第一部分磁盤的物理組成

磁盤的基本概念： 扇區(qū)為最小的物理存儲(chǔ)單位，每個(gè)扇區(qū)為512字節(jié)。 將扇區(qū)組成一個(gè)圓，那就是柱面，柱面是分區(qū)的最小單位。 第一個(gè)扇區(qū)很重要，里面有硬盤主引導(dǎo)記錄（Masterbootrecord,MBR）及分區(qū)表，其中MBR占有446字節(jié)，分區(qū)表占有64字節(jié)。 各種接口的磁盤在Linux中的文件名 ①/dev/sd[a-p][1-15]:為SCSI，SATA，USB，F(xiàn)lash等接口的磁盤文件名； ②/dev/hd[a-d][1-63]:為IDE接口的磁盤文件名。

磁盤分區(qū) 是告訴操作系統(tǒng)“我這塊磁盤在此分區(qū)可以訪問的區(qū)域是A柱面到B柱面之間的塊”，這樣操作系統(tǒng)就知道它可以在所指定的塊內(nèi)進(jìn)行文件數(shù)據(jù)的讀、寫、查找等操作。磁盤分區(qū)即指定分區(qū)的起始與結(jié)束柱面。 而指定分區(qū)的柱面范圍記錄在第一個(gè)扇區(qū)的分區(qū)表中。因?yàn)榉謪^(qū)表只有64字節(jié)（每個(gè)分區(qū)項(xiàng)占用16個(gè)字節(jié)，這16個(gè)字節(jié)中存有活動(dòng)狀態(tài)標(biāo)志、文件系統(tǒng)標(biāo)識(shí)、起止柱面號、磁頭號、扇區(qū)號、隱含扇區(qū)數(shù)目(4個(gè)字節(jié))、分區(qū)總扇區(qū)數(shù)目(4個(gè)字節(jié))等內(nèi)容。），所以最多只能記錄4條分區(qū)的記錄，這四條記錄稱為主分區(qū) 或擴(kuò)展分區(qū) 。擴(kuò)展分區(qū)還可以再分出邏輯分區(qū) 。擴(kuò)展分區(qū)最多只能有一個(gè)（操作系統(tǒng)限制），主分區(qū)和邏輯分區(qū)的內(nèi)容可以被格式化，而擴(kuò)展分區(qū)不能格式化。 注：MBR分區(qū)方案無法支持超過2TB容量的磁盤。因?yàn)檫@一方案用4個(gè)字節(jié)存儲(chǔ)分區(qū)的總扇區(qū)數(shù)，最大能表示2的32次方的扇區(qū)個(gè)數(shù)，按每扇區(qū)512字節(jié)計(jì)算，每個(gè)分區(qū)最大不能超過2TB。磁盤容量超過2TB以后，分區(qū)的起始位置也就無法表示了。 一個(gè)磁盤可以劃分成多個(gè)分區(qū)，每個(gè)分區(qū)必須先用格式化工具（如mkfs命令）格式化成某種格式的文件系統(tǒng) ，然后才能存儲(chǔ)文件，格式化過程中會(huì)在磁盤上寫一些管理存儲(chǔ)布局的信息。一個(gè)分區(qū)只能格式化成一個(gè)文件系統(tǒng)

文件系統(tǒng)特性我們都知道磁盤分區(qū)完畢后還需要進(jìn)行格式化(format)，之后操作系統(tǒng)才能夠使用這個(gè)分區(qū)。 為什么需要進(jìn)行『格式化』呢？這是因?yàn)槊糠N操作系統(tǒng)所配置的文件屬性/權(quán)限并不相同， 為了存放這些文件所需的數(shù)據(jù)，因此就需要將分區(qū)進(jìn)行格式化，以成為操作系統(tǒng)能夠利用的『文件系統(tǒng)格式(filesystem)』。 傳統(tǒng)的磁盤與文件系統(tǒng)之應(yīng)用中，一個(gè)分區(qū)就是只能夠被格式化成為一個(gè)文件系統(tǒng)，所以我們可以說一個(gè) filesystem 就是一個(gè) partition。但是由于新技術(shù)的利用，例如我們常聽到的LVM與軟件磁盤陣列(software raid)， 這些技術(shù)可以將一個(gè)分區(qū)格式化為多個(gè)文件系統(tǒng)(例如LVM)，也能夠?qū)⒍鄠€(gè)分區(qū)合成一個(gè)文件系統(tǒng)(LVM, RAID)！ 所以說，目前我們在格式化時(shí)已經(jīng)不再說成針對 partition 來格式化了， 通常我們可以稱呼一個(gè)可被掛載的數(shù)據(jù)為一個(gè)文件系統(tǒng)而不是一個(gè)分區(qū)。 那么文件系統(tǒng)是如何運(yùn)行的呢？這與操作系統(tǒng)的文件數(shù)據(jù)有關(guān)。較新的操作系統(tǒng)的文件數(shù)據(jù)除了文件實(shí)際內(nèi)容外， 通常含有非常多的屬性，例如 Linux 操作系統(tǒng)的文件權(quán)限(rwx)與文件屬性(擁有者、群組、時(shí)間參數(shù)等)。 文件系統(tǒng)通常會(huì)將這兩部份的數(shù)據(jù)分別存放在不同的區(qū)塊，權(quán)限與屬性放置到 inode 中，至于實(shí)際數(shù)據(jù)則放置到 data block 區(qū)塊中。 另外，還有一個(gè)超級區(qū)塊 (superblock) 會(huì)記錄整個(gè)文件系統(tǒng) 的整體信息，包括 inode 與 block 的總量、使用量、剩余量等。

每個(gè) inode 與 block 都有編號，至于這三個(gè)數(shù)據(jù)的意義可以簡略說明如下：

superblock ：記錄此 filesystem 的整體信息，包括inode/block的總量、使用量、剩余量， 以及文件系統(tǒng)的格式與相關(guān)信息等；inode ：記錄文件的屬性，一個(gè)文件占用一個(gè)inode，同時(shí)記錄此文件的數(shù)據(jù)所在的 block 號碼；block ：實(shí)際記錄文件的內(nèi)容，若文件太大時(shí)，會(huì)占用多個(gè) block 。

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ext2文件系統(tǒng)

文件系統(tǒng)中存儲(chǔ)的最小單元是塊（block），一個(gè)塊的大小是在格式化時(shí)確定的。啟動(dòng)塊(Boot Block)的大小為1KB，由PC標(biāo)準(zhǔn)規(guī)定，用來存儲(chǔ)磁盤分區(qū)信息和啟動(dòng)信息，任何文件系統(tǒng)都不能修改啟動(dòng)塊。 啟動(dòng)塊之后才是ext2文件系統(tǒng)的開始，ext2文件系統(tǒng)將整個(gè)分區(qū)劃分成若干個(gè)同樣大小的塊組 (Block Group)。 在整體的規(guī)劃當(dāng)中，文件系統(tǒng)最前面有一個(gè)啟動(dòng)扇區(qū) (boot sector)，這個(gè)啟動(dòng)扇區(qū)可以安裝啟動(dòng)管理程序， 這是個(gè)非常重要的設(shè)計(jì)，因?yàn)槿绱艘粊砦覀兙湍軌驅(qū)⒉煌膯?dòng)管理程序安裝到個(gè)別的文件系統(tǒng)最前端，而不用覆蓋整顆硬盤唯一的 MBR， 這樣也才能夠制作出多重引導(dǎo)的環(huán)境啊！至于每一個(gè)區(qū)塊群組(block group)的六個(gè)主要內(nèi)容說明如后：

每個(gè)塊組的組成 ： 1）超級塊 (Super Block)描述整個(gè)分區(qū) 的文件系統(tǒng)信息，如inode/block的大小、總量、使用量、剩余量，以及文件系統(tǒng)的格式與相關(guān)信息。超級塊在每個(gè)塊組的開頭都有一份拷貝（第一個(gè)塊組必須有，后面的塊組可以沒有）。 為了保證文件系統(tǒng)在磁盤部分扇區(qū)出現(xiàn)物理問題的情況下還能正常工作，就必須保證文件系統(tǒng)的super block信息在這種情況下也能正常訪問。所以一個(gè)文件系統(tǒng)的super block會(huì)在多個(gè)block group中進(jìn)行備份，這些super block區(qū)域的數(shù)據(jù)保持一致。 超級塊記錄的信息有：

1、block 與 inode 的總量（分區(qū)內(nèi)所有Block Group的block和inode總量）； 2、未使用與已使用的 inode / block 數(shù)量； 3、block 與 inode 的大小 (block 為 1, 2, 4K，inode 為 128 bytes)； 4、filesystem 的掛載時(shí)間、最近一次寫入數(shù)據(jù)的時(shí)間、最近一次檢驗(yàn)磁盤 (fsck) 的時(shí)間等文件系統(tǒng)的相關(guān)信息； 5、一個(gè) valid bit 數(shù)值，若此文件系統(tǒng)已被掛載，則 valid bit 為 0 ，若未被掛載，則 valid bit 為 1 。

每個(gè)區(qū)段與 superblock 的信息都可以使用 dumpe2fs 這個(gè)命令查詢 2）塊組描述符表 (GDT,Group Descriptor Table)由很多塊組描述符組成，整個(gè)分區(qū)分成多個(gè)塊組就對應(yīng)有多少個(gè)塊組描述符。 每個(gè)塊組描述符存儲(chǔ)一個(gè)塊組 的描述信息，如在這個(gè)塊組中從哪里開始是inode Table，從哪里開始是Data Blocks，空閑的inode和數(shù)據(jù)塊還有多少個(gè)等等。塊組描述符在每個(gè)塊組的開頭都有一份拷貝。 3）塊位圖 (Block Bitmap)用來描述整個(gè)塊組中哪些塊已用哪些塊空閑。塊位圖本身占一個(gè)塊，其中的每個(gè)bit代表本塊組的一個(gè)block，這個(gè)bit為1代表該塊已用，為0表示空閑可用。假設(shè)格式化時(shí)block大小為1KB，這樣大小的一個(gè)塊位圖就可以表示1024*8個(gè)塊的占用情況，因此一個(gè)塊組最多可以有10248個(gè)塊。 4）inode位圖 (inode Bitmap)和塊位圖類似，本身占一個(gè)塊，其中每個(gè)bit表示一個(gè)inode是否空閑可用。 Inode bitmap的作用是記錄block group中Inode區(qū)域的使用情況，Ext文件系統(tǒng)中一個(gè)block group中可以有16384個(gè)Inode，代表著這個(gè)Ext文件系統(tǒng)中一個(gè)block group最多可以描述16384個(gè)文件。 5）inode表 (inode Table)由一個(gè)塊組中的所有inode組成。一個(gè)文件除了數(shù)據(jù)需要存儲(chǔ)之外，一些描述信息也需要存儲(chǔ)，如文件類型，權(quán)限，文件大小，創(chuàng)建、修改、訪問時(shí)間等，這些信息存在inode中而不是數(shù)據(jù)塊中。inode表占多少個(gè)塊在格式化時(shí)就要寫入塊組描述符中。 在Ext2/Ext3文件系統(tǒng)中，每個(gè)文件在磁盤上的位置都由文件系統(tǒng)block group中的一個(gè)Inode指針進(jìn)行索引，Inode將會(huì)把具體的位置指向一些真正記錄文件數(shù)據(jù)的block塊，需要注意的是這些block可能和Inode同屬于一個(gè)block group也可能分屬于不同的block group。我們把文件系統(tǒng)上這些真實(shí)記錄文件數(shù)據(jù)的block稱為Data blocks。 Inode Table和單個(gè)Inode 結(jié)構(gòu)

inode記錄的文件數(shù)據(jù)至少有：（都是文件屬性與權(quán)限描述信息）

該文件的訪問模式（rwx） 該文件的所有者與組（owner/group） 該文件的大小 該文件創(chuàng)建或狀態(tài)改變的時(shí)間（ctime） 最近一次的讀取時(shí)間（atime） 最近修改內(nèi)容的時(shí)間（mtime） 定義文件特性的標(biāo)志（flag），如SetUID等 該文件真正內(nèi)容的指向（Pointer）

Ext2/Ext3文件系統(tǒng)中，采用Inode指針和Data block地址進(jìn)行直接/間接關(guān)聯(lián)的方式記錄文件數(shù)據(jù)。一個(gè)Inode指針要么不對應(yīng)任何文件的Data block，要么對應(yīng)一個(gè)文件的一個(gè)或者多個(gè)Data block。在Ext3文件系統(tǒng)中一個(gè)Inode指針的長度為4字節(jié)，按照一個(gè)字節(jié)8個(gè)bit計(jì)算Ext3文件系統(tǒng)中的Inode指針支持32位Data block尋址（2 ^ 32個(gè)地址）；到了Ext4文件系統(tǒng)，雖然它不再使用Inode指針，但同樣有地址索引的概念，并且長度擴(kuò)展到了6字節(jié)，那么按照一個(gè)字節(jié)8個(gè)bit計(jì)算，Ext4文件系統(tǒng)中的索引支持48位Data block尋址（2 ^ 48個(gè)地址）。所以如果按照單個(gè)Data block記錄4KB數(shù)據(jù)大小來計(jì)算，Ext3文件系統(tǒng)支持的最大理論總?cè)萘烤褪牵? ^ 32 *4KB / 1024 / 1024 / 1024 = 16TB，而Ext4文件系統(tǒng)支持的最大理論總?cè)萘烤褪?2 ^ 48 *4KB / 1024 / 1024 / 1024 = 1,048,576TB = 1024 *1024TB。

Ext2/Ext3文件系統(tǒng)的Inode信息存放在block group的Inode Table區(qū)域，這個(gè)區(qū)域的默認(rèn)大小為512個(gè)block，那么再根據(jù)文件系統(tǒng)中單個(gè)Inode的大小就可以得到每個(gè)block group所管理的Inode總數(shù)。例如當(dāng)單位Inode的大小為256字節(jié)，得出每個(gè)block group所管理的Inode總數(shù)為 512 **4096字節(jié) / 256字節(jié) = 8192（Ext4文件系統(tǒng)）；當(dāng)Inode的大小為128字節(jié)，得出每個(gè)block group所管理的Inode總數(shù)為 512 * 4096字節(jié) / 128字節(jié) = 16384 （Ext3文件系統(tǒng)）

inode 的數(shù)量與大小也是在格式化時(shí)就已經(jīng)固定了，除此之外 inode 還有些什么特色呢？

每個(gè) inode 大小均固定為 128 bytes； 每個(gè)文件都僅會(huì)占用一個(gè) inode 而已； 承上，因此文件系統(tǒng)能夠創(chuàng)建的文件數(shù)量與 inode 的數(shù)量有關(guān)； 系統(tǒng)讀取文件時(shí)需要先找到 inode，并分析 inode 所記錄的權(quán)限與用戶是否符合，若符合才能夠開始實(shí)際讀取 block 的內(nèi)容。

我們約略來分析一下 inode / block 與文件大小的關(guān)系好了。inode 要記錄的數(shù)據(jù)非常多，但偏偏又只有 128bytes 而已， 而 inode 記錄一個(gè) block 號碼要花掉 4byte ，假設(shè)我一個(gè)文件有 400MB 且每個(gè) block 為 4K 時(shí)， 那么至少也要十萬筆 block 號碼的記錄呢！inode 哪有這么多可記錄的信息？為此我們的系統(tǒng)很聰明的將 inode 記錄 block 號碼的區(qū)域定義為12個(gè)直接，一個(gè)間接, 一個(gè)雙間接與一個(gè)三間接記錄區(qū)。這是啥？我們將 inode 的結(jié)構(gòu)畫一下好了。

數(shù)據(jù)塊尋址 ：（ext2是索引式文件系統(tǒng)(indexed allocation)）

一個(gè)inode占128字節(jié)，其中60個(gè)字節(jié)用于指向存放文件內(nèi)容的數(shù)據(jù)塊指針。每個(gè)指針4字節(jié)，那么有15個(gè)指針。最后3個(gè)指針用分級間接尋址。 假設(shè)block為1KB。

12個(gè)直接指向，可以有12條記錄。 一級間接尋址：1024/4=256，可以有256條記錄。 二級間接尋址，可以有256* 256條記錄。 三級間接尋址，可以有256 * 256 *256條記錄。 所以對于1KB的塊大小最大可以表示(256^3 +256^2+256+12)*1KB≈16GB的文件。

6）數(shù)據(jù)塊 (Data Block)是用來放置文件內(nèi)容數(shù)據(jù)的地方。根據(jù)不同的文件類型有以下幾種情況： 對于普通文件，文件的數(shù)據(jù)存儲(chǔ)在數(shù)據(jù)塊中。 對于目錄，該目錄下的所有文件名和目錄名存儲(chǔ)在所在目錄的數(shù)據(jù)塊中，除了文件名外，ls -l命令看到的其它信息保存在該文件的inode中。 對于符合鏈接，如果目標(biāo)路徑名較短則直接保存在inode中，如果較長則分配一個(gè)數(shù)據(jù)塊來保存。 設(shè)備文件、FIFO和socket等特殊文件沒有數(shù)據(jù)塊。

data block 是用來放置文件內(nèi)容數(shù)據(jù)地方，在 Ext2 文件系統(tǒng)中所支持的 block 大小有 1K, 2K 及 4K 三種而已。在格式化時(shí) block 的大小就固定了，且每個(gè) block 都有編號，以方便 inode 的記錄啦。 不過要注意的是，由于 block 大小的差異，會(huì)導(dǎo)致該文件系統(tǒng)能夠支持的最大磁盤容量與最大單一文件容量并不相同。 因?yàn)?block 大小而產(chǎn)生的 Ext2 文件系統(tǒng)限制如下： Block 大小 1KB 2KB 4KB 最大單一文件限制 16GB 256GB 2TB 最大文件系統(tǒng)總?cè)萘?2TB 8TB 16TB

你需要注意的是，雖然 Ext2 已經(jīng)能夠支持大于 2GB 以上的單一文件容量，不過某些應(yīng)用程序依然使用舊的限制， 也就是說，某些程序只能夠捉到小于 2GB 以下的文件而已，這就跟文件系統(tǒng)無關(guān)了！

除此之外 Ext2 文件系統(tǒng)的 block 還有什么限制呢？有的！基本限制如下：

原則上，block 的大小與數(shù)量在格式化完就不能夠再改變了(除非重新格式化)； 每個(gè) block 內(nèi)最多只能夠放置一個(gè)文件的數(shù)據(jù)； 承上，如果文件大于 block 的大小，則一個(gè)文件會(huì)占用多個(gè) block 數(shù)量； 承上，若文件小于 block ，則該 block 的剩余容量就不能夠再被使用了(磁盤空間會(huì)浪費(fèi))。 如上第四點(diǎn)所說，由于每個(gè) block 僅能容納一個(gè)文件的數(shù)據(jù)而已，因此如果你的文件都非常小，但是你的 block 在格式化時(shí)卻選用最大的 4K 時(shí)，可能會(huì)產(chǎn)生一些容量的浪費(fèi)喔！我們以底下的一個(gè)簡單例題來算一下空間的浪費(fèi)吧！

例題： 假設(shè)你的Ext2文件系統(tǒng)使用 4K block ，而該文件系統(tǒng)中有 10000 個(gè)小文件，每個(gè)文件大小均為 50bytes， 請問此時(shí)你的磁盤浪費(fèi)多少容量？ 答： 由于 Ext2 文件系統(tǒng)中一個(gè) block 僅能容納一個(gè)文件，因此每個(gè) block 會(huì)浪費(fèi)『 4096 - 50 = 4046 (byte)』， 系統(tǒng)中總共有一萬個(gè)小文件，所有文件容量為：50 (bytes) x 10000 = 488.3Kbytes，但此時(shí)浪費(fèi)的容量為：『 4046 (bytes) x 10000 = 38.6MBytes 』。想一想，不到 1MB 的總文件容量卻浪費(fèi)將近 40MB 的容量，且文件越多將造成越多的磁盤容量浪費(fèi)。

什么情況會(huì)產(chǎn)生上述的狀況呢？例如 BBS 網(wǎng)站的數(shù)據(jù)啦！如果 BBS 上面的數(shù)據(jù)使用的是純文本文件來記載每篇留言， 而留言內(nèi)容如果都寫上『如題』時(shí)，想一想，是否就會(huì)產(chǎn)生很多小文件了呢？

好，既然大的 block 可能會(huì)產(chǎn)生較嚴(yán)重的磁盤容量浪費(fèi)，那么我們是否就將 block 大小訂為 1K 即可？ 這也不妥，因?yàn)槿绻?block 較小的話，那么大型文件將會(huì)占用數(shù)量更多的 block ，而 inode 也要記錄更多的 block 號碼，此時(shí)將可能導(dǎo)致文件系統(tǒng)不良的讀寫效能。

所以我們可以說，在您進(jìn)行文件系統(tǒng)的格式化之前，請先想好該文件系統(tǒng)預(yù)計(jì)使用的情況。 以鳥哥來說，我的數(shù)值模式仿真平臺(tái)隨便一個(gè)文件都好幾百 MB，那么 block 容量當(dāng)然選擇較大的！至少文件系統(tǒng)就不必記錄太多的 block 號碼，讀寫起來也比較方便??！

ext2寫入過程Linux操作系統(tǒng)為了加快I/O操作過程，當(dāng)有文件需要寫入文件系統(tǒng)時(shí)Linux操作系統(tǒng)并不會(huì)立刻將文件數(shù)據(jù)實(shí)際寫入data block，而是存儲(chǔ)到一個(gè)內(nèi)存區(qū)塊中。如果您通過top命令或者Free命令，就可以看到這個(gè)名叫cache memory的內(nèi)存區(qū)塊。

[root@lab-backup ~]# free
	 ? ? ? ? total ? ? ? used ? ? ? free ? ? shared ? ?buffers ? ? cached
Mem: ? ? ? 3805272 ? ?3662628 ? ? 142644 ? ? ? ?508 ? ?1758376 ? ?1491128
-/+ buffers/cache: ? ? 413124 ? ?3392148
Swap: ? ? ?3948540 ? ? ? ? ?0 ? ?3948540

無論是Ext2文件系統(tǒng)還是Ext3文件系統(tǒng)又或者是Ext4文件系統(tǒng)，寫入cache memory區(qū)塊的這個(gè)過程是不會(huì)改變的。以上示例效果中還有一個(gè)叫做buffers memory的內(nèi)存區(qū)塊，這個(gè)區(qū)塊緩存了文件系統(tǒng)的部分Inode信息，這樣保證了操作系統(tǒng)不會(huì)隨時(shí)到文件系統(tǒng)上尋找Inode——優(yōu)化文件系統(tǒng)的讀性能。cache memory區(qū)塊和buffers memory區(qū)塊由操作系統(tǒng)自行管理，它們只會(huì)使用當(dāng)前沒有被應(yīng)用程序占用的空閑內(nèi)存。當(dāng)應(yīng)用程序請求新的內(nèi)存區(qū)塊且空閑內(nèi)存不夠時(shí)，操作系統(tǒng)會(huì)釋放部分cache memory區(qū)塊或者buffers memory區(qū)塊。后文我們講解Linux下的Page Cache技術(shù)時(shí)，還會(huì)對這部分知識(shí)進(jìn)行詳細(xì)講解。當(dāng)cache memory區(qū)塊寫滿或者到達(dá)一個(gè)等待時(shí)間后，操作系統(tǒng)就會(huì)正式開始向文件系統(tǒng)寫數(shù)據(jù)了。

在Ext2文件系統(tǒng)中，完成文件寫入的過程可以簡要的進(jìn)行如下描述：首先文件系統(tǒng)會(huì)在收到文件寫入請求后根據(jù)算法尋找一個(gè)還沒有使用的Inode，這個(gè)算法過程根據(jù)不同文件系統(tǒng)小版本和Linux內(nèi)核版本的不同而有所變化，但尋找原則都是一樣的，即盡可能為文件尋找連續(xù)的inode和data block。上文已經(jīng)提到Ext文件系統(tǒng)中，每一個(gè)block group都有Block bitmap區(qū)域和Inode bitmap區(qū)域分別用于記錄block group中的block和Inode的使用情況。在尋找Inode的這個(gè)步驟中，block group的Block bitmap、Inode bitmap區(qū)域還不會(huì)被寫入任何變化，block group的Group description table區(qū)域也不會(huì)被寫入任何變化。

接下來Ext2文件系統(tǒng)就要向硬件層正式寫入數(shù)據(jù)了，這個(gè)步驟還包括建立Inode和data block的關(guān)聯(lián)信息。最后當(dāng)文件系統(tǒng)相對空閑的情況下，文件系統(tǒng)才會(huì)更新block group中的Block bitmap、Inode bitmap和Group description table區(qū)域。正常情況下這種操作過程并沒有太大的問題，因?yàn)槲募到y(tǒng)隨時(shí)都清楚哪些Block bitmap、Inode bitmap被真正使用了，哪些Block bitmap、Inode bitmap是被使用但還沒有來得及更改狀態(tài)。當(dāng)文件系統(tǒng)正常關(guān)閉時(shí)Ext2文件系統(tǒng)會(huì)設(shè)置一個(gè)校驗(yàn)標(biāo)記Valid bit=1，表示本次文件系統(tǒng)的操作正常結(jié)束。

但是如果當(dāng)文件系統(tǒng)因?yàn)楦鞣N原因異常關(guān)閉時(shí)（例如斷電）這個(gè)標(biāo)記的值就為0，那么問題就來了。因?yàn)槟男┮呀?jīng)被使用但還沒有來得及被標(biāo)示的Block bitmap、Inode bitmap區(qū)域，和真實(shí)的使用情況就存在誤差了。雖然操作系統(tǒng)下次啟動(dòng)時(shí)會(huì)對整個(gè)文件系統(tǒng)進(jìn)行掃描試圖恢復(fù)操作（主要目的是恢復(fù)Block bitmap、Inode bitmap和真實(shí)事情情況的一致性），但是操作系統(tǒng)并不保證一致性被全部恢復(fù)。這樣看來Ext2文件系統(tǒng)的寫入過程至少存在一下幾個(gè)問題：

由于data block塊的寫入操作和Block bitmap、Inode bitmap區(qū)域的更新過程是分開進(jìn)行的，所以當(dāng)系統(tǒng)異常關(guān)閉時(shí)Ext2文件系統(tǒng)并不能保證Block bitmap、Inode bitmap的狀態(tài)和真實(shí)的block使用情況完全一致。所以才會(huì)有系統(tǒng)重啟時(shí)試圖恢復(fù)磁盤一致性的修復(fù)操作。

Ext2文件系統(tǒng)對于大文件的讀寫性能并不好，這是因?yàn)楫?dāng)文件特別大時(shí)，Ext2文件系統(tǒng)會(huì)啟用三級間接指針和四級間接指針建立Inode和data block的聯(lián)系。雖然當(dāng)data block size為4KB時(shí)單個(gè)文件的大小可達(dá)4TB，但是因?yàn)榇鎯?chǔ)大文件時(shí)會(huì)啟用二級、三級甚至四級間接指針，這大大增加了文件系統(tǒng)上的索引查找時(shí)間。所以這種多級索引的思路除了可以增加單個(gè)文件容量外，對提升大文件的讀寫性能實(shí)際上并沒有太多幫助。

另外Ext2文件系統(tǒng)在向data block寫入文件數(shù)據(jù)時(shí)，將以data block size（默認(rèn)為4KB）為單位依次向硬件層提交數(shù)據(jù)，這就是為什么在其它設(shè)置不變的情況下，如果將Ext2文件系統(tǒng)的data block size格式化為8KB，會(huì)增加一定的磁盤讀寫性能的原因。

Ext3日志模式 以上小節(jié)中提到的Ext2文件系統(tǒng)的明顯問題中，最嚴(yán)重的應(yīng)該還是文件系統(tǒng)異常情況下Block bitmap、Inode bitmap可能出現(xiàn)的一致性問題。所以Ext3文件系統(tǒng)在基本保持Ext2文件系統(tǒng)組織結(jié)構(gòu)的前提下，使用索引日志的思路來解決Ext2文件系統(tǒng)上的數(shù)據(jù)一致性問題。

Ext3文件系統(tǒng)又被稱為日志文件系統(tǒng)，它在Ext2文件系統(tǒng)的基礎(chǔ)上做的主要改動(dòng)就是，在正式寫入data block數(shù)據(jù)并建立Inode索引前，通過在磁盤上的某塊固定位置寫入一段日志數(shù)據(jù)的方式建立這兩個(gè)操作過程的關(guān)系，并根據(jù)后續(xù)操作進(jìn)行日志數(shù)據(jù)的保留/刪除，以達(dá)到保持操作一致性的目的。這樣一來，即使文件系統(tǒng)上一次異常關(guān)閉，當(dāng)文件系統(tǒng)再次啟動(dòng)時(shí)也不需要再進(jìn)行整個(gè)文件系統(tǒng)Inode和data block掃描了，只需要重新加載日志數(shù)據(jù)文件系統(tǒng)就可以知道上一次異常關(guān)閉時(shí)還有哪些Block bitmap、Inode bitmap沒有處理完。

Ext3文件系統(tǒng)支持三種日志模式，他們在數(shù)據(jù)一致性和I/O性能上有所區(qū)別：

journal日志模式

在這種模式下，當(dāng)文件系統(tǒng)正式開始進(jìn)行磁盤操作前會(huì)在磁盤的上專門的日志區(qū)域創(chuàng)建這個(gè)文件的副本，包括這個(gè)文件的Inode和data block完整信息，副本創(chuàng)建完成后才會(huì)按照正常的寫入過程進(jìn)行文件寫入。當(dāng)寫入操作正常完成后，文件系統(tǒng)會(huì)刪除日志區(qū)域的文件副本。這樣一來當(dāng)文件系統(tǒng)發(fā)生異常并重啟后，e2fsck檢測程序會(huì)掃描日志區(qū)域中的副本：如果發(fā)現(xiàn)文件副本本身就不完整，則會(huì)丟棄這部分副本。如果發(fā)現(xiàn)文件副本是完整的，則會(huì)繼續(xù)完成正式文件的寫入過程，最后刪除文件副本。很顯然journal日志模式會(huì)增加單個(gè)文件的磁盤操作次數(shù)，所以journal日志模式是三種日志模式中速度最慢的一種。但是journal日志模式卻可以做到最完整的數(shù)據(jù)一致性要求。

ordered日志模式

ordered日志模式是Ext3/Ext4文件系統(tǒng)默認(rèn)的日志模式。這種模式比 journal日志模式快了許多，因?yàn)閛rdered日志模式下Ext文件系統(tǒng)的日志區(qū)域并沒有真正記錄文件的真實(shí)數(shù)據(jù)，不會(huì)發(fā)生一個(gè)文件的多次讀寫過程。當(dāng)文件系統(tǒng)為新文件確定了Inode和block區(qū)域后，這些Inode、Block bitmap、Inode bitmap等索引信息將會(huì)首先保存到文件系統(tǒng)的日志區(qū)域，并形成一個(gè)事務(wù)單位。當(dāng)文件數(shù)據(jù)被完整寫入磁盤對應(yīng)的block后，文件系統(tǒng)才會(huì)將日志區(qū)域的Inode信息和block信息提交到對應(yīng)的block group中，完成整個(gè)寫入過程。當(dāng)文件系統(tǒng)發(fā)生異常并重啟后，e2fsck檢測程序會(huì)掃描日志區(qū)域中的副本：如果發(fā)現(xiàn)還有事務(wù)單位沒有被提交，那么磁盤上對應(yīng)的block位置上的信息將被清除，以保持文件信息一致性。

writeback日志模式

這是一種異步日志模式，文件系統(tǒng)的日志區(qū)域雖然也記錄將寫入磁盤的新文件的Inode、Block bitmap、Inode bitmap等索引信息。但是和ordered日志模式不同的是，這些日志信息記錄過程和文件數(shù)據(jù)的寫入過程沒有先后關(guān)聯(lián)，并且也不存在“提交”的概念。當(dāng)文件系統(tǒng)發(fā)生異常并重啟后，e2fsck檢測程序也不會(huì)按照日志區(qū)域的數(shù)據(jù)狀態(tài)進(jìn)行一致性修復(fù)。writeback日志模式在大多數(shù)情況下能夠提供最佳的Ext3/Ext4文件系統(tǒng)性能，因?yàn)槿罩竟δ軒缀跏顷P(guān)閉的。

從以上三種Ext3文件系統(tǒng)日志模式的簡述中，可以發(fā)現(xiàn)的Ext3日志并不保證數(shù)據(jù)不丟失。實(shí)際上保證數(shù)據(jù)不丟失并不是Ext3日志的目標(biāo)，而保證數(shù)據(jù)一致性才是Ext3日志的主要目標(biāo)。為了達(dá)到這個(gè)目標(biāo)，日志數(shù)據(jù)甚至?xí)鲃?dòng)丟棄無法復(fù)原的副本數(shù)據(jù)。

設(shè)置文件系統(tǒng)日志級別 本小節(jié)介紹如何查看和設(shè)置Ext3/Ext4文件系統(tǒng)的日志模式。首先為了確定當(dāng)前文件系統(tǒng)是否開啟了日志模式，可以使用dumpe2fs命令進(jìn)行查看：

# dumpe2fs /dev/sdb2 
dumpe2fs 1.41.12 (17-May-2010)
Filesystem volume name: ? <none>
Last mounted on: ? ? ? ? ?<not available>
Filesystem UUID: ? ? ? ? ?0e94b563-8348-4056-8770-67fa34e2b903
Filesystem magic number: ?0xEF53
Filesystem revision #: ? ?1 (dynamic)
Filesystem features: ? ? ?has_journal ext_attr resize_inode dir_index filetype 
......
Journal backup: ? ? ? ? ? inode blocks
Journal features: ? ? ? ? (none)
日志大小: ? ? ? ? ? ? 128M
Journal length: ? ? ? ? ? 32768
Journal sequence: ? ? ? ? 0x00000001
Journal start: ? ? ? ? ? ?0
......
以下的block group信息可以忽略

可以看到Filesystem features選項(xiàng)中有一個(gè)has_journal關(guān)鍵信息標(biāo)識(shí)，這表示當(dāng)前文件系統(tǒng)已經(jīng)開啟了日志功能。如果沒有看到這個(gè)標(biāo)記，則說明文件系統(tǒng)本身還沒有開啟日志功能——這種情況下Ext3文件系統(tǒng)就和Ext2文件系統(tǒng)沒有太大區(qū)別了。

以下命令可以開啟Ext3/Ext4文件系統(tǒng)的日志功能：

# tune2fs -O has_journal /dev/sdb2
tune2fs 1.41.12 (17-May-2010)
Creating journal inode: done

以下命令可以關(guān)閉Ext3/Ext4文件系統(tǒng)的日志功能：

# tune2fs -O ^has_journal /dev/sdb2
tune2fs 1.41.12 (17-May-2010)

但必須注意這并不表示指定了具體的日志模式，在開啟了文件系統(tǒng)日志功能的情況下讀者可以在使用mount進(jìn)行具體掛載時(shí)指定日志模式。如下所示：

mount -o data=journal /dev/sdb2 /mnt/hgfs/

以上命令的data參數(shù)部分可以換成ordered、writeback和journal，代表文件系統(tǒng)支持的三種日志模式。設(shè)置完成后文件一同也完成了掛載。但是怎么檢查日志模式設(shè)置是否成功呢？讀者可以通過dmesg命令查看Linux系統(tǒng)的內(nèi)核日志，在日志的最后一行會(huì)有最近一次的掛載信息，類似如下：

# dmesg
......
EXT3-fs (sdb2): using internal journal
EXT3-fs (sdb2): mounted filesystem with journal data mode
SELinux: initialized (dev sdb2, type ext3), uses xattr

可以看到內(nèi)核日志信息的最后一行信息說明最近完成的內(nèi)核變動(dòng)操作，是按照journal日志模式掛載sdb2分區(qū)。當(dāng)然內(nèi)核日志信息包含了很多無用的信息，讀者還可以通過以下命令索引出需要查看的信息：

# dmesg | grep -B 1 "mounted filesystem"
......
sd 2:0:0:0: [sda] Attached SCSI disk
EXT4-fs (sda2): mounted filesystem with ordered data mode. Opts:
--
Microcode Update Driver: v2.00 <[email]tigran@aivazian.fsnet.co.uk[/email]>, Peter Oruba
EXT4-fs (sda1): mounted filesystem with ordered data mode. Opts:
--
EXT3-fs (sdb2): using internal journal
EXT3-fs (sdb2): mounted filesystem with journal data mode
......

當(dāng)然最終我們還是要實(shí)現(xiàn)磁盤的永久掛載，這是就需要更改Linux操作系統(tǒng)中的/etc/fstab文件了。如果讀者使用的是文件系統(tǒng)默認(rèn)的ordered日志模式，則不需要在/etc/fstab文件中進(jìn)行額外的設(shè)置。但如果不是這樣的話，讀者在設(shè)置/etc/fstab文件時(shí)，就要在其中的options列說明文件系統(tǒng)使用的日志模式。類似如下所示：

# vim /etc/fstab
......
/dev/sdb2 ? ? ? /mnt/hgfs ? ? ? ext3 ? ? ? ?data=journal ? ? ? ?0 0
......