Linux 文件系统的 Superblock, Inode, Dentry 和 File

参考文档：http://www.elmerzhang.com/2012/12/suerblock-inode-dentry-file-of-filesystem/
http://www.360doc.com/content/12/0322/14/6702151_196616602.shtml
http://homepage.smc.edu/morgan_david/cs40/analyze-ext2.htm

http://blog.csdn.net/poechant/article/details/7214926

首先，Superblock, Inode, Dentry 和 File 都属于元数据(Metadata)，根据维基百科中的解释，所谓元数据，就是描述数据的数据（data about data），主要是描述数据属性（property）的信息，用来支持如指示存储位置、历史数据、资源查找、文件纪录等功能。Linux/Unix 文件系统的元数据以多级结构保存。

1、Inode 和 Block

（1）背景

   由于Linux系统是多用户多的，所以文件系统类型多样化是在所难免的。从ext2开始，是将文件属性和文件内容分开存储的，分别由inode和block来负责。

（2）inode

   用于存储文件的各属性，包括：

    - 所有者信息：文件的owner，group；

    - 权限信息：read、write和excite；

    -时间信息：建立或改变时间（ctime）、最后读取时间（atime）、最后修改时间（mtime）；

    - 标志信息：一些flags；

    - 内容信息：type，size，以及相应的block的位置信息。

   注意：不记录文件名或目录名，文件名或目录名记录在文件所在目录对应的block里。

（3）block

   用来存储文件的内容。

（4）创建目录或文件

   当创建一个目录时，文件系统会为该目录分配一个inode和至少一个block。该inode记录该目录的属性，并指向那块block。该block记录该目录下相关联的文件或目录的关联性和名字。

   当创建一个文件时，文件系统会为该文件分配至少一个inode和与该文件大小相对应的数量的block。该inode记录该文件的属性，并指向block。

   如果一个目录中的文件数太多，以至于1个block容纳不下这么多文件时，Linux的文件系统会为该目录分配更多的block。

   （各block之间形成链表？）

（5）读取目录或文件

   当我们告知操作系统一个文件的路径后，操作系统是如何找到这个文件的呢？首先操作系统会调用文件系统的相应接口，接下来：

   递归说法：当读取一个文件或目录X时，提供给文件系统的是一个路径P。文件系统会先读取X所在的目录D的inode_d（注意这里，其实是这一操作的递归过程），通过inode_d获得其对应的block_d，在block_d中通过已知的X的名称，查询到X的inode_x。

    迭代说法；如果读取的是/x1/x2/x3/x4/x5这个文件，则先读取根目录的inode_root，然后找到inode_root对应的block_root，在block_root中根据x1这个名字找到x1对应的inode_x1，然后找到inode_x1对应的block_x1，在block_x1中根据x2这个名字找到inode_x2，再找到block_x2，然后根据x3找到inode_x3，再block_x3，根据x4找到inode_x4，再block_x4，再根据x5找到inode_x5，再block_x5，就读取到我们要的x5的内容了。

2、分区

（1）分区结构

    分区（partition）在被Linux的文件系统（比如ext2）格式化的时候，会分成inode table和block table两部分，且大小都是固定的。该分区的所有inode都在inode table里，所有block都在block table里。

（2）块大小

    ext2允许的block size为1024bytes、2048bytes和4096bytes。

（3）inode大小

    ext2一般默认给inode预设的大小为128bytes。

（4）预设分区

    一个T bytes的分区，设定每个block为B bytes，每个inode为I bytes。如果假设平均每个文件占用两个block的话，那么inode的数量就应该设定为T/(2B+I)个，即inode table为T*I/(2B+I) bytes，block table为T*B/(2B+I) bytes。所以一个分区的文件系统所能容纳的文件数量，被限制于该分区的文件系统的inode area中的inode数。

    如果一个分区大小为1GB，每个block为4KB，一个inode为128B，并假设平均每个文件占用2个block。那么inode的数量为1GB/(8KB+128B)=129055.5，即129055。那么inode table的大小为129055*128B=15.75MB。所以按照这样的规划，如果一个1GB的磁盘，那么格式化后，就已经有15.75MB被使用了。

   大文件应用场景：block设置的小一些，inode设置的多一些。比如新闻组、BBS等。

   小文件应用场景：block设置的大一些，inode设置的少一些。比如图片分享网站。

3、查看本机的文件系统信息

   使用dumpe2fs命令可以查看分区的文件系统的相关信息。比如我在我的一台测试机上查看sda1，可以输入：

dumpe2fs /dev/sda1

   会得到如下内容，一些信息已经标注在注释里了。

（1）文件系统基本信息

#该分区的文件系统的名称

Filesystem volumn name: MAIN

#上次的挂载点

Last mounted on: 

#文件系统的通用唯一标识符

Filesystem UUID: 

#文件系统的

Filesystem magic number: 0xEF53

#修订版本号

Filesystem revision #: 1 (dynamic)

Filesystem features: has_journal needs_recovery

Filesystem flags: signed_directory_hash

Default mount options: (none)

#文件系统状态

Filesystem state: clean

#发生错误后的行为

Errors behavior: Continue

#操作系统

Filesystem OS type: Linux

（2）结构信息

#Inode总数

Inode count: 1313312

#Block总数

Block count: 1313305

#保留block数

Reserved block count: 65665

#空闲block数

Free blocks: 979164

#空闲inode数

Free inodes: 1298415  

#第一个block的编号

First block: 0

#block的大小

Block size: 4096

#fragment的大小

Fragment size: 4096

#每个group的block数是32K个

Blocks per group: 32768

#每个group的fragment数是32K个

Fragments per group: 32768

#每个group的inode数

Inodes per group: 32032

#每个group的inode blocks

Inode blocks per group: 1001

（3）访问信息

#上次挂载时间

Last mount time: Wed Jan 25 00:32:14 2012

#上次写时间

Last write time: Wed Jan 24 00:32:14 2012

#挂载数

Mount count: 11

#最大挂在数

Maximum mount count: 20

#上次检查文件系统时间

Last checked: Sat Oct 31 22:52:33 2009

#检查文件系统时间间隔

Check intervalle: 15552000 (6 months)

#下一次检查文件系统的时间

Next check after: Thu Apr 29 22:52:33 2010

#对保留块有权限的用户ID

Reserved blocks uid: 0 (user root)

#对保留快有权限的组ID

Reserved blocks gid: 0 (group root)

#第一个inode

First inode: 11

#每个inode大小

Inode size:128

#日志inode

Journal inode: 8

#日志大小为32M

Journal size: 32M

（4）group信息 

Group 0: (Blocks 0-32767)

  Primary superblock at 0,Group descriptors at 1-1

  Block bitmap at 2 (+2), Inode bitmap at 3 (+3)

  Inode table at 4-1004 (+4)

  0 free blocks, 32019 free inodes, 2 directories

  Free blocks:

  Free inodes: 14-32032

Group 1: (Blocks 32768-65535)

  Backup superblock at 32768, Group descriptors at 32769-32769

  Block bitmap at 32770 (+2), Inode bitmap at 32771 (+3)

  Inode table at 32772-33772 (+4)

  3 free blocks, 32032 free inodes, 0 directories

  Free blocks: 33773-33775

  Free inodes: 32033-64064

Group 2: (Blocks 65536-98303)

  Backup superblock at 65536, Group descriptors at 65537-65537

  Block bitmap at 65538 (+2), Inode bitmap at 65539 (+3)

  Inode table at 65540-66540 (+4)

  3 free blocks, 32032 free inodes, 0 directories

  Free blocks: 66541-66543

  Free inodes: 64065-96096

Group 3: (Blocks 98304-131071)

  Backup superblock at 98304, Group descriptors at 98305-98305

  Block bitmap at 98306 (+2), Inode bitmap at 98307 (+3)

  Inode table at 98308-99308 (+4)

  3 free blocks, 32031 free inodes, 0 directories

  Free blocks: 99309-99311

  Free inodes: 96098-128128

Group 4: (Blocks 131072-163839)

  Backup superblock at 131072, Group descriptors at 131073-131073

  Block bitmap at 131074 (+2), Inode bitmap at 131075 (+3)

  Inode table at 131076-132076 (+4)

  0 free blocks, 32032 free inodes, 0 directories

  Free blocks:

  Free inodes: 128129-160160

...

Group 40: (Blocks 1310720-1313304)

  Backup superblock at 1310720, Group descriptors at 1310721-1310721

  Block bitmap at 1310722 (+2), Inode bitmap at 1310723 (+3)

  Inode table at 1310724-1311724 (+4)

  1580 free blocks, 32032 free inodes, 0 directories

  Free blocks: 1311725-1313304

  Free inodes: 1281281-1313312

    可见，各Group对应的blocks（注意每个block的大小是4096bytes）

    - Group 00:       0(0x000000) -   32767(0x007FFF):    0K =  0 * 32K

    - Group 01:   32768(0x008000) -   65535(0x00FFFF):   32K =  1 * 32K

    - Group 02:   65536(0x010000) -   98303(0x017FFF):   64K =  2 * 32K

    - Group 03:   98304(0x018000) -  131071(0x01FFFF):   96K =  3 * 32K

    - Group 04:  131072(0x020000) -  163839(0x027FFF):  128K =  4 * 32K

    …

    - Group 40: 1310720(0x140000) - 1313304(0x147FFF): 1280K = 40 * 32K

    这40个group一共的大小，是40*32K*4KB = 5GB

4、文件系统结构

    结合上面命令的输出结果，一个分区一般含有多个block group，比如上面看到的40个。而每个block group都有superblock、group description、block bitmap、inode bitmap、inode table、data blocks，比如上面的Backup Superblock占用1个block（4KB）、Group descriptors占用1个block（4KB）、Block bitmap占用1个block（1KB）、Inode bitmap占用1个block（1KB）、Inode table占用1001个block（512.5KB）。

    Superblock记录整个partition的block和inode的总量，已使用和未使用的inode和block的数量，1个block和1个inode的大小，filesystem的挂载时间/最后写入时间/最后检查时间、标示该文件系统是否被挂载的valid bit（0标示未挂载，1标示已挂载）。是MBR中的Superblock的backup。

    Group descriptors描述由何处开始记录数据，是MBR中的Group descriptors的backup。

    Block bitmap记录哪个block是空闲的。

    Inode bitmap记录哪个inode是空闲的。

    Inode table存放inode数据。

    Data blocks存放block数据。

2、Superblock

1、首先了解下block，对于ext2(ext3)文件系统而言，硬盘分区首先被划分为一个个的block，同一个ext2文件系统上的每个block大小都是一样的。但是对于不同的ext2文件系统，block的大小可以有区别。典型的block大小是1024 bytes或者4096 bytes。这个大小在创建ext2、ext3文件系统的时候被决定，mkfs –t ext2/3 –b xx就可以设定块大小了！一个硬盘分区上的block计数是从0开始的，总的来说，block这个概念好理解。

2、理解了block的概念后，接着就是对block group的理解，硬盘分区上所有的block被聚在一起分成几个大的block group。其中每个block group中有多少个block是固定的。从上面的图可以看出来！每个block group都相对应一个group descriptor，每个group descriptor当中有几个重要的block指针，指向block group中的inode table、block bitmap和inode bitmap。以上三个结构记载了其所属block group的许多信息。

3、下面就是对super block的理解了
Super block即为超级块，它是硬盘分区开头——开头的第一个byte是byte 0，从 byte 1024开始往后的一部分数据。由于 block size最小是 1024 bytes，所以super block可能是在block 1中（此时block 的大小正好是 1024 bytes）
超级块中的数据其实就是文件卷的控制信息部分，也可以说它是卷资源表，有关文件卷的大部分信息都保存在这里。例如：硬盘分区中每个block的大小、硬盘分区上一共有多少个block group、以及每个block group中有多少个inode。
对于super block的结构和涵义可以通过查看/usr/include/linux/ext3_fs.h文件：

Superblock 是文件系统最基本的元数据，它定义了文件系统的类似、大小、状态，和其他元数据结构的信息（元数据的元数据）。Superblock 对于文件系统来说是非常关键的，因此对于每个文件系统它都冗余存储了多份。Superblock对于文件系统来说是一个非常“高等级”的元数据结构。例如，如果 /var 分区的 Superblock 损坏了，那么 /var 分区将无法挂载。在这时候，一般会执行 fsck 来自动选择一份 Superblock 备份来替换损坏的 Superblock，并尝试修复文件系统。

主 Superblock 存储在分区的 block 0 或者 block 1 中，而 Superblock 的备份则分散存储在文件系统的多组 block 中。当需要手工恢复时，我们可以使用 

dumpe2fs /dev/sda1 | grep -i superblock 来查看 sda1 分区的 superblock 备份有哪一份是可用的。我们假设 dumpe2fs 输出了这样一行：

Backup superblock at 163840, Group descriptors at 163841-163841 ，

通过这条信息，我们就可以尝试使用这个 superblock 备份：

/sbin/fsck.ext3 -b 163840 -B 1024/dev/sda1。请注意，这里我们假设 block 的大小为 1024 字节。

通过set number:386 struct ext3_super_block {386 struct ext3_super_block {387 /*00*/  __le32  s_inodes_count;         /* Inodes count */388         __le32  s_blocks_count;         /* Blocks count */389         __le32  s_r_blocks_count;       /* Reserved blocks count */390         __le32  s_free_blocks_count;    /* Free blocks count */391 /*10*/  __le32  s_free_inodes_count;    /* Free inodes count */392         __le32  s_first_data_block;     /* First Data Block */393         __le32  s_log_block_size;       /* Block size */394         __le32  s_log_frag_size;        /* Fragment size */395 /*20*/  __le32  s_blocks_per_group;     /* # Blocks per group */396         __le32  s_frags_per_group;      /* # Fragments per group */397         __le32  s_inodes_per_group;     /* # Inodes per group */398         __le32  s_mtime;                /* Mount time */399 /*30*/  __le32  s_wtime;                /* Write time */400         __le16  s_mnt_count;            /* Mount count */401         __le16  s_max_mnt_count;        /* Maximal mount count */402         __le16  s_magic;                /* Magic signature */403         __le16  s_state;                /* File system state */404         __le16  s_errors;               /* Behaviour when detecting errors */405         __le16  s_minor_rev_level;      /* minor revision level */406 /*40*/  __le32  s_lastcheck;            /* time of last check */407         __le32  s_checkinterval;        /* max. time between checks */408         __le32  s_creator_os;           /* OS */409         __le32  s_rev_level;            /* Revision level */410 /*50*/  __le16  s_def_resuid;           /* Default uid for reserved blocks */411         __le16  s_def_resgid;           /* Default gid for reserved blocks */

super block的几个重要成员

1、Magic 签名

　　对于ext2和ext3文件系统来说，这个字段的值应该正好等于0xEF53。如果不等的话，那么这个硬盘分区上肯定不是一个正常的ext2或ext3文件系统。

2、s_log_block_size

　 　从这个字段，我们可以得出真正的block的大小。我们把真正block的大小记作B，B=1 << s_log_block_size + 10)，单位是bytes。举例来说，如果这个字段是0，那么block的大小就是 1024bytes，这正好就是最小的block大小；如果这个字段是2，那么block大小就是4096 bytes。从这里我们就得到了block的大小这一非常重要的数据。

3、s_blocks_count和s_blocks_per_group

　　通过这两个成员，我们可以得到硬盘分区上一共有多少个block group，或者说一共有多少个group descriptors

　　s_blocks_count记录了硬盘分区上的block的总数，而 s_blocks_per_group记录了每个group中有多少个block。显然，文件系统上的block groups数量，我们把它记作G，G=(s_blocks_count-s_first_data_block- 1)/s_blocks_per_group+1。为什么要减去s_first_data_block，因为s_blocks_count是硬盘分区上全 部的block的数量，而在s_first_data_block之前的block是不归block group管的，所以当然要减去。最后为什么又要加一，这是因为尾巴上可能多出来一些block，这些block我们要把它划在一个相对较小的group 里面。

4、s_inodes_per_group

　　s_inodes_per_group记载了每个block group中有多少个inode。在从已知的inode号，读取这个inode数据的过程中，s_inodes_per_group起到了至关重要的作用。

　　用我们得到的inode号数除以s_inodes_per_group，我们就知道了我们要的 这个inode是在哪一个block group里面，这个除法的余数也告诉我们，我们要的这个inode是这个block group里面的第几个inode；然后，我们可以先找到这个block group的group descriptor，从这个descriptor，我们找到这个group的inode table，再从inode table找到我们要的第几个 inode，再以后，我们就可以开始读取inode中的用户数据了。这个公式是这样的：

　　block_group = (ino - 1) / s_inodes_per_group。这里ino就是我们的inode号数

　　offset = (ino - 1) % s_inodes_per_group，这个offset就指出了我们要的inode是这个block group里面的第几个inode。