第九章 文件系统
本章主要描叙Linux核心对文件系统的支持,虚拟文件系统（VFS）以
及Linux核心对实际文件系统的支持。
Linux的最重要特征之一就是支持多种文件系统。这样它更加灵活并
可以和许多其它种操作系统共存。在本文写作时Linux已经支持15种
文件系统：ext,ext2,xia,minix,umsdos,msdos,vfat,proc,smb,ncp,
iso9660,sysv,hpfs,affs以及ufs。毫无疑问,今后支持的文件系统类
型还将增加。
Linux和Unix并不使用设备标志符（如设备号或驱动器名称）来访问独
立文件系统，而是通过一个将整个文件系统表示成单一实体的层次树
结构来访问它。Linux每安装(mount)一个文件系统时都会其加入到文
件系统层次树中。不管是文件系统属于什么类型，都被连接到一个目
录上且此文件系统上的文件将取代此目录中已存在的文件。这个目录
被称为安装点或者安装目录。当卸载此文件系统时这个安装目录中原
有的文件将再次出现。
当磁盘初始化时（使用fdisk），磁盘中将添加一个描叙物理磁盘逻辑
构成的分区结构。每个分区可以拥有一个独立文件系统如EXT2。文件
系统将文件组织成包含目录，软连接等存在于物理块设备中的逻辑层
次结构。包含文件系统的设备叫块设备。Linux文件系统认为这些块设
备是简单的线性块集合，它并不关心或理解底层的物理磁盘结构。这个
工作由块设备驱动来完成，由它将对某个特定块的请求映射到正确的
设备上去；此块所在硬盘的对应磁道、扇区及柱面数都被保存起来。不
管哪个设备持有这个块，文件系统都必须使用相同的方式来寻找并操纵
此块。Linux文件系统不管（至少对系统用户来说）系统中有哪些不同
的控制器控制着哪些不同的物理介质且这些物理介质上有几个不同的文
件系统。文件系统甚至还可以不在本地系统而在通过网络连接的远程硬
盘上。设有一个根目录内容如下的SCSI硬盘：
A E boot etc lib opt tmp usr
C F cdrom fd proc root var sbin
D bin dev home mnt lost+found
此时不管是用户还是程序都无需知道他们现在操纵的这些文件中的/C实
际上是位于系统第一个IDE硬盘上并已安装VFAT文件系统。在此例中/E表
示系统中第二个IDE控制器上的主IDE硬盘。至于第一个IDE控制器是PCI
控制器和第二个则是控制IDE CDROM的ISA控制器无关紧要。当使用modem
通过PPP网络协议来拨入网络时,可以将Alpha AXP Linux文件系统安装到
/mnt/remote目录下。
文件系统中的文件是数据的集合；包含本章内容的文件是一个名叫
filesystems.tex的ASCII文件。文件系统不仅包含着文件中的数据而且还
有文件系统的结构。所有Linux用户和程序看到的文件、目录、软连接及
文件保护信息等都存储在其中。此外文件系统中必须包含安全信息以便
保持操作系统的基本完整性。没人愿意使用一个动不动就丢失数据和文件
的操作系统。
Linux最早的文件系统是Minix，它受限甚大且性能低下。其文件名最长不
能超过14个字符（虽然比8.3文件名要好）且最大文件大小为64M字节。64M
字节看上去很大,但实际上一个中等的数据库将超过这个尺寸。第一个专
门为Linux设计的文件系统被称为扩展文件系统（Extended File System）
或EXT。它出现于1992年四月，虽然能够解决一些问题但性能依旧不好。
1993年扩展文件系统第二版或EXT2被设计出来并添加到Linux中。它是本
章将详细讨论的文件系统。
将EXT文件系统添加入Linux产生了重大影响。每个实际文件系统从操作系
统和系统服务中分离出来，它们之间通过一个接口层：虚拟文件系统或VFS
来通讯。
VFS使得Linux可以支持多个不同的文件系统，每个表示一个VFS的通用接口。
由于软件将Linux文件系统的所有细节进行了转换,所以Linux核心的其它部
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分及系统中运行的程序将看到统一的文件系统。Linux的虚拟文件系统允许
用户同时能透明地安装许多不同的文件系统。
虚拟文件系统的设计目标是为Linux用户提供快速且高效的文件访问服务。
同时它必须保证文件及其数据的正确性。这两个目标相互间可能存在冲突。
当安装一个文件系统并使用时,Linux VFS为其缓存相关信息。此缓存中数
据在创建、写入和删除文件与目录时如果被修改，则必须谨慎地更新文件
系统中对应内容。如果能够在运行核心内看到文件系统的数据结构,那么
就可以看到那些正被文件系统读写的数据块。描叙文件与目录的数据结构
被不断的创建与删除而设备驱动将不停地读取与写入数据。这些缓存中最
重要的是Buffer Cache，它被集成到独立文件系统访问底层块设备的例程
中。当进行块存取时数据块首先将被放入Buffer Cache里并根据其状态保
存在各个队列中。此Buffer Cache不仅缓存数据而且帮助管理块设备驱动
中的异步接口。
9.1 第二代扩展文件系统（EXT2）
第二代扩展文件系统由Rey
Card设计，其目标是为Linux提供一个强大的可扩展文件系统。它同时也
是Linux界中设计最成功的文件系统。
象很多文件系统一样,EXT2建立在数据被保存在数据块中的文件内这个前
提下。这些数据块长度相等且这个长度可以变化，某个EXT2文件系统的块
大小在创建（使用mke2fs）时设置。每个文件的大小和刚好大于它的块大
小正数倍相等。如果块大小为1024字节而一个1025字节长的文件将占据两
个1024字节大小的块。这样你不得不浪费差不多一般的空间。我们通常需
要在CPU的内存利用率和磁盘空间使用上进行折中。而大多数操作系统，包
括Linux在内，为了减少CPU的工作负载而被迫选择相对较低的磁盘空间利
用率。并不是文件中每个块都包含数据，其中有些块被用来包含描叙此文
件系统结构的信息。EXT2通过一个inode结构来描叙文件系统中文件并确定
此文件系统的拓扑结构。inode结构描叙文件中数据占据哪个块以及文件的
存取权限、文件修改时间及文件类型。EXT2文件系统中的每个文件用一个
inode来表示且每个inode有唯一的编号。文件系统中所有的inode都被保存
在inode表中。EXT2目录仅是一个包含指向其目录入口指针的特殊文件
（也用inode表示）。
占用一系列数据块的EXT2文件系统的布局。对文件系统而言文件仅是一
系列可读写的数据块。文件系统并不需要了解数据块应该放置到物理介质
上什么位置，这些都是设备驱动的任务。无论何时只要文件系统需要从包
含它的块设备中读取信息或数据，它将请求底层的设备驱动读取一个基本
块大小整数倍的数据块。EXT2文件系统将它所使用的逻辑分区划分成数据
块组。每个数据块组将那些对文件系统完整性最重要的信息复制出来,同时
将实际文件和目录看作信息与数据块。为了发生灾难性事件时文件系统的
修复，这些复制非常有必要。以下一节将着重描叙每个数据块组的内容。
9.1.1 The EXT2 Inode
在EXT2文件系统中inode是基本块；文件系统中的每个文件与目录由唯一的
inode来描叙。每个数据块组的EXT2inode被保存在inode表中,同时还有一
个位图被系统用来跟踪已分配和未分配的inode。
inode的格式，它包含以下几个域：
mode
它包含两类信息；inode描叙的内容以及用户使用权限。EXT2中的
inode可以表示一个文件、目录、符号连接、块设备、字符设备或FIFO。
Owner Information
表示此文件或目录所有者的用户和组标志符。文件系统根据它可以
进行正确的存取。
Size 以字节计算的文件尺寸。
Timestamps
inode创建及最后一次被修改的时间。
Datablocks
指向此inode描叙的包含数据的块指针。前12个指针指向包含由inode
描叙的物理块,最后三个指针包含多级间接指针。例如两级间接指针
指向一块指针，而这些指针又指向一些数据块。这意味着访问文件尺
寸小于或等于12个数据块的文件将比访问大文件快得多。
EXT2 inode还可以描叙特殊设备文件。虽然它们不是真正的文件,但可以通
过它们访问设备。所有那些位于/dev中的设备文件可用来存取Linux设备。
例如mount程序可把设备文件作为参数。
9.1.2 EXT2 超块
超块中包含了描叙文件系统基本尺寸和形态的信息。文件系统管理器利用
它们来使用和维护文件系统。通常安装文件系统时只读取数据块组0中的超
块，但是为了防止文件系统被破坏,每个数据块组都包含了复制拷贝。超块
包含如下信息：
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Magic Number
文件系统安装软件用来检验是否是一个真正的EXT2文件系统超块。当
前EXT2版本中为0xEF53。
Revision Level
这个主从修订版本号让安装代码能判断此文件系统是否支持只存在于
某个特定版本文件系统中的属性。同时它还是特性兼容标志以帮助安
装代码判断此文件系统的新特性是否可以安全使用。
Mount Count and Maximum Mount Count
系统使用它们来决定是否应对此文件
（出处：http://www.sheup.com）
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装代码判断此文件系统的新特性是否可以安全使用。
Mount Count and Maximum Mount Count
系统使用它们来决定是否应对此文件
（出处：http://www.sheup.com/）
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