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好文分享:EXT文件系统机制原理详解

发布时间:2019-09-22 08:43 所属栏目:[优化] 来源:骏马金龙
导读:文章有些长,但是作者总结的非常好,能学到很多技术细节知识。请大家耐心阅读。 将磁盘进行分区,分区是将磁盘按柱面进行物理上的划分。划分好分区后还要进行格式化,然后再挂载才能使用(不考虑其他方法)。格式化分区的过程其实就是创建文件系统。 文件系

文章有些长,但是作者总结的非常好,能学到很多技术细节知识。请大家耐心阅读。

将磁盘进行分区,分区是将磁盘按柱面进行物理上的划分。划分好分区后还要进行格式化,然后再挂载才能使用(不考虑其他方法)。格式化分区的过程其实就是创建文件系统。

好文分享:EXT文件系统机制原理详解

文件系统的类型有很多种,如CentOS 5和CentOS 6上默认使用的ext2/ext3/ext4,CentOS 7上默认使用的xfs,windows上的NTFS,光盘类的文件系统ISO9660,MAC上的混合文件系统HFS,网络文件系统NFS,Oracle研发的btrfs,还有老式的FAT/FAT32等。

本文将非常全面且详细地介绍ext家族的文件系统,中间还非常详细地介绍了inode、软链接、硬链接、数据存储方式以及操作文件的理论,基本上看完本文,对文件系统的宏观理解将再无疑惑。ext家族的文件系统有ext2/ext3/ext4,ext3是有日志的ext2改进版,ext4对相比ext3做了非常多的改进。虽然xfs/btrfs等文件系统有所不同,但它们只是在实现方式上不太同,再加上属于自己的特性而已。

1.文件系统的组成部分

1.1 block的出现

硬盘最底层的读写IO一次是一个扇区512字节,如果要读写大量文件,以扇区为单位肯定很慢很消耗性能,所以硬盘使用了一个称作逻辑块的概念。逻辑块是逻辑的,由磁盘驱动器负责维护和操作,它并非是像扇区一样物理划分的。一个逻辑块的大小可能包含一个或多个扇区,每个逻辑块都有唯一的地址,称为LBA。有了逻辑块之后,磁盘控制器对数据的操作就以逻辑块为单位,一次读写一个逻辑块,磁盘控制器知道如何将逻辑块翻译成对应的扇区并读写数据。

到了Linux操作系统层次,通过文件系统提供了一个也称为块的读写单元,文件系统数据块的大小一般为1024bytes(1K)或2048bytes(2K)或4096bytes(4K)。文件系统数据块也是逻辑概念,是文件系统层次维护的,而磁盘上的逻辑数据块是由磁盘控制器维护的,文件系统的IO管理器知道如何将它的数据块翻译成磁盘维护的数据块地址LBA。对于使用文件系统的IO操作来说,比如读写文件,这些IO的基本单元是文件系统上的数据块,一次读写一个文件系统数据块。比如需要读一个或多个块时,文件系统的IO管理器首先计算这些文件系统块对应在哪些磁盘数据块,也就是计算出LBA,然后通知磁盘控制器要读取哪些块的数据,硬盘控制器将这些块翻译成扇区地址,然后从扇区中读取数据,再通过硬盘控制器将这些扇区数据重组写入到内存中去。

本文既然是讨论文件系统的,那么重点自然是在文件系统上而不是在磁盘上,所以后文出现的block均表示的是文件系统的数据块而不是磁盘维护的逻辑块。

文件系统block的出现使得在文件系统层面上读写性能大大提高,也大量减少了碎片。但是它的副作用是可能造成空间浪费。由于文件系统以block为读写单元,即使存储的文件只有1K大小也将占用一个block,剩余的空间完全是浪费的。在某些业务需求下可能大量存储小文件,这会浪费大量的空间。

尽管有缺点,但是其优点足够明显,在当下硬盘容量廉价且追求性能的时代,使用block是一定的。

1.2 inode的出现

如果存储的1个文件占用了大量的block读取时会如何?假如block大小为1KB,仅仅存储一个10M的文件就需要10240个block,而且这些blocks很可能在位置上是不连续在一起的(不相邻),读取该文件时难道要从前向后扫描整个文件系统的块,然后找出属于该文件的块吗?显然是不应该这么做的,因为太慢太傻瓜式了。再考虑一下,读取一个只占用1个block的文件,难道只读取一个block就结束了吗?并不是,仍然是扫描整个文件系统的所有block,因为它不知道什么时候扫描到,扫描到了它也不知道这个文件是不是已经完整而不需要再扫描其他的block。

另外,每个文件都有属性(如权限、大小、时间戳等),这些属性类的元数据存储在哪里呢?难道也和文件的数据部分存储在块中吗?如果一个文件占用多个block那是不是每个属于该文件的block都要存储一份文件元数据?但是如果不在每个block中存储元数据文件系统又怎么知道某一个block是不是属于该文件呢?但是显然,每个数据block中都存储一份元数据太浪费空间。

文件系统设计者当然知道这样的存储方式很不理想,所以需要优化存储方式。如何优化?对于这种类似的问题的解决方法是使用索引,通过扫描索引找到对应的数据,而且索引可以存储部分数据。

在文件系统上索引技术具体化为索引节点(index node),在索引节点上存储的部分数据即为文件的属性元数据及其他少量信息。一般来说索引占用的空间相比其索引的文件数据而言占用的空间就小得多,扫描它比扫描整个数据要快得多,否则索引就没有存在的意义。这样一来就解决了前面所有的问题。

在文件系统上的术语中,索引节点称为inode。在inode中存储了inode号、文件类型、权限、文件所有者、大小、时间戳等元数据信息,最重要的是还存储了指向属于该文件block的指针,这样读取inode就可以找到属于该文件的block,进而读取这些block并获得该文件的数据。由于后面还会介绍一种指针,为了方便称呼和区分,暂且将这个inode记录中指向文件data block的指针称之为block指针。以下是ext2文件系统中inode包含的信息示例:

  1. Inode:?12?Type:?regular?Mode:?0644?Flags:?0x0?
  2. Generation:?1454951771?Version:?0x00000000:00000001?
  3. User:?0?Group:?0?Size:?5?
  4. File?ACL:?0?Directory?ACL:?0?
  5. Links:?1?Blockcount:?8?
  6. Fragment:?Address:?0?Number:?0?Size:?0?
  7. ?ctime:?0x5b628db2:15e0aff4?--?Thu?Aug?2?12:50:58?2018?
  8. ?atime:?0x5b628db2:15e0aff4?--?Thu?Aug?2?12:50:58?2018?
  9. ?mtime:?0x5b628db2:15e0aff4?--?Thu?Aug?2?12:50:58?2018?
  10. crtime:?0x5b628db2:15e0aff4?--?Thu?Aug?2?12:50:58?2018?
  11. Size?of?extra?inode?fields:?28?
  12. BLOCKS:?
  13. (0):1024?
  14. TOTAL:?1?

一般inode大小为128字节或256字节,相比那些MB或GB计算的文件数据而言小得多的多,但也要知道可能一个文件大小小于inode大小,例如只占用1个字节的文件。

1.3 bmap出现

在向硬盘存储数据时,文件系统需要知道哪些块是空闲的,哪些块是已经占用了的。最笨的方法当然是从前向后扫描,遇到空闲块就存储一部分,继续扫描直到存储完所有数据。

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