Ext 2 文件系统
Ext 2 物理结构
Ext2 第二代扩展文件系统（second extended filesystem，缩写为 ext2），是 LINUX 内核所用的文件系统。
Ext2文件系统特性：
1、磁盘块分为组；
2、支持快速符号链接：如果链接目标的路径足够短，则将其存储在inode自身中；
3、在启动时支持对文件系统的状态进行自动的一致性检查；
4、Ext2 的索引节点中引入新的字段（块片、删除逻辑、日志）。
与现代文件系统相比，Ext2文件系统的代码非常紧凑；
必须建立各种结构 （在内核中定义为C语言数据类型），来存放文件系统的数据 ，包括文件内容、目录层次结构的表示、相关的管理数据（如访问权限或与用户和组的关联），以及用于管理文件系统内部信息的元数据。
这些对从块设备读取数据进行分析而言，都是必要的。这些结构的持久副本显然需要存储在硬盘上，这样数据在两次会话之间不会丢失。下一次启动重新激活内核时，数据仍然是可用的。因为硬盘和物理内存的需求不同，同一数据结构通常会有两个版本。一个用于在磁盘上的持久存储，另一个用于在内存中的处理。
Ext2文件系统是一种基于块的文件系统，它将硬盘划分为若干块，每个块的长度都相同，按块管理元数据和文件内容；
块组是 Ext2 文件系统的核心要素。块组是该文件系统的基本成分，容纳了文件系统的其他结构。
为什么Ext2文件系统允许这样浪费空间？有两个原因，可以证明提供额外空间的做法是正确的：
（1）如果系统崩溃破坏了超级块，有关文件系统结构和内容的所有信息都会丢失。如果有冗余的副本，该信息是可能恢复的（难度极高，大多数用户可能一点也恢复不了）。
（2）通过使文件和管理数据尽可能接近，减少了磁头寻道和旋转，这可以提高文件系统的性能。
Ext 2 数据结构
1.超级块
超级块是文件系统的核心结构，保存了文件系统所有的特征数据 。内核在装载文件系统时，最先 看到的就是超级块的内容。内核只使用第一个块组 的超级块读取文件系统的元信息。使用 ext2_super_block 结构定义超级：
s_magic 字段存储一个魔数，该数值确认装载的文件系统确实是 Ext 2 类型,s_minor_rev_level 用于区分文件系统的不同的版本。
2.组描述符
每个块组都一个组描述符的集合，紧随超级块之后。其中保存的信息反映了文件系统每个块组的内容 ，因此不仅关系到当前块组的数据块，还与其他块组的 数据块 和 inode块 相关。用于定义单个组描述符的数据结构比超级块结构短得多：
3.inode
每个块组都包含一个inode位图 和一个本地的inode表 ， inode表可能延续到几个块。位图的内容与本地块组相关，不会复制到文件系统中任何其他位置。inode 位图用于概述块组中已用和空闲的 inode 。
4.目录和文件
文件系统的拓朴结构，在经典的 UNIX 文件系统中，目录不过是一种特殊的文件，其中是inode 指针和对应的文件名列表，表示了当前目录下的文件和子目录。
对于Ext2文件系统，也是这样。每个目录表示为一个inode，会对其分配数据块。数据块中包含了用于描述目录项的结构。
Ext 2 文件系统操作
虚拟文件系统和具体实现之间的关联大体上由3个结构建立，结构中包含了一系列的函数指针。所有的文件系统都必须实现该关联。
（1）用于操作文件内容的操作保存在file_operations中。
（2）用于此类文件对象自身的操作保存在inode_operations中。
（3）用于一般地址空间的操作保存在address_space_operations中。
Ext 2 文件系统对不同的文件类型提供了不同的file_operations实例。很自然，最常用的变体是用于普通文件：
目录也有自身的file_operations实例：
目录有更多可用的inode操作：
文件系统和块层通过address_space_operations关联。在 Ext 2 文件系统中，这些源码操作初始化如下：
此结构（ super_operations）用于与超级块交互（读、写、分配inode）。对于 Ext 2 文件系统的，具体源码初始化如下：
Ext 4 文件系统
使用 Ext 3 文件系统的 Linux 内核中实现三个级别的日志记录：日记 journal、顺序 ordered 和回写 writeback。
案例：Ext 3 文件系统，数据块分配器每次分配一个 4 kb 的块，如果我们要写一个100mb文件就需要调用 25600 次数据块分配器。
Ext 4 文件系统被分成一系列块组，为减少磁盘碎片产生的性能瓶颈，块分配器尽量保持每个文件的数据块都在同个块组中，从而减少寻道时间。以 4kb 数据块为准，一个块组可以包含 32768 个数据块，也就是 128 mb。
Ext 4 文件系统特性
EXT 4 是第四代扩展文件系统（Fourth extended filesystem，缩写为 ext4）是 Linux 系统下的日志文件系统，是 ext 3 文件系统的后继版本。内核2.6.28引入 Ext 4 文件系统成为稳定版。
当格式化磁盘成为 Ext4 文件系统时，mkfs 将在块组描述表后面分配预留 GDT 表数据块(主要作用用于将扩展文件系统)
GDT 表（Global Descriptor Table） 是 x86 架构中用于实现分段机制的数据结构之一。它是在保护模式下用于管理内存分段的重要组成部分。GDT 表定义了一组段描述符，每个段描述符描述了一个内存段的属性和位置。
更大的文件系统和更大的文件；更多的子目录数量；更多的块和i-节点数量；多块分配；
持久性预分配；延迟分配；盘区结构；日志校验功能；支持"无日志"模式；在线碎片整理；
支持快速fsck；支持纳秒级时间戳。
Ext 4 文件系统数据结构
1.超级块
专门用于描述文件系统的全部配置信息：比如 inode数量、数据块个数、管理信息等。
2.块组描述符（GDT）
块组描叙符用于保存元组的信息，其占用一个或者多个数据块，具体取决于文件系统的大小，它主要包含块位图，inode 位图和 inode 表位置等 。
数据块位图：用于描述该块组所管理的块的分配状态 。
inode 位图：用于描述该块组所管理的 inode 分配状态。
3.节点表（Inode Table）
inode 存储了 inode 号、文件属性元数据、指向文件占用的 block 的指针，每一个 inode 占用 128 字节或 256 字节。
4.Extent 树
Ext4 中用 extent 树代替逻辑块映射 。用一个struct ext4_extent结构就可以映射多个数据块，减少元数据块的使用。
struct ext4_extent_idx：extent 树的内部节点，也称为索引节点。
Ext 4 日志 JBD2
Ext4日志，在文件系统中是一个文件，默认Inode号为8，大小为一个块组（128MiB），日志文件通常存储在文件系统分区的中部。
文件系统在磁盘上保留一段小的连续区域(默认128MB)，作为尽可能需要快速写入磁盘的"重要"数据的存放地。
一旦该重要数据事务完全写到磁盘，将其从磁盘写缓存中刷出。被提交的数据一份记录也被写到日志。Ext4和Ocfs2都用JBD2。
Ext 4 支持三种日志模式
（1）ordered，日志中只记录元数据，数据写入磁盘后才会提交日志。这是默认模式。
（2）journal，日志中同时记录元数据及数据内容，最安全也是最慢的模式，同时会导致延迟分配及Direct-I/O失效。
（3）writeback，日志中只记录元数据，但是不保证元数据和数据的写入顺序。（言外之意：元数据提交了，数据可能还没有落盘）。
数据块头部结构 ：日志中的每个数据块的开头都是一个12bytes的数据结构，struct journal_header_s
超级块 ：日志的超级块比Ext4的超级块简单。保存在日志的超级块中是日志的关键数据。日志超级块使用数据结构struct journal_superblock_s表示，大小为1024 bytes
描述数据块 ：它包含一个日志数据块 tags 的数组，这些 tags 描述日志中接下来的数据块的最终位置。
撤消块 ：用于记录本事务中的数据块链表，取代任何潜在日志中的更陈旧的数据块，这样可以加速恢复，因为陈旧的数据块不必要写到磁盘。
提交块 ：提交块表明了一个事务已完整写到日志.
事务最核心属性就是状态，当事务正在提交，它的生命周期经过如下阶段：running-->locked-->flush-->commit-->ok
kjournald 线程 与每个进行日志的设备关联，此线程保证运行中的事务会在一个特定间隔后被提交。事务提交分成阶段操作（日志的逻辑结构）：
恢复(journal recover) ：
发现日志记录的尾部-->为日志记录准备一串被撤消的块-->未被撤消的块以确保磁盘一致性的顺序被重新写入(重放操作)