目錄項跨越塊；

看完上述內容，你們掌握ext3文件系統基礎知識點有哪些的方法了嗎？如果還想學到更多技能或想了解更多相關內容，歡迎關注億速云行業資訊頻道，感謝各位的閱讀！