圖1.3.1、ext2文件系統(tǒng)示意圖(注1)

在整體的規(guī)劃當中，文件系統(tǒng)最前面有一個啟動扇區(qū)(boot sector)，這個啟動扇區(qū)可以安裝啟動管理程序， 這是個非常重要的設(shè)計，因為如此一來我們就能夠?qū)⒉煌膯庸芾沓绦虬惭b到個別的文件系統(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！至于每一個區(qū)塊群組(block group)的六個主要內(nèi)容說明如后：

data block (數(shù)據(jù)區(qū)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 block 的大小就固定了，且每個 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。 因為 block 大小而產(chǎn)生的 Ext2 文件系統(tǒng)限制如下：(注2)

Block 大小1KB2KB4KB

最大單一文件限制16GB256GB2TB

最大文件系統(tǒng)總?cè)萘?TB8TB16TB

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！ 舉例來說，鳥哥在環(huán)工方面的應(yīng)用中有一套秀圖軟件稱為PAVE(注3)， 這套軟件就無法捉到鳥哥在數(shù)值模式仿真后產(chǎn)生的大于 2GB 以上的文件！害的鳥哥常常還要重跑數(shù)值模式...

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 block 內(nèi)最多只能夠放置一個文件的數(shù)據(jù)；

承上，如果文件大于 block 的大小，則一個文件會占用多個 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(磁盤空間會浪費)。

如上第四點所說，由于每個 block 僅能容納一個文件的數(shù)據(jù)而已，因此如果你的文件都非常小，但是你的 block 在格式化時卻選用最大的 4K 時，可能會產(chǎn)生一些容量的浪費喔！我們以底下的一個簡單例題來算一下空間的浪費吧！

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個小文件，每個文件大小均為 50bytes， 請問此時你的磁盤浪費多少容量？

答：由于 Ext2 文件系統(tǒng)中一個 block 僅能容納一個文件，因此每個 block 會浪費『4096-50=4046(byte)』， 系統(tǒng)中總共有一萬個小文件，所有文件容量為：50(bytes) x10000=488.3Kbytes，但此時浪費的容量為：『4046(bytes) x10000=38.6MBytes 』。想一想，不到 1MB 的總文件容量卻浪費將近 40MB 的容量，且文件越多將造成越多的磁盤容量浪費。

什么情況會產(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，想一想，是否就會產(chǎn)生很多小文件了呢？

好，既然大的 block 可能會產(chǎn)生較嚴重的磁盤容量浪費，那么我們是否就將 block 大小訂為 1K 即可？ 這也不妥，因為如果 block 較小的話，那么大型文件將會占用數(shù)量更多的 block ，而 inode 也要記錄更多的 block 號碼，此時將可能導(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)計使用的情況。 以鳥哥來說，我的數(shù)值模式仿真平臺隨便一個文件都好幾百 MB，那么 block 容量當然選擇較大的！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??！

inode table (inode 表格)

再來討論一下 inode 這個玩意兒吧！如前所述 inode 的內(nèi)容在記錄文件的屬性以及該文件實際數(shù)據(jù)是放置在哪幾號 block 內(nèi)！ 基本上，inode 記錄的文件數(shù)據(jù)至少有底下這些：(注4)

該文件的存取模式(read/write/excute)；

該文件的擁有者與群組(owner/group)；

該文件的容量；

該文件創(chuàng)建或狀態(tài)改變的時間(ctime)；

最近一次的讀取時間(atime)；

最近修改的時間(mtime)；

定義文件特性的旗標(flag)，如 SetUID...；

該文件真正內(nèi)容的指向 (pointer)；

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

每個 inode 大小均固定為 128 bytes；

每個文件都僅會占用一個 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 block 號碼要花掉 4byte ，假設(shè)我一個文件有 400MB 且每個 block 為 4K 時， 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個直接，一個間接, 一個雙間接與一個三間接記錄區(qū)。這是啥？我們將 inode 的結(jié)構(gòu)畫一下好了。

圖1.3.2、inode 結(jié)構(gòu)示意圖(注5)

上圖最左邊為 inode 本身 (128 bytes)，里面有 12 個直接指向 block 號碼的對照，這 12 筆記錄就能夠直接取得 block 號碼啦！ 至于所謂的間接就是再拿一個 block 來當作記錄 block 號碼的記錄區(qū)，如果文件太大時， 就會使用間接的 block 來記錄編號。如上圖 1.3.2 當中間接只是拿一個 block 來記錄額外的號碼而已。 同理，如果文件持續(xù)長大，那么就會利用所謂的雙間接，第一個 block 僅再指出下一個記錄編號的 block 在哪里， 實際記錄的在第二個 block 當中。依此類推，三間接就是利用第三層 block 來記錄編號啦！

這樣子 inode 能夠指定多少個 block 呢？我們以較小的 1K block 來說明好了，可以指定的情況如下：

12 個直接指向： 12*1K=12K

由于是直接指向，所以總共可記錄 12 筆記錄，因此總額大小為如上所示；

間接： 256*1K=256K

每筆 block 號碼的記錄會花去 4bytes，因此 1K 的大小能夠記錄 256 筆記錄，因此一個間接可以記錄的文件大小如上；

雙間接： 256*256*1K=2562K

第一層 block 會指定 256 個第二層，每個第二層可以指定 256 個號碼，因此總額大小如上；

三間接： 256*256*256*1K=2563K

第一層 block 會指定 256 個第二層，每個第二層可以指定 256 個第三層，每個第三層可以指定 256 個號碼，因此總額大小如上；

總額：將直接、間接、雙間接、三間接加總，得到 12 + 256 + 256*256 + 256*256*256 (K) = 16GB

此時我們知道當文件系統(tǒng)將 block 格式化為 1K 大小時，能夠容納的最大文件為 16GB，比較一下文件系統(tǒng)限制表的結(jié)果可發(fā)現(xiàn)是一致的！但這個方法不能用在 2K 及 4K block 大小的計算中， 因為大于 2K 的 block 將會受到 Ext2 文件系統(tǒng)本身的限制，所以計算的結(jié)果會不太符合之故。

Superblock (超級區(qū)塊)

Superblock 是記錄整個 filesystem 相關(guān)信息的地方， 沒有 Superblock ，就沒有這個 filesystem 了。他記錄的信息主要有：

block 與 inode 的總量；

未使用與已使用的 inode / block 數(shù)量；

block 與 inode 的大小 (block 為 1, 2, 4K，inode 為 128 bytes)；

filesystem 的掛載時間、最近一次寫入數(shù)據(jù)的時間、最近一次檢驗磁盤 (fsck) 的時間等文件系統(tǒng)的相關(guān)信息；

一個 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 。

Superblock 是非常重要的，因為我們這個文件系統(tǒng)的基本信息都寫在這里，因此，如果 superblock 死掉了， 你的文件系統(tǒng)可能就需要花費很多時間去挽救啦！一般來說， superblock 的大小為 1024bytes。相關(guān)的 superblock 信息我們等一下會以dumpe2fs命令來呼叫出來觀察喔！

此外，每個 block group 都可能含有 superblock 喔！但是我們也說一個文件系統(tǒng)應(yīng)該僅有一個 superblock 而已，那是怎么回事??？ 事實上除了第一個 block group 內(nèi)會含有 superblock 之外，后續(xù)的 block group 不一定含有 superblock ， 而若含有 superblock 則該 superblock 主要是做為第一個 block group 內(nèi) superblock 的備份咯，這樣可以進行 superblock 的救援呢！

Filesystem Description (文件系統(tǒng)描述說明)

這個區(qū)段可以描述每個 block group 的開始與結(jié)束的 block 號碼，以及說明每個區(qū)段 (superblock, bitmap, inodemap, data block) 分別介于哪一個 block 號碼之間。這部份也能夠用dumpe2fs來觀察的。

block bitmap (區(qū)塊對照表)

如果你想要新增文件時總會用到 block 吧！那你要使用哪個 block 來記錄呢？當然是選擇『空的 block 』來記錄新文件的數(shù)據(jù)啰。 那你怎么知道哪個 block 是空的？這就得要透過 block bitmap 的輔助了。從 block bitmap 當中可以知道哪些 block 是空的，因此我們的系統(tǒng)就能夠很快速的找到可使用的空間來處置文件啰。

同樣的，如果你刪除某些文件時，那么那些文件原本占用的 block 號碼就得要釋放出來， 此時在 block bitmap 當中相對應(yīng)到該 block 號碼的標志就得要修改成為『未使用中』啰！這就是 bitmap 的功能。

inode bitmap (inode 對照表)

這個其實與 block bitmap 是類似的功能，只是 block bitmap 記錄的是使用與未使用的 block 號碼， 至于 inode bitmap 則是記錄使用與未使用的 inode 號碼啰！

了解了文件系統(tǒng)的概念之后，再來當然是觀察這個文件系統(tǒng)啰！剛剛談到的各部分數(shù)據(jù)都與 block 號碼有關(guān)！ 每個區(qū)段與 superblock 的信息都可以使用 dumpe2fs 這個命令來查詢的！查詢的方法與實際的觀察如下：

[root@www ~]# dumpe2fs [-bh] 裝置文件名

選項與參數(shù)：-b ：列出保留為壞軌的部分(一般用不到吧！？)-h ：僅列出 superblock 的數(shù)據(jù)，不會列出其他的區(qū)段內(nèi)容！

范例：找出我的根目錄磁盤文件名，并觀察文件系統(tǒng)的相關(guān)信息

[root@www~]#df<==這個命令可以叫出目前掛載的裝置

Filesystem? ? 1K-blocks? ? ? Used Available Use%Mounted on/dev/hdc299206243822848558570841% /? ? ? ? <==就是這個光！/dev/hdc3495631614137645591084% /home/dev/hdc1101086111268474112% /boot

tmpfs37133203713320% /dev/shm

[root@www~]# dumpe2fs /dev/hdc2

dumpe2fs1.39(29-May-2006)

Filesystem volume name:/1<==這個是文件系統(tǒng)的名稱(Label)

Filesystem features:? ? ? has_journal ext_attr resize_inode dir_index

filetype needs_recovery sparse_super large_file

Defaultmountoptions:? ? user_xattr acl <==默認掛載的參數(shù)

Filesystem state:? ? ? ? clean<==這個文件系統(tǒng)是沒問題的(clean)

Errors behavior:? ? ? ? ? Continue

Filesystem OS type:? ? ? Linux

Inode count:2560864<==inode的總數(shù)

Block count:2560359<==block的總數(shù)

Free blocks:1524760<==還有多少個 block 可用

Free inodes:2411225<==還有多少個 inode 可用

First block:0Block size:4096<==每個 block 的大小啦！

Filesystem created:? ? ? Fri Sep501:49:202008Lastmounttime:? ? ? ? ? Mon Sep2212:09:302008Lastwritetime:? ? ? ? ? Mon Sep2212:09:302008Last checked:? ? ? ? ? ? Fri Sep501:49:202008First inode:11Inode size:128<==每個 inode 的大小

Journal inode:8<==底下這三個與下一小節(jié)有關(guān)

Journal backup:? ? ? ? ? inode blocks

Journal size:? ? ? ? ? ? 128M

Group0: (Blocks0-32767) <==第一個 data group 內(nèi)容, 包含 block 的啟始/結(jié)束號碼

Primary superblock at0, Group descriptors at1-1<==超級區(qū)塊在0號 block

Reserved GDT blocks at2-626Block bitmap at627(+627), Inode bitmap at628(+628)

Inode table at629-1641(+629)? ? ? ? ? ? ? ? ? ? <==inode table 所在的 block0freeblocks,32405freeinodes,2directories? ? <==所有 block 都用完了！

Free blocks:

Free inodes:12-32416<==剩余未使用的 inode 號碼

Group1: (Blocks32768-65535)

....(底下省略)....

# 由于數(shù)據(jù)量非常的龐大，因此鳥哥將一些信息省略輸出了！上表與你的屏幕會有點差異。

# 前半部在秀出 supberblock 的內(nèi)容，包括標頭名稱(Label)以及inode/block的相關(guān)信息

# 后面則是每個 block group 的個別信息了！您可以看到各區(qū)段數(shù)據(jù)所在的號碼！

# 也就是說，基本上所有的數(shù)據(jù)還是與 block 的號碼有關(guān)就是了！很重要

至于 block group 的內(nèi)容我們單純看 Group0 信息好了。從上表中我們可以發(fā)現(xiàn)：如上所示，利用 dumpe2fs 可以查詢到非常多的信息，不過依內(nèi)容主要可以區(qū)分為上半部是 superblock 內(nèi)容， 下半部則是每個 block group 的信息了。從上面的表格中我們可以觀察到這個 /dev/hdc2 規(guī)劃的 block 為 4K， 第一個 block 號碼為 0 號，且 block group 內(nèi)的所有信息都以 block 的號碼來表示的。 然后在 superblock 中還有談到目前這個文件系統(tǒng)的可用 block 與 inode 數(shù)量喔！

Group0 所占用的 block 號碼由 0 到 32767 號，superblock 則在第 0 號的 block 區(qū)塊內(nèi)！

文件系統(tǒng)描述說明在第 1 號 block 中；

block bitmap 與 inode bitmap 則在 627 及 628 的 block 號碼上。

至于 inode table 分布于 629-1641 的 block 號碼中！

由于 (1)一個 inode 占用 128 bytes ，(2)總共有 1641 - 629 + 1(629本身) = 1013 個 block 花在 inode table 上， (3)每個 block 的大小為 4096 bytes(4K)。由這些數(shù)據(jù)可以算出 inode 的數(shù)量共有 1013 * 4096 / 128 = 32416 個 inode 啦！

這個 Group0 目前沒有可用的 block 了，但是有剩余 32405 個 inode 未被使用；

剩余的 inode 號碼為 12 號到 32416 號。

如果你對文件系統(tǒng)的詳細信息還有更多想要了解的話，那么請參考本章最后一小節(jié)的介紹喔！ 否則文件系統(tǒng)看到這里對于基礎(chǔ)認知您應(yīng)該是已經(jīng)相當足夠啦！底下則是要探討一下， 那么這個文件系統(tǒng)概念與實際的目錄樹應(yīng)用有啥關(guān)連?。?/p>

ext2和目錄樹

每個文件(不管是一般文件還是目錄文件)都會占用一個 inode ， 且可依據(jù)文件內(nèi)容的大小來分配多個 block 給該文件使用。而我們知道目錄的內(nèi)容在記錄文件名， 一般文件才是實際記錄數(shù)據(jù)內(nèi)容的地方。那么目錄與文件在 Ext2 文件系統(tǒng)當中是如何記錄數(shù)據(jù)的呢？

目錄

當我們在 Linux 下的 ext2 文件系統(tǒng)創(chuàng)建一個目錄時，ext2 會分配一個 inode 與至少一塊 block 給該目錄。其中，inode 記錄該目錄的相關(guān)權(quán)限與屬性，并可記錄分配到的那塊 block 號碼； 而 block 則是記錄在這個目錄下的文件名與該文件名占用的 inode 號碼數(shù)據(jù)。也就是說目錄所占用的 block 內(nèi)容在記錄如下的信息：

圖1.4.1、目錄占用的 block 記錄的數(shù)據(jù)示意圖

如果想要實際觀察 root 家目錄內(nèi)的文件所占用的 inode 號碼時，可以使用 ls -i 這個選項來處理：[root@www ~]#ls-li

total92654683-rw-------1root root1474Sep418:27anaconda-ks.cfg648322-rw-r--r--1root root42304Sep418:26install.log648323-rw-r--r--1root root5661Sep418:25install.log.syslog

[root@www ~]#ll -d / /bin /boot /proc /lost+found /sbindrwxr-xr-x 23 root root? 4096 Sep 22 12:09 /<==一個 4K blockdrwxr-xr-x? 2 root root? 4096 Sep 24 00:07 /bin<==一個 4K blockdrwxr-xr-x? 4 root root? 1024 Sep? 4 18:06 /boot<==一個 1K blockdrwx------? 2 root root 16384 Sep? 5 01:49 /lost+found<==四個 4K blockdr-xr-xr-x 96 root root? ? 0 Sep 22 20:07 /proc<==此目錄不占硬盤空間drwxr-xr-x? 2 root root 12288 Sep? 5 12:33 /sbin<==三個 4K block

由于鳥哥的根目錄 /dev/hdc2 使用的 block 大小為 4K ，因此每個目錄幾乎都是 4K 的倍數(shù)。 其中由于 /sbin 的內(nèi)容比較復(fù)雜因此占用了 3 個 block ，此外，鳥哥的系統(tǒng)中 /boot 為獨立的 partition ， 該 partition 的 block 為 1K 而已，因此該目錄就僅占用 1024 bytes 的大小啰！至于奇怪的 /proc 我們講過該目錄不占硬盤容量， 所以當然耗用的 block 就是 0 啰！由于每個人所使用的計算機并不相同，系統(tǒng)安裝時選擇的項目與 partition 都不一樣，因此你的環(huán)境不可能與我的 inode 號碼一模一樣！上表的左邊所列出的 inode 僅是鳥哥的系統(tǒng)所顯示的結(jié)果而已！而由這個目錄的 block 結(jié)果我們現(xiàn)在就能夠知道， 當你使用『 ll / 』時，出現(xiàn)的目錄幾乎都是 1024 的倍數(shù)，為什么呢？因為每個 block 的數(shù)量都是 1K, 2K, 4K 嘛！ 看一下鳥哥的環(huán)境：

備注：由上面的結(jié)果我們知道目錄并不只會占用一個 block 而已，也就是說： 在目錄底下的文件數(shù)如果太多而導(dǎo)致一個 block 無法容納的下所有的檔名與 inode 對照表時，Linux 會給予該目錄多一個 block 來繼續(xù)記錄相關(guān)的數(shù)據(jù)。

文件

當我們在 Linux 下的 ext2 創(chuàng)建一個一般文件時， ext2 會分配一個 inode 與相對于該文件大小的 block 數(shù)量給該文件。例如：假設(shè)我的一個 block 為 4 Kbytes ，而我要創(chuàng)建一個 100 KBytes 的文件，那么 linux 將分配一個 inode 與 25 個 block 來儲存該文件！ 但同時請注意，由于 inode 僅有 12 個直接指向，因此還要多一個 block 來作為區(qū)塊號碼的記錄喔！

目錄樹讀取

好了，經(jīng)過上面的說明你也應(yīng)該要很清楚的知道 inode 本身并不記錄文件名，文件名的記錄是在目錄的 block 當中。 因此?我們才會提到『新增/刪除/更名文件名與目錄的 w 權(quán)限有關(guān)』的特色！那么因為文件名是記錄在目錄的 block 當中， 因此當我們要讀取某個文件時，就務(wù)必會經(jīng)過目錄的 inode 與 block ，然后才能夠找到那個待讀取文件的 inode 號碼， 最終才會讀到正確的文件的 block 內(nèi)的數(shù)據(jù)。

由于目錄樹是由根目錄開始讀起，因此系統(tǒng)透過掛載的信息可以找到掛載點的 inode 號碼(通常一個 filesystem 的最頂層 inode 號碼會由 2 號開始喔！)，此時就能夠得到根目錄的 inode 內(nèi)容，并依據(jù)該 inode 讀取根目錄的 block 內(nèi)的文件名數(shù)據(jù)，再一層一層的往下讀到正確的檔名。

舉例來說，如果我想要讀取 /etc/passwd 這個文件時，系統(tǒng)是如何讀取的呢？

[root@www ~]# ll -di / /etc /etc/passwd2drwxr-xr-x23root root4096Sep2212:09/1912545drwxr-xr-x105root root12288Oct1404:02/etc1914888-rw-r--r--1root root1945Sep2902:21/etc/passwd

/ 的 inode：在鳥哥的系統(tǒng)上面與 /etc/passwd 有關(guān)的目錄與文件數(shù)據(jù)如上表所示，該文件的讀取流程為(假設(shè)讀取者身份為 vbird 這個一般身份使用者)：

透過掛載點的信息找到 /dev/hdc2 的 inode 號碼為 2 的根目錄 inode，且 inode 規(guī)范的權(quán)限讓我們可以讀取該 block 的內(nèi)容(有 r 與 x) ；

/ 的 block：

經(jīng)過上個步驟取得 block 的號碼，并找到該內(nèi)容有 etc/ 目錄的 inode 號碼 (1912545)；

etc/ 的 inode：

讀取 1912545 號 inode 得知 vbird 具有 r 與 x 的權(quán)限，因此可以讀取 etc/ 的 block 內(nèi)容；

etc/ 的 block：

經(jīng)過上個步驟取得 block 號碼，并找到該內(nèi)容有 passwd 文件的 inode 號碼 (1914888)；

passwd 的 inode：

讀取 1914888 號 inode 得知 vbird 具有 r 的權(quán)限，因此可以讀取 passwd 的 block 內(nèi)容；

passwd 的 block：

最后將該 block 內(nèi)容的數(shù)據(jù)讀出來。

filesystem 大小與磁盤讀取效能

另外，關(guān)于文件系統(tǒng)的使用效率上，當你的一個文件系統(tǒng)規(guī)劃的很大時，例如 100GB 這么大時， 由于硬盤上面的數(shù)據(jù)總是來來去去的，所以，整個文件系統(tǒng)上面的文件通常無法連續(xù)寫在一起(block 號碼不會連續(xù)的意思)， 而是填入式的將數(shù)據(jù)填入沒有被使用的 block 當中。如果文件寫入的 block 真的分的很散， 此時就會有所謂的文件數(shù)據(jù)離散的問題發(fā)生了。

如前所述，雖然我們的 ext2 在 inode 處已經(jīng)將該文件所記錄的 block 號碼都記上了， 所以數(shù)據(jù)可以一次性讀取，但是如果文件真的太過離散，確實還是會發(fā)生讀取效率低落的問題。 因為磁盤讀取頭還是得要在整個文件系統(tǒng)中來來去去的頻繁讀?。?果真如此，那么可以將整個 filesystme 內(nèi)的數(shù)據(jù)全部復(fù)制出來，將該 filesystem 重新格式化， 再將數(shù)據(jù)給他復(fù)制回去即可解決這個問題。

此外，如果 filesystem 真的太大了，那么當一個文件分別記錄在這個文件系統(tǒng)的最前面與最后面的 block 號碼中， 此時會造成硬盤的機械手臂移動幅度過大，也會造成數(shù)據(jù)讀取效能的低落。而且讀取頭在搜尋整個 filesystem 時， 也會花費比較多的時間去搜尋！因此， partition 的規(guī)劃并不是越大越好， 而是真的要針對您的主機用途來進行規(guī)劃才行！^_^

EXT2/EXT3 文件的存取與日志式文件系統(tǒng)的功能

上一小節(jié)談到的僅是讀取而已，那么如果是新建一個文件或目錄時，我們的 Ext2 是如何處理的呢？ 這個時候就得要 block bitmap 及 inode bitmap 的幫忙了！假設(shè)我們想要新增一個文件，此時文件系統(tǒng)的行為是：

先確定用戶對于欲新增文件的目錄是否具有 w 與 x 的權(quán)限，若有的話才能新增；

根據(jù) inode bitmap 找到?jīng)]有使用的 inode 號碼，并將新文件的權(quán)限/屬性寫入；

根據(jù) block bitmap 找到?jīng)]有使用中的 block 號碼，并將實際的數(shù)據(jù)寫入 block 中，且升級 inode 的 block 指向數(shù)據(jù)；

將剛剛寫入的 inode 與 block 數(shù)據(jù)同步升級 inode bitmap 與 block bitmap，并升級 superblock 的內(nèi)容。

一般來說，我們將 inode table 與 data block 稱為數(shù)據(jù)存放區(qū)域，至于其他例如 superblock、 block bitmap 與 inode bitmap 等區(qū)段就被稱為 metadata (中介數(shù)據(jù)) 啰，因為superblock, inode bitmap 及 block bitmap 的數(shù)據(jù)是經(jīng)常變動的，每次新增、移除、編輯時都可能會影響到這三個部分的數(shù)據(jù)，因此才被稱為中介數(shù)據(jù)的啦。

數(shù)據(jù)的不一致 (Inconsistent) 狀態(tài)