如何在ext2文件系统中找到一个文件

Linux最传统的磁盘文件系统(filesystem)使用的是EXT2这个啦！所以要了解文件系统就得要由认识EXT2开始！ 而文件系统是创建在硬盘上面的，因此我们得了解硬盘的物理组成才行，所以底下只会很快的复习这两部份， 重点在于inode, block还有superblock等文件系统的基本部分喔！
硬盘组成与分割
首先说明一下磁盘的物理组成，整颗磁盘的组成主要有：
圆形的磁盘盘(主要记录数据的部分)；
机械手臂，与在机械手臂上的磁盘读取头(可擦写磁盘盘上的数据)；
主轴马达，可以转动磁盘盘，让机械手臂的读取头在磁盘盘上读写数据。
从上面我们知道数据储存与读取的重点在于磁盘盘，而磁盘盘上的物理组成则为(假设此磁盘为单盘片， 磁盘盘图标请参考下图：

扇区(Sector)为最小的物理储存单位，每个扇区为 512 bytes；
将扇区组成一个圆，那就是磁柱(Cylinder)，磁柱是分割槽(partition)的最小单位；
第一个扇区最重要，里面有：(1)主要启动区(Master boot record, MBR)及分割表(partition table)， 其中 MBR 占有 446 bytes，而 partition table 则占有 64 bytes。

各种接口的磁盘在Linux中的文件名分别为：
/dev/sd[a-p][1-15]：为SCSI, SATA, U盘, Flash闪盘等接口的磁盘文件名；
/dev/hd[a-d][1-63]：为 IDE 接口的磁盘文件名；

复习完物理组成后，来复习一下磁盘分区吧！所谓的磁盘分区指的是告诉操作系统『我这颗磁盘在此分割槽可以存取的区域是由 A 磁柱到 B 磁柱之间的区块』， 如此一来操作系统就能够知道他可以在所指定的区块内进行文件数据的读/写/搜寻等动作了。 也就是说，磁盘分区意即指定分割槽的启始与结束磁柱就是了。
那么指定分割槽的磁柱范围是记录在哪里？就是第一个扇区的分割表中啦！但是因为分割表仅有64bytes而已， 因此最多只能记录四笔分割槽的记录，这四笔记录我们称为主要 (primary) 或延伸 (extended) 分割槽，其中扩展分配槽还可以再分割出逻辑分割槽 (logical) ， 而能被格式化的则仅有主要分割与逻辑分割而已。

最后，我们再将第三章关于分割的定义拿出来说明一下啰：
主要分割与扩展分隔最多可以有四笔(硬盘的限制)
扩展分配最多只能有一个(操作系统的限制)
逻辑分割是由扩展分配持续切割出来的分割槽；
能够被格式化后，作为数据存取的分割槽为主要分割与逻辑分割。扩展分配无法格式化；
逻辑分割的数量依操作系统而不同，在Linux系统中，IDE硬盘最多有59个逻辑分割(5号到63号)， SATA硬盘则有11个逻辑分割(5号到15号)。

文件系统特性
我们都知道磁盘分区完毕后还需要进行格式化(format)，之后操作系统才能够使用这个分割槽。 为什么需要进行『格式化』呢？这是因为每种操作系统所配置的文件属性/权限并不相同， 为了存放这些文件所需的数据，因此就需要将分割槽进行格式化，以成为操作系统能够利用的『文件系统格式(filesystem)』。
由此我们也能够知道，每种操作系统能够使用的文件系统并不相同。 举例来说，windows 98 以前的微软操作系统主要利用的文件系统是 FAT (或 FAT16)，windows 2000 以后的版本有所谓的 NTFS 文件系统，至于 Linux 的正统文件系统则为 Ext2 (Linux second extended file system, ext2fs)这一个。此外，在默认的情况下，windows 操作系统是不会认识 Linux 的 Ext2 的。
传统的磁盘与文件系统之应用中，一个分割槽就是只能够被格式化成为一个文件系统，所以我们可以说一个 filesystem 就是一个 partition。但是由于新技术的利用，例如我们常听到的LVM与软件磁盘阵列(software raid)， 这些技术可以将一个分割槽格式化为多个文件系统(例如LVM)，也能够将多个分割槽合成一个文件系统(LVM, RAID)！ 所以说，目前我们在格式化时已经不再说成针对 partition 来格式化了， 通常我们可以称呼一个可被挂载的数据为一个文件系统而不是一个分割槽喔！
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、群组、时间参数等)。 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 data block 区块中。 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，包括 inode 与 block 的总量、使用量、剩余量等。
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， 读写的效能比较好啰。

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。

图1.2.1、inode/block 数据存取示意图
这种数据存取的方法我们称为索引式文件系统(indexed allocation)。那有没有其他的惯用文件系统可以比较一下啊？ 有的，那就是我们惯用的闪盘(闪存)，闪盘使用的文件系统一般为 FAT 格式。FAT 这种格式的文件系统并没有 inode 存在，所以 FAT 没有办法将这个文件的所有 block 在一开始就读取出来。每个 block 号码都记录在前一个 block 当中， 他的读取方式有点像底下这样：

图1.2.2、FAT文件系统数据存取示意图
上图中我们假设文件的数据依序写入1->7->4->15号这四个 block 号码中， 但这个文件系统没有办法一口气就知道四个 block 的号码，他得要一个一个的将 block 读出后，才会知道下一个 block 在何处。 如果同一个文件数据写入的 block 分散的太过厉害时，则我们的磁盘读取头将无法在磁盘转一圈就读到所有的数据， 因此磁盘就会多转好几圈才能完整的读取到这个文件的内容！

常常会听到所谓的『碎片整理』吧？ 需要碎片整理的原因就是文件写入的 block 太过于离散了，此时文件读取的效能将会变的很差所致。 这个时候可以透过碎片整理将同一个文件所属的 blocks 汇整在一起，这样数据的读取会比较容易啊！ 想当然尔，FAT 的文件系统需要经常的碎片整理一下，那么 Ext2 是否需要磁盘重整呢？
由于 Ext2 是索引式文件系统，基本上不太需要常常进行碎片整理的。但是如果文件系统使用太久， 常常删除/编辑/新增文件时，那么还是可能会造成文件数据太过于离散的问题，此时或许会需要进行重整一下的。 不过，老实说，鸟哥倒是没有在 Linux 操作系统上面进行过 Ext2/Ext3 文件系统的碎片整理说！似乎不太需要啦！^_^