ext3文件系统基础知识点有哪些，相信很多没有经验的人对此束手无策，为此本文总结了问题出现的原因和解决方法，通过这篇文章希望你能解决这个问题。

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文件系统的构成
引导块：存储引导代码
超级块：单块大小/总块数；每组块数；i节点数/每组i节点数；卷名；最后写入时间/挂载时间/挂载路径；空闲i节点/块信息(分配新i节点/块时使用)
组描述符表：每个32字节，描述每组块位图/i节点位图/i节点表起始块号，块组中空闲块数和目录数；文件系统中所有块被等分为若干块组，最后一个可能略小；
块位图：占有1个数据块
I节点位图：占用1个数据块，通常用不完
I节点表：存放inode，ext3下每个128字节，包含12个直接块指针/1个1级间接快指针/1个2级间接块指针/1个3级块指针
数据区：存放文件数据
对于具备稀疏超级块特性的文件系统，只在组号为3/5/7的幂的块组备份超级块和块组描述符，否则每个块组都有备份；

目录
目录也是文件的一种，除了inode，每个目录至少占有1个数据块，以目录项的形式存储其下的文件列表；
存储内容包括：文件名的ASCII码/名字长度/本目录项长度/i节点号/文件类型
目录项长度=max((8字节固定+文件名), 4*n)，对于文件file.txt，其长度为16；
硬连接：本质上为指向同一inode的不同目录项而已

--假定每个块组的inode数量为2008
创建文件
在/dir1下建立file.txt文件，大致步骤：
1 读取超级块(固定位置)，获取文件系统基本信息(块大小/每组inode数量)；读取组描述符表(固定位置)，获知各个块组布局情况；
2 读取根目录，从其目录项中找到dir1以及其inode
   —其inode为2号(固定，位于0号块组)，而inode表开始于5号块，读取5号块访问第2个inode，其块指针显示根目录的目录块号为256；
   --读取256号块，遍历其目录项，直至找到dir1的目录项，显示其inode号为4724；更新根目录最后访问时间；
3 创建file.txt的目录项
   --对dir1的inode号整除运算int(4724/2008)确定其位于2号块组，其余数708为该inode表项号，依据2号组描述符表项获知其i节点表起始于16387块，
   --读取该块， 获取其708号表项，显示 dir1目录块号为17216
   --读取17216块查找空闲空间，新建文件file.txt名字长度7字符，需要16字节空间
   --创建好目录项，更新该目录的最后修改时间和最后改变时间，并其改变情况记录入日志
4 创建inode
   --优先在父目录同一块组创建，即2号组
   --读取2号块组位于16386块的i节点位图，获知尚未分配的i节点号4850，将其对应bit置1，并将超级块/组描述符表中空闲inode数减1
   --将该inode地址添加到上一步创建的目录项中
   --初始化4850号inode
5 分配数据块
   File.txt需要6个数据块，查看2号块组的块位图，在本块组中找出6个空闲块并将相应bit置1，将这些块分配到4850号inode的直接块指针中
   更新超级块/组描述符中的空闲块数，更新inode的最后修改时间和改变时间
6  写数据 
   将file.txt内容写入新分配的块中

删除文件
1 读取超级块 & 组描述符表
2 获取dir1的inode
   --根目录inode号为2(位于0号块组)，i节点表起始于第5块(组描述符表)，从第5号块读取i节点表并访问第2个表项
   --从inode的直接块指针获知根目录的目录块为256号块
   --读取256号块，遍历目录项直至找到dir1记录，其i节点号为4724
   --更新根目录最后访问时间
3 获取file.txt的inode，回收目录项
   --dir1的i节点号为4724，取整运算int(4724/2008)=2，位于2号块组，而2号组的i节点描述符起始于16387号块(组描述符表)
   --取余运算(4724%2008)=708，则从16387块开始读取第708项inode，inode显示dir1目录块号为17216
   --读取17216号块遍历目录项，直至找到file.txt匹配项，获取其i节点号为4850
   --取消该目录项，其前一项的长度值直接指向其下一项开始处
4 回收file.txt的数据块，
  --从2号组的i节点表获取4850号i节点项，将链接数减1，若链接数为0则回收该inode(相应bit置0)
  --对应的6个块的块位图bit置0
注：具体请参考马林编著的《数据重现》

常见问题：
1 为何df显示磁盘满但du却显示有空闲空间？
删除文件时有进程正在打开，所以实际占有空间并未释放；
删除或truncate一个inode时，先将该inode添加到orphan inode单向链表头，super block结构有相应字段s_last_orphan指向此链表；
如果执行期间系统崩溃，则下次加载该文件系统时会检查该链表并继续删除或truncate操作；

以下是ext4删除inode的正常过程
-->do_unlinkat
 -->vfs_unlink
  -->ext4_unlink
   -->ext4_delete_entry从该文件所在目录中删除该文件
   -->ext4_orphan_add
 -->iput
  -->iput_final
   -->generic_drop_inode
    -->generic_delete_inode(inode);
     -->ext4_delete_inode
      -->ext4_truncate清除磁盘上的索引信息
      -->ext4_orphan_del
      -->ext4_free_inode从内存中和磁盘上分别删除该inode
http://blogimg.chinaunix.net/blog/upfile2/101008204403.pdf
ext3采用间接块映射，当文件较大时则映射表开销会很高，删除文件时会将inode中的块指针清空；
Ext4引入extent，减少了元数据块的数量，unlink/truncate的开销会下降不少，每个extent结构体12字节，每个inode最多可存放4个；
大部分文件只需一些extent来描述logical-to-physical块映射，然而对于稀疏或碎片化十分严重的文件,extent map效率则没那么高；
对此需借助于ext4改进的块分配器，尽量将小文件紧邻存放同时为大文件分配连续区域；
http://ols.fedoraproject.org/OLS/Reprints-2008/kumar-reprint.pdf

2 如何分配数据块/inode/目录项
分配块
优先在其inode所属块组分配，
分配inode
文件：优先在其父目录所在组创建；目录：优先在空余空间较多的组创建
分配目录项
从前向后遍历该目录的目录项，对每个目录项，依据文件名长度计算其改目录项所需长度，并将其同实际长度值比较，如果不一致则说明要么为最后一项，要么跨越了若干被删除的目录项，则尝试在此处分配新目录项；如当前块没有足够空间，则挂起文件名并分配新块，linux不允许目录项跨越块；

 

看完上述内容，你们掌握ext3文件系统基础知识点有哪些的方法了吗？如果还想学到更多技能或想了解更多相关内容，欢迎关注创新互联行业资讯频道，感谢各位的阅读！

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