一. 前言

本节开始将分析Linux的文件系统。Linux一切皆文件的思想可谓众所周知，而其文件系统又是字符设备、块设备、管道、进程间通信、网络等等的必备知识，因此其重要性可想而知。本文将先介绍文件系统基础知识，然后介绍最重要的结构体inode以及构建于其上的一层层的文件系统。

二. 文件系统基础知识

一切设计均是为了实现需求，因此我们从文件系统需要的基本功能来看看其该如何设计。首先，一个文件系统需要有以下基本要求

• 文件需要让人易于读写，并避免名字冲突等
• 文件需要易于查找、整理归类
• 操作系统需要有文档记录功能以便管理

由此，文件系统设计了如下特性：

• 采取树形结构、文件夹设计
• 对热点文件进行缓存，便于读写
• 采用索引结构，便于查找分类
• 维护一套数据结构用于记录哪些文档正在被哪些任务使用

依此基本设计，我们可以开始慢慢展开看看Linux博大而精神的文件系统。

三. inode结构体和文件系统

3.1 块存储的表示

硬盘中我们以块为存储单元，而在文件系统中，我们需要有一个存储块信息的基本结构体，这就是文件系统的基石inode，其源码如下。inode意为index node，即索引节点。从这个数据结构中我们可以看出，inode 里面有文件的读写权限 i_mode，属于哪个用户 i_uid，哪个组 i_gid，大小是多少 i_size_lo，占用多少个块 i_blocks_lo。另外，这里面还有几个与文件相关的时间。i_atime 即 access time，是最近一次访问文件的时间；i_ctime 即 change time，是最近一次更改 inode 的时间；i_mtime 即 modify time，是最近一次更改文件的时间。

/*
 * 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_size_lo;	/* Size in bytes */
    __le32	i_atime;	/* Access time */
    __le32	i_ctime;	/* Inode Change time */
    __le32	i_mtime;	/* Modification time */
    __le32	i_dtime;	/* Deletion Time */
    __le16	i_gid;		/* Low 16 bits of Group Id */
    __le16	i_links_count;	/* Links count */
    __le32	i_blocks_lo;	/* Blocks count */
    __le32	i_flags;	/* File flags */
......
    __le32	i_block[EXT4_N_BLOCKS];/* Pointers to blocks */
......
};

#define EXT4_NDIR_BLOCKS 12
#define EXT4_IND_BLOCK EXT4_NDIR_BLOCKS
#define EXT4_DIND_BLOCK (EXT4_IND_BLOCK + 1)
#define EXT4_TIND_BLOCK (EXT4_DIND_BLOCK + 1)
#define EXT4_N_BLOCKS (EXT4_TIND_BLOCK + 1)

这里我们需要重点关注一下i_block，该成员变量实际存储了文件内容的每一个块。在ext2和ext3格式的文件系统中，我们用前12个块存放对应的文件数据，每个块4KB，如果文件较大放不下，则需要使用后面几个间接存储块来保存数据，下图很形象的表示了其存储原理。

该存储结构带来的问题是对于大型文件，我们需要多次调用才可以访问对应块的内容，因此访问速度较慢。为此，ext4提出了新的解决方案：Extents。简单的说，Extents以一个树形结构来连续存储文件块，从而提高访问速度，大致结构如下图所示。

主要结构体为节点ext4_extent_header，eh_entries 表示这个节点里面有多少项。这里的项分两种：

• 如果是叶子节点，这一项会直接指向硬盘上的连续块的地址，我们称为数据节点 ext4_extent；
• 如果是分支节点，这一项会指向下一层的分支节点或者叶子节点，我们称为索引节点 ext4_extent_idx。这两种类型的项的大小都是 12 个 byte。

如果文件不大，inode 里面的 i_block 中，可以放得下一个 ext4_extent_header 和 4 项 ext4_extent。所以这个时候，eh_depth 为 0，也即 inode 里面的就是叶子节点，树高度为 0。如果文件比较大，4 个 extent 放不下，就要分裂成为一棵树，eh_depth>0 的节点就是索引节点，其中根节点深度最大，在 inode 中。最底层 eh_depth=0 的是叶子节点。除了根节点，其他的节点都保存在一个块 4k 里面，4k 扣除 ext4_extent_header 的 12 个 byte，剩下的能够放 340 项，每个 extent 最大能表示 128MB 的数据，340 个 extent 会使你表示的文件达到 42.5GB。这已经非常大了，如果再大，我们可以增加树的深度。

/*
 * Each block (leaves and indexes), even inode-stored has header.
 */
struct ext4_extent_header {
    __le16	eh_magic;	/* probably will support different formats */
    __le16	eh_entries;	/* number of valid entries */
    __le16	eh_max;		/* capacity of store in entries */
    __le16	eh_depth;	/* has tree real underlying blocks? */
    __le32	eh_generation;	/* generation of the tree */
};

/*
 * This is the extent on-disk structure.
 * It's used at the bottom of the tree.
 */
struct ext4_extent {
    __le32  ee_block;  /* first logical block extent covers */
    __le16  ee_len;    /* number of blocks covered by extent */
    __le16  ee_start_hi;  /* high 16 bits of physical block */
    __le32  ee_start_lo;  /* low 32 bits of physical block */
};

/*
 * This is index on-disk structure.
 * It's used at all the levels except the bottom.
 */
struct ext4_extent_idx {
    __le32  ei_block;  /* index covers logical blocks from 'block' */
    __le32  ei_leaf_lo;  /* pointer to the physical block of the next *
         * level. leaf or next index could be there */
    __le16  ei_leaf_hi;  /* high 16 bits of physical block */
    __u16  ei_unused;
};

由此，我们可以通过inode来表示一系列地块，从而构成了一个文件。在硬盘上，通过一系列的inode，我们可以存储大量的文件。但是我们尚需要一种方式去存储和管理inode，这就是位图。同样的，我们会用块位图去管理块的信息。如下所示为创建inode的过程中对位图的访问，我们需要找出下一个0位所在，即空闲inode的位置。

struct inode *__ext4_new_inode(handle_t *handle, struct inode *dir,
             umode_t mode, const struct qstr *qstr,
             __u32 goal, uid_t *owner, __u32 i_flags,
             int handle_type, unsigned int line_no,
             int nblocks)
{
......
    inode_bitmap_bh = ext4_read_inode_bitmap(sb, group);
......
    ino = ext4_find_next_zero_bit((unsigned long *)
                inode_bitmap_bh->b_data,
                EXT4_INODES_PER_GROUP(sb), ino);
......
}

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3.2 文件系统的格式

inode和块是文件系统的最小组成单元，在此之上还有多级系统，大致有如下这些：

• 块组：存储一块数据的组成单元，数据结构为ext4_group_desc。这里面对于一个块组里的 inode 位图 bg_inode_bitmap_lo、块位图 bg_block_bitmap_lo、inode 列表 bg_inode_table_lo均有相应的定义。一个个块组，就基本构成了我们整个文件系统的结构。
• 块组描述符表：多个块组的描述符构成的表
• 超级块：对整个文件系统的情况进行描述，即ext4_super_block，存储全局信息，如整个文件系统一共有多少 inode：s_inodes_count；一共有多少块：s_blocks_count_lo，每个块组有多少 inode：s_inodes_per_group，每个块组有多少块：s_blocks_per_group 等。
• 引导块：对于整个文件系统，我们需要预留一块区域作为引导区用于操作系统的启动，所以第一个块组的前面要留 1K，用于启动引导区。

超级块和块组描述符表都是全局信息，而且这些数据很重要。如果这些数据丢失了，整个文件系统都打不开了，这比一个文件的一个块损坏更严重。所以，这两部分我们都需要备份，但是采取不同的策略。

• 默认策略：在每个块中均保存一份超级块和块组描述表的备份
• sparse_super策略：采取稀疏存储的方式，仅在块组索引为 0、3、5、7 的整数幂里存储。
• Meta Block Groups策略：我们将块组分为多个元块组（Meta Block Groups)，每个元块组里面的块组描述符表仅仅包括自己的内容，一个元块组包含 64 个块组，这样一个元块组中的块组描述符表最多 64 项。这种做法类似于merkle tree，可以在很大程度上优化空间。

3.3 目录的存储格式

为了便于文件的查找，我们必须要有索引，即文件目录。其实目录本身也是个文件，也有 inode。inode 里面也是指向一些块。和普通文件不同的是，普通文件的块里面保存的是文件数据，而目录文件的块里面保存的是目录里面一项一项的文件信息。这些信息我们称为 ext4_dir_entry。这里有两个版本，第二个版本 ext4_dir_entry_2 是将一个 16 位的 name_len，变成了一个 8 位的 name_len 和 8 位的 file_type。

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 */
};
struct ext4_dir_entry_2 {
    __le32  inode;      /* Inode number */
    __le16  rec_len;    /* Directory entry length */
    __u8  name_len;    /* Name length */
    __u8  file_type;
    char  name[EXT4_NAME_LEN];  /* File name */
};

在目录文件的块中，最简单的保存格式是列表，就是一项一项地将 ext4_dir_entry_2 列在哪里。每一项都会保存这个目录的下一级的文件的文件名和对应的 inode，通过这个 inode，就能找到真正的文件。第一项是“.”，表示当前目录，第二项是“…”，表示上一级目录，接下来就是一项一项的文件名和 inode。有时候，如果一个目录下面的文件太多的时候，我们想在这个目录下找一个文件，按照列表一个个去找太慢了，于是我们就添加了索引的模式。如果在 inode 中设置 EXT4_INDEX_FL 标志，则目录文件的块的组织形式将发生变化，变成了下面定义的这个样子：

struct dx_root
{
    struct fake_dirent dot;
    char dot_name[4];
    struct fake_dirent dotdot;
    char dotdot_name[4];
    struct dx_root_info
    {
      __le32 reserved_zero;
      u8 hash_version;
      u8 info_length; /* 8 */
      u8 indirect_levels;
      u8 unused_flags;
    }
    info;
    struct dx_entry  entries[0];
};

当前目录和上级目录不变，文件列表改用dx_root_info结构体，其中最重要的成员变量是 indirect_levels，表示间接索引的层数。索引项由结构体 dx_entry表示，本质上是文件名的哈希值和数据块的一个映射关系。

struct dx_entry
{
    __le32 hash;
    __le32 block;
};

如果我们要查找一个目录下面的文件名，可以通过名称取哈希。如果哈希能够匹配上，就说明这个文件的信息在相应的块里面。然后打开这个块，如果里面不再是索引，而是索引树的叶子节点的话，那里面还是 ext4_dir_entry_2 的列表，我们只要一项一项找文件名就行。通过索引树，我们可以将一个目录下面的 N 多的文件分散到很多的块里面，可以很快地进行查找。

3.4 软链接和硬链接的存储格式

软链接和硬链接也是文件的一种，可以通过如下命令创建。ln -s 创建的是软链接，不带 -s 创建的是硬链接。

ln [参数][源文件或目录][目标文件或目录]

硬链接与原始文件共用一个 inode ，但是 inode 是不跨文件系统的，每个文件系统都有自己的 inode 列表，因而硬链接是没有办法跨文件系统的。而软链接不同，软链接相当于重新创建了一个文件。这个文件也有独立的 inode，只不过打开这个文件看里面内容的时候，内容指向另外的一个文件。这就很灵活了。我们可以跨文件系统，甚至目标文件被删除了链接文件也依然存在，只不过指向的文件找不到了而已。

四. 总结

本文主要从文件系统的设计角度出发，逐步分析了inode和基于inode的ext4文件系统结构和主要组成部分，下面引用极客时间中的一张图作为总结。