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无
在linux下面，常见的linux fs就是ext系列，linux里面的vfs也和这个ext fs息息相关。本文主要详解一下ext4 fs的实现原理，并且，从文件操作的角度来看，ext4 fs是怎么实现这一系列工作的。
常见的硬盘有两种类别：
其实稍微对硬盘有一点了解的人都知道，这两者硬盘的结构和原理是完全不一样的（具体可看很多网上的相关资料）。
对于HDD来说，其是有磁头、盘片、马达等构成，盘片概念中又可以得到扇区、柱面的概念。根据这些物理的技术事实，引出了CHS（柱面数（Cylinders）、磁头数（Headers）、扇区数（Sectors））寻址方式。后面经过发展，又有了LBA（Logic Block Address）寻址方式（具体可看很多网上的相关资料））。
这里的格式化有两种：
对于低级格式化来说，一般是硬盘厂家格式化好的，对磁盘的一些基本参数进行设置。
对于高级格式化来说，这就是我们用户普遍开始接触使用硬盘的第一步，我们后续解释ext的文件系统，也是基本是高级格式化来完成的。
对于上层用户来说， 描述一个磁盘的相关属性使用扇区来描述，一个扇区一般是512字节，磁盘总容量是扇区数*512字节。
文件系统是指通过什么样的结构来组织数据的存储方式。具体来说，就是怎么对某一个文件进行定位和操作。一个基本的fs例子可以参考以前我写的关于FAT文件系统的组织方式（《FAT32 文件系统详解》 https://blog.csdn.net/u011728480/article/details/58049184 ）。
ext4 fs的基本存储单位是block，一个block可能由多个扇区组成，对于ext4来说，其有以下的一些基本属性：
从上面可以知道ext4 fs可以描述的磁盘容量大小和我们创建文件系统时的参数有关，有兴趣可以去看参考小节的文档。
ext4 fs的宏观结构如下：
| block group 0 | block group 1 | ... ... | block group n-1 | block group n |
|---|
对于block group 0 来说：
| Group 0 Padding | ext4 Super Block | Group Descriptors | Reserved GDT Blocks | Data Block Bitmap | inode Bitmap | inode Table | Data Blocks |
|---|---|---|---|---|---|---|---|
| 1024 bytes | 1 block | many blocks | many blocks | 1 block | 1 block | many blocks | many more blocks |
对于block group n(n != 0) 来说：
| ext4 Super Block（可选） | Group Descriptors（可选） | Reserved GDT Blocks（可选） | Data Block Bitmap | inode Bitmap | inode Table | Data Blocks |
|---|---|---|---|---|---|---|
| 1 block | many blocks | many blocks | 1 block | 1 block | many blocks | many more blocks |
从上面的三个表格可以知道，ext4fs是由多个block group构成，其中block group0有一个1k的填充部分，这部分主要是兼容以前老旧的引导分区使用。其他block group并没有这1k的填充部分。
下面我们分别详解block group中的具体每个部分是什么内容，以block_size是4k为例。
我们先来看看fs/ext4/ext4.h里面定义的内容：
/*
* Structure of the super block
*/
struct ext4_super_block {
__le32 s_inodes_count; /* Inodes count */
__le32 s_blocks_count_lo; /* Blocks count */
... ...
__le32 s_log_block_size; /* Block size */
... ...
__le32 s_blocks_per_group; /* # Blocks per group */
... ...
}
从这个定义可以看出，ext4_super_block 包含了很多ext4 fs的meta信息，例如：inode个数，blocks个数，block大小，每个组里面的block大小。我们可以使用dumpfs命令来查看superblock的信息，如下：
注意看，对于block group n(n != 0)来说，ext4 Super Block、Group Descriptors等重要的结构是可选的，这里就涉及到ext的另外一个概念，通过备份这些重要的数据结构在不同的block group中，当block group 0数据损坏时，可以从其他分区尝试恢复。
组描述符是一个数据结构，其数据是第二个block开始，其定义如下：
/*
* Structure of a blocks group descriptor
*/
struct ext4_group_desc
{
__le32 bg_block_bitmap_lo; /* Blocks bitmap block */
__le32 bg_inode_bitmap_lo; /* Inodes bitmap block */
__le32 bg_inode_table_lo; /* Inodes table block */
__le16 bg_free_blocks_count_lo;/* Free blocks count */
__le16 bg_free_inodes_count_lo;/* Free inodes count */
__le16 bg_used_dirs_count_lo; /* Directories count */
__le16 bg_flags; /* EXT4_BG_flags (INODE_UNINIT, etc) */
__le32 bg_exclude_bitmap_lo; /* Exclude bitmap for snapshots */
__le16 bg_block_bitmap_csum_lo;/* crc32c(s_uuid+grp_num+bbitmap) LE */
__le16 bg_inode_bitmap_csum_lo;/* crc32c(s_uuid+grp_num+ibitmap) LE */
__le16 bg_itable_unused_lo; /* Unused inodes count */
__le16 bg_checksum; /* crc16(sb_uuid+group+desc) */
__le32 bg_block_bitmap_hi; /* Blocks bitmap block MSB */
__le32 bg_inode_bitmap_hi; /* Inodes bitmap block MSB */
__le32 bg_inode_table_hi; /* Inodes table block MSB */
__le16 bg_free_blocks_count_hi;/* Free blocks count MSB */
__le16 bg_free_inodes_count_hi;/* Free inodes count MSB */
__le16 bg_used_dirs_count_hi; /* Directories count MSB */
__le16 bg_itable_unused_hi; /* Unused inodes count MSB */
__le32 bg_exclude_bitmap_hi; /* Exclude bitmap block MSB */
__le16 bg_block_bitmap_csum_hi;/* crc32c(s_uuid+grp_num+bbitmap) BE */
__le16 bg_inode_bitmap_csum_hi;/* crc32c(s_uuid+grp_num+ibitmap) BE */
__u32 bg_reserved;
};
其实从这里可以看到，根据组描述符，我们可以知道后面三个重要的区块（Data Block Bitmap/inode Bitmap/inode Table）的block号，也就定位到这3个重要的区块了。
但是这里有一个问题是需要我们处理的，就是组描述符是一个数组，它描述了多个block group，那么我们怎么知道有多少个组描述呢？那就是直接用superblock里面的s_blocks_count_lo/s_blocks_per_group就得到了有多个group descriptor。
同理，我们可以使用dumpfs命令来查看group descriptor 0的信息(block group 0)，如下：
注意，上面的Reserved GDT Blocks是用做以后扩充group descriptor使用的（也就是扩充extfs容量）。
data block bitmap主要就是使用bitmap描述data block的使用情况。其起始位置是group descriptor中的bg_block_bitmap_lo来确定的。
以block_size是4k为例，那么我们能够通过bitmap来描述的block个数为：4 * 1024 * 8 = 32768，通过上面的知识可以看到，恰好对应一个block group的大小。
inode bitmap和data block bitmap类似，用于描述inode的使用情况。其起始位置是group descriptor中的bg_inode_bitmap_lo来确定的。后面我们会关联到这个地方的知识点。
以block_size是4k为例，同上，我们最多只能有32768个inode。
这里提到的inode概念可以先不管，你可以把一个inode当做一个文件的抽象概念来处理。inode这个概念在linux vfs和ext4 fs都会使用到，而且是相互关联的。
inode Table 是由一个个ext4_inode组成的数组。ext4_inode定义如下：
/*
* Structure of an inode on the disk
*/
struct ext4_inode {
__le16 i_mode; /* File mode */
__le16 i_uid; /* Low 16 bits of Owner Uid */
... ...
__le32 i_blocks_lo; /* Blocks count */
... ...
__le32 i_block[EXT4_N_BLOCKS];/* Pointers to blocks */
... ...
}
从上面可以简单知道，这里有一个文件的属性、大小、数据block的指针等等。ext4_inode可以描述一个文件的基本信息，这个结构将会在本系列文章中的vfs里面介绍。linux提供了stat命令来获取这个结构的信息，例如下图：
从图中可知，我们可以知道inode的序号、inode包含的blocks的个数，以及文件其他属性等等。
此外根据其数据结构可以知道，ext4_inode的文件大小上限由EXT4_N_BLOCKS=15个block决定，从理论上来说，如果大于这个尺寸的ext采取的是通过类似间接寻址的方式。对于ext4 fs来说，对这个间接寻址做了详细介绍，下面我们对这种间接寻址做一点简单说明（以block_size=4k为例）：
其实从上面来看，如果我们存储和访问一个大文件，由于机制的原因，效率是非常底下的，因此ext4 fs里面有一个flex_bg特性，可以用更高效的extent tree数据结构来描述大文件。本文不对这个做介绍。
此外，ext4 fs预留了一些特殊inode的编号，他们如下图表格：
| inode Number | Purpose |
|---|---|
| 0 | Doesn’t exist; there is no inode 0. |
| 1 | List of defective blocks. |
| 2 | Root directory. |
| 3 | User quota. |
| 4 | Group quota. |
| 5 | Boot loader. |
| 6 | Undelete directory. |
| 7 | Reserved group descriptors inode. (“resize inode”) |
| 8 | Journal inode. |
这里面对我们来说，最有用的就是inode=2的inode节点，它是代表这个文件系统的根目录。这个根目录在vfs挂载文件系统的时候，有重要作用。
对于多个block group来说，其每个inode Table大小是一定的，这个在super block里面就定义了，例如上文图中“Inodes per group:8192”代表每个block group有8192个inode。当我们mkfs.ext4时，inode的数量是固定了，我们可以修改这个参数来适应一些特殊情况，例如：inode满了，但是磁盘空间没有占满，这个是属于优化项了，这里不做讨论。如下图，df -i可以查看fs的inode使用信息，df -h是fs的磁盘容量信息：
从图中的根目录分区来看，他们的inode占用和容量占用完全不一致，如图来说，可能是容量用完了，但是inode没有用完，可是有另外一种情况，那就是容量没有用完，inode用完了，一般出现在存放很多小文件的ext4fs。
这里还有一个重要的信息，我们知道有多个block group，且每个block group一定有Data Block Bitmap、inode Bitmap、inode Table。其中有一个很重要的概念就是每个block group的inode Table里面的inode序号是连续的。
data blocks就是文件的真实数据块，由ext4_inode来指定。
就上面我们描述的内容来看，我们可以通过一个inode来描述一个文件了，但是还有一类我们常见的类型：目录，却没有提到。
其实对于文件系统来说，目录也是文件，也是通过inode来描述的，在上文，其实我们提到了inode=2的indoe节点，它就是根目录项，也是解析ext4fs的起点。
传统来说，对于目录的inode，其指向的block是基于目录项的数组（新的ext4 fs还有hash目录，其在ext3 引入，可以提升目录操作性能, 本文不做介绍），一个对于目录项来说，有两个结构：
struct ext4_dir_entry {
__le32 inode; /* Inode number */
__le16 rec_len; /* Directory entry length */
__le16 name_len; /* Name length */
char name[EXT4_NAME_LEN]; /* File name */
};
/*
* The new version of the directory entry. Since EXT4 structures are
* stored in intel byte order, and the name_len field could never be
* bigger than 255 chars, it's safe to reclaim the extra byte for the
* file_type field.
*/
struct ext4_dir_entry_2 {
__le32 inode; /* Inode number */
__le16 rec_len; /* Directory entry length */
__u8 name_len; /* Name length */
__u8 file_type; /* See file type macros EXT4_FT_* below */
char name[EXT4_NAME_LEN]; /* File name */
};
对于我们常用的ext4fs系统来说，启用了filetype这个特性，就是用的ext4_dir_entry_2这个结构。注意这个结构和linux用户态的struct dirent有直接关联，后面有缘可以介绍一下rewinddir/readdir等接口的使用。
对于目录项来说，除了inode序号外，最重要的就是file_type信息了，他们的典型值如下：
| Value | Description |
|---|---|
| 0x0 | Unknown. |
| 0x1 | Regular file. |
| 0x2 | Directory. |
| 0x3 | Character device file. |
| 0x4 | Block device file. |
| 0x5 | FIFO. |
| 0x6 | Socket. |
| 0x7 | Symbolic link. |
这里面最重要的type就是1和2，一个代表普通文件，一个代表目录。
有了这个数据结构介绍，我们就介绍完了ext4fs的基本组织形式，下面我们通过文件的基本操作来整体感受一下这种组织方式。
其实这里的文件操作与vfs有关联，但是现在我们就当做没有vfs。如果有上面基础的情况下，我们怎么写一个驱动来在ext4fs上操作文件。后面都是一些直白想法，要了解具体细节，移步本文后续系列，关于VFS的一点点资料。
对于文件的操作来说，我们第一步要定位这个文件。如果要定位这个文件，那么我们就需要这个文件的绝对路径。下面对于文本文件：/tmp/test.lg，我们看看怎么定位它：
其实上面我们操作一个文件的过程，在真正的linux系统中，由vfs和ext4fs驱动帮我们做了大量工作，具体我们到时候在vfs文章中来做一个文件操作的介绍。
从本文和本人之前的文章中关于FAT文件系统的介绍来看，其实文件系统的核心在于：给定一个存储的介质，在这个存储介质上是怎么存放文件的，比如建议分组，建立映射等等。
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