一.VFS(虚拟文件系统)和Ext2关系：
VFS是Linux中的一个虚拟文件文件系统，它为应用程序员提供一层抽象，屏蔽底层各种文件系统的差异，如图所示
vfs和Ext2文件系统关系
不同的文件系统，如Ext2/3/4、XFS等，具有不同的结构，假如用户调用open等函数去打开文件，具体的实现会非常不同。为了屏蔽这种差异，Linux引入了VFS的概念。相当于是Linux自建了一个新的贮存在内存中的文件系统。所有其他文件系统都需要先转换成VFS的结构才能为用户所调用。（借老师一句话，VFS就相当于联合国，下面的具体文件系统Ext2等就相当于具体国家，很形象）。
二.文件系统的特性
既然ext2文件系统得需要vfs才能被用户空间使用，那么vfs所拥有的特性ext2也会有
那么文件系统是如何运行的呢？这与操作系统的文件数据有关。较新的操作系统的文件数据除了文件实际内容外， 通常含有非常多的属性，例如Linux 操作系统的文件权限(rwx)与文件属性(拥有者、属组、其他用户等)。 文件系统通常会将这两部份的数据分别存放在不同的区块，权限与属性放置到 inode 中，至于实际数据则放置到 d数据区中。 另外，还有一个超级区块 (superblock) 会记录整个文件系统的整体信息。
（文件系统的三个区域）
每个 inode 与 block 都有编号，至于这三个数据的意义可以简略说明如下：
superblock：记录此 filesystem 的整体信息，包括inode/block的总量、使用量、剩余量， 以及文件系统的格式与相关信息等；
inode：记录文件的属性，一个文件占用一个inode，同时记录此文件的数据所在的 block 号码；
block：实际记录文件的内容，若文件太大时，会占用多个 block 。
由于每个 inode 与 block 都有编号，而每个文件都会占用一个 inode ，inode 内则有文件数据放置的 block 号码。 因此，我们可以知道的是，如果能够找到文件的 inode 的话，那么自然就会知道这个文件所放置数据的 block 号码， 当然也就能够读出该文件的实际数据了。这是个比较有效率的作法，因为如此一来我们的磁盘就能够在短时间内读取出全部的数据。
我们将 inode 与 block 区块用图解来说明一下，如下图所示，文件系统先格式化出 inode 与 block 的区块，假设某一个文件的属性与权限数据是放置到 inode 4 号(下图较小方格内)，而这个 inode 记录了文件数据的实际放置点为 2, 7, 13, 15 这四个 block 号码，此时我们的操作系统就能够据此来排列磁盘的阅读顺序，可以一口气将四个 block 内容读出来！ 那么数据的读取就如同下图中的箭头所指定的模样了。这种数据存取的方法我们称为索引式文件系统，ext2也属于这样的文件系统，而FAT文件系统并没有 inode
Q：FAT文件系统和Ext2文件系统是否都需要磁盘的碎片整理？为什么？
三.Linux中的Ext2文件系统
inode 的内容记录文件的权限与相关属性，至于 block（数据区）则是在记录文件的实际内容。 而且文件系统一开始就将 inode 与 block 规划好了，否则 inode 与 block 固定后就不再变动。但是如果仔细考虑一下，如果我的文件系统很大时， 那么将所有的 inode 与 block 通通放置在一起将是很不智的决定，因为 inode 与 block 的数量太庞大，不容易管理。
因此 Ext2 文件系统在格式化的时候基本上是区分为多个区块群组 (block group) 的，每个区块群组都有独立的 inode/block/superblock 系统。就好像我们在当兵时，一个营里面有分成数个连，每个连有自己的联络系统， 但最终都向营部回报连上最正确的信息一样！这样分成一群群的比较好管理啦！整个来说，Ext2 格式化后有点像底下这样：
在Ext2.h中对上面的超级块，组描述符、数据块都有定义。文件系统中存储的最小单位是块（Block），一个块究竟多大是在格式化时确定的，格式化时设定块大小为1k、2k或4k字节，这些 blocks 被聚在一起分成几个大的 block group。每个 block group 中有多少个 block 是固定的。而上图中启动块（Boot Block）的大小是确定的，就是1KB，启动块是由PC标准规定的，用来存储磁盘分区信息和启动信息，任何文件系统都不能使用启动块。启动块之后才是ext2文件系统的开始，ext2文件系统将整个分区划成若干个同样大小的块组（Block Group），每个块组都由以下部分组成
1).超级块（Super Block）
描述整个分区的文件系统信息，例如块大小、文件系统版本号、上次mount的时间等等。超级块在每个块组的开头都有一份拷贝。
2).块组描述符表（GDT，Group Descriptor Table)
由很多块组描述符组成，整个分区分成多少个块组就对应有多少个块组描述符。每个块组描述符（Group Descriptor）存储一个块组的描述信息，例如在这个块组中从哪里开始是inode表，从哪里开始是数据块，空闲的inode和数据块还有多少个等等。和超级块类似，块组描述符表在每个块组的开头也都有一份拷贝，这些信息是非常重要的，一旦超级块意外损坏就会丢失整个分区的数据，一旦块组描述符意外损坏就会丢失整个块组的数据，因此它们都有多份拷贝。通常内核只用到第0个块组中的拷贝。
3).块位图（Block Bitmap）
一个块组中的块是这样利用的：数据块存储所有文件的数据，比如某个分区的块大小是1024字节，某个文件是2049字节，那么就需要三个数据块来 存，即使第三个块只存了一个字节也需要占用一个整块；超级块、块组描述符表、块位图、inode位图、inode表这几部分存储该块组的描述信息。那么如 何知道哪些块已经用来存储文件数据或其它描述信息，哪些块仍然空闲可用呢？块位图就是用来描述整个块组中哪些块已用哪些块空闲的，它本身占一个块，其中的每个bit代表本块组中的一个块，这个bit为1表示该块已用，这个bit为0表示该块空闲可用。
为什么用df命令统计整个磁盘的已用空间非常快呢？因为只需要查看每个块组的块位图即可，而不需要搜遍整个分区。相反，用du命令查看一个较大目录的已用空间就非常慢，因为不可避免地要搜遍整个目录的所有文件。
与此相联系的另一个问题是：在格式化一个分区时究竟会划出多少个块组呢？主要的限制在于块位图本身必须只占一个块。格式化时默认块大小是1024字节，可以设定参数指定块大小，现在设块大小指定为b字节，那么一个块可以有8b个bit，这样大小的一个块位图就可以表示8b个块的占用情况，因此一个块组最多可以有8b个块，如果整个分区有s个块，那么就可以有s/(8b)个块组。
4).inode位图（inode Bitmap）
和块位图类似，本身占一个块，其中每个bit表示一个inode是否空闲可用
5).inode表（inode Table）
我们知道，一个文件除了数据需要存储之外，一些描述信息也需要存储，例如文件类型（常规、目录、符号链接等），权限，文件大小，创建/修改/访问时间等，也就是ls -l命令看到的那些信息，这些信息存在inode中而不是数据块中。每个文件都有一个inode，一个块组中的所有inode组成了inode表。
inode表占多少个块在格式化时就要决定并写入块组描述符中，mke2fs格式化工具的默认策略是一个块组有多少个8KB就分配多少个inode。由于数据块占了整个块组的绝大部分，也可以近似认为数据块有多少个8KB就分配多少个inode，换句话说，如果平均每个文件的大小是8KB，当分区存满的时候inode表会得到比较充分的利用，数据块也不浪费。
6).数据块（Data Block）
根据不同的文件类型有以下几种情况
对于常规文件，文件的数据存储在数据块中。
对于目录，该目录下的所有文件名和目录名存储在数据块中，注意文件名保存在它所在目录的数据块中，除文件名之外，ls -l命令看到的其它信息都保存在该文件的inode中。注意这个概念：目录也是一种文件，是一种特殊类型的文件。
对于符号链接，如果目标路径名较短则直接保存在inode中以便更快地查找，如果目标路径名较长则分配一个数据块来保存。
设备文件、FIFO和socket等特殊文件没有数据块，设备文件的主设备号和次设备号保存在inode中。
四.寻址
们约略来分析一下 inode ，block 与文件大小的关系。inode 要记录文件的属性的数据非常多，但是inode只有固定的128字节而已， 而 inode 记录一个 block 号码要花掉 4个字节 ，假设我一个文件有 400MB 且每个 block 为 4K 时， 那么至少也要十万笔 block 号码的记录呢！inode 哪有这么多可记录的信息？为此我们的系统很聪明的将 inode 记录 block 号码的区域定义为12个直接，一个间接, 一个双间接与一个三间接记录区，如下图
（b是上面的我们自己设定的每个块的大小，4代表每记录一个block都要消耗4个字节）上图最左边为 inode 本身 (128 bytes)，里面有 12 个直接指向 block 号码的对照，这 12 笔记录就能够直接取得 block 号码啦！ 至于所谓的间接就是再拿一个 block 来当作记录 block 号码的记录区，如果文件太大时， 就会使用间接的 block 来记录编号。如上图当中间接只是拿一个 block 来记录额外的号码而已。 同理，如果文件持续长大，那么就会利用所谓的双间接，第一个 block 仅再指出下一个记录编号的 block 在哪里， 实际记录的在第二个 block 当中。依此类推，三间接就是利用第三层 block 来记录编号啦！
这样子 inode 能够指定多少个 block 呢？我们以较小的 1K block 来说明，可以指定的情况如下：
12 个直接指向： 12*1K=12K
由于是直接指向，所以总共可记录 12 笔记录，因此总额大小为如上所示；
间接： 256*1K=256K
每笔 block 号码的记录会花去 4bytes，因此 1K 的大小能够记录 256 笔记录，因此一个间接可以记录的文件大小如上；
双间接： 256*256*1K=2562K
第一层 block 会指定 256 个第二层，每个第二层可以指定 256 个号码，因此总额大小如上；
三间接： 256*256*256*1K=2563K
第一层 block 会指定 256 个第二层，每个第二层可以指定 256 个第三层，每个第三层可以指定 256 个号码，因此总额大小如上；
总额：将直接、间接、双间接、三间接加总，得到 12 256 256*256 256*256*256 (K) = 16GB
此时我们知道当文件系统将 block 格式化为 1K 大小时，能够容纳的最大文件为 16GB。
