Sistema de fitxers (I)

Unitat 3 · Administració i Manteniment de Sistemes i Aplicacions (AMSA)

Jordi Mateo Fornés

Introducció

Necessitat d’un Sistema de Fitxers (I)

La implementació d’un Sistema de Fitxers (FS) és essencial per a l’organització, emmagatzematge i recuperació eficient de la informació en qualsevol sistema operatiu modern.

Observació

En els sistemes operatius moderns (UNIX-like), el seu rol s’estén molt més enllà de la gestió de dades persistents al disc, abracant una filosofia fonamental.

Everything is a File

Necessitat d’un Sistema de Fitxers (II)

Tipus de Recurs	Exemple de Path	Sistema de Fitxers
Procés/Estat del Kernel	`/proc/PID` (p. ex., `/proc/1234/status`)	`procfs` (Memòria, no disc)
Dispositiu de Blocs	`/dev/sda1`	`devfs` o `udev`
Punts de Configuració	`/etc/hosts`, `/usr/bin/comando`	FS persistent (Ext4, XFS)
Dades d’Usuari	`/home/username/documents`	FS persistent
Xarxa	`/dev/tcp/80` (en certs entorns, e.g., Plan 9)	Ús de Sockets com a File Descriptors

Avantatge

La implementació d’un sistema de fitxers permet unificar l’accés a recursos heterogenis. El kernel pot tractar una E/S a /dev/sda1 (blocs físics) i una E/S a /proc/cpuinfo (informació virtual) utilitzant la mateixa API. API.

Dispositius i Device Files

Un Fitxer de Dispositiu (Device File o Node) és un nom assignat a un dispositiu d’E/S (Entrada/Sortida), ja sigui físic (disc, targeta de so) o lògic (port de xarxa, terminal).

Tipus de Dispositiu	Exemples Comuns	Característica
Blocs (Block Devices)	`/dev/sda` (Disc sencer), `/dev/sdb1` (Partició), `/dev/md0` (RAID)	Transfereixen dades en blocs de mida fixa. Són cachejables i permeten accés aleatori.
Caràcters (Character Devices)	`/dev/ttyX` (Terminals), `/dev/lp0` (Port Paral·lel), `/dev/input/mouse0`	Transfereixen dades seqüencialment caràcter a caràcter. No tenen caching de blocs.

Els drivers és el conjunt de rutines del kernel que defineix com s’ha de dur a terme la comunicació específica amb el Hardware mitjançant interrupcions, accés directe a memòria (DMA) i E/S programada. Sense el driver, el fitxer a /dev seria inútil.

Abstraccions Bàsiques del VFS

Virtual Filesystem Switch (VFS)

Un Sistema de Fitxers (FS) és la capa lògica fonamental que gestiona l’accés i l’organització dels objectes (fitxers i directoris) sobre un dispositiu d’emmagatzematge.

Múltiples FS actius

És habitual que un sistema operatiu gestioni simultàniament diverses instàncies de sistemes de fitxers diferents:

Ext4 per a dades d’usuari (/home)
Btrfs per a backups automàtics
tmpfs per a fitxers temporals (/tmp)
procfs per a informació del kernel (/proc)

Cadascun muntat en un punt d’accés lògic diferent.

Abstraccions Comunes del VFS

Tot i les diferències estructurals a nivell de disc, el VFS (Virtual Filesystem Switch) del kernel utilitza abstraccions uniformes per oferir una interfície consistent als processos.

Abstracció	Ubicació	Funció Tècnica	Persistència
Superbloc	Disc + Memòria	Conté metadata global del FS: tipus, mida, estat, punters clau	Persistent
Inode	Disc + Memòria	Metadata del fitxer: permisos, timestamps, punters a blocs de dades	Persistent
Dentry	Només Memòria	Entrada de Directori: cacheja nom del fitxer ↔︎ inode	Temporal
File Object	Només Memòria	Representa un fitxer obert per un procés (file descriptors)	Temporal

Permet que un programa pugui treballar amb fitxers Ext4, XFS, NTFS o FAT32 sense modificar ni una sola línia de codi.

Jerarquia Lògica de les Abstraccions

Per entendre com el kernel mapeja un nom de fitxer a les dades, visualitzem la interacció entre les estructures in-memory i on-disk.

classDiagram
    direction LR
    
    class Superbloc {
        <<On-Disk i In-Memory>>
        + Tipus FS (Ext4, XFS)
        + Mida del Volum
        + Punter a llistes d'Inodes Lliures
    }

    class Inode {
        <<On-Disk i In-Memory>>
        + Num Inode Únic
        + Pointers a Blocs de Dades
        + Permisos/ACLs
        + UID/GID, Timestamps
    }

    class Dentry {
        <<In-Memory Cache>>
        + Nom del Fitxer/Directori
        + Punter a Inode
        + Punter al Dentry Pare
    }

    class FileObject {
        <<In-Memory>>
        + File Descriptor FD
        + Offset de Lectura/Escriptura Actual
        + Punter a Dentry (Path)
    }

    Superbloc "1" --> "*" Inode : Gestiona
    Dentry "1" --> "1" Inode : Caching · Nom -> Metadata
    FileObject "1" --> "1" Dentry : Resolució de Path
    Inode "1" --> "*" DataBlocks : Adreçament
    
    %% Colors per a claredat tècnica
    classDef memory fill:#eaf7ff,stroke:#007bff
    classDef disk fill:#f9f5dd,stroke:#c4aa18
    class Dentry
    FileObject memory
    class Inode
    Superbloc disk

Impacte del Dentry

Una Dentry Cache saturada o poc eficient pot degradar significativament el rendiment del sistema (I/O latency), ja que el kernel es veu forçat a re-llegir l’estructura de directoris directament del disc.

Relacions In-Memory del VFS

Múltiples descriptors de fitxer poden apuntar al mateix fitxer (dup()).
Múltiples abstraccions de fitxer poden apuntar a la mateixa Dentry (obrim el mateix path diverses vegades).
Múltiples Dentries poden apuntar al mateix Inode (Hard Links).

El Superbloc

El Superbloc és el punt de referència absolut de qualsevol Sistema de Fitxers (FS). Sense aquesta estructura, el kernel no pot ni tan sols intentar muntar el volum.

Avís

Si el Superbloc es corromp (per un error de disc o d’E/S), el sistema de fitxers esdevé inaccessible fins que es restaura una de les seves còpies de seguretat (backup copies).

Per aquest motiu, els FS moderns mantenen múltiples còpies del superbloc distribuïdes pel volum.

Organització Física del Superbloc

Abstraccions del Superbloc

Component	Funció	Ubicació
Superbloc	Conté la metadata global del FS: tipus, mida, estat, i punters clau.	Inici del FS (i còpies de seguretat).
IMAP (Inode Map)	Bitmap per a l’assignació i desassignació d’Inodes. Indica quins Inodes estan lliures o en ús dins de la IZONE.	Bloc(s) assignat(s) pel Superbloc.
DMAP (Data Map)	Bitmap per a l’assignació i desassignació de Blocs de Dades. Indica quins blocs de la DZONE estan lliures o en ús.	Bloc(s) assignat(s) pel Superbloc.
IZONE	Àrea que conté les estructures d’Inode dels fitxers.	Després dels mapes.
DZONE	Àrea que conté les dades d’usuari (el contingut real dels fitxers).	Després de la IZONE.

Estructura i Implementació del Superbloc

El Superbloc no només s’autodefineix, sinó que defineix l’arquitectura de tota la partició:

fs_type: El tipus de FS (p. ex., EXT4_MAGIC).
s_blocks_count: El nombre total de blocs al FS.
s_log_block_size: Defineix la mida del bloc lògic (p. ex., 1K, 4K). Tota la I/O es fa en aquesta unitat.
Punters a Bitmaps: Adreces del primer bloc de l’IMAP i el DMAP.
Estat del FS: Indica si el FS va ser desmuntat netament o si va patir un crash (s_state - important per al fsck).

Mapes de Bits (Bitmaps)

Els mapes de bits són crucials per a l’eficiència en l’assignació:

IMAP (Inode Bitmap): Cada bit representa l’estat d’un únic Inode a la IZONE. 1 = En ús, 0 = Lliure.
DMAP (Data Bitmap): Cada bit representa l’estat d’un únic bloc a la DZONE. 1 = Ocupat per dades, 0 = Lliure per assignació.

Optimització (Caching)

Quan el FS es munta, el kernel carrega el Superbloc i, almenys parcialment, els mapes IMAP i DMAP a la memòria. Això permet que les noves assignacions de fitxers i blocs siguin extremadament ràpides sense requerir una E/S de disc constant.

FS Grans

Es carreguen parcialment i a demanda per no gastar massa memòria en FS grans.

Operacions Bàsiques del VFS i crides al Sistema

Mapping: Crides de Sistema → VFS

Crida al Sistema	Operació VFS	Descripció
`mount()`	`vfs_mount()`	Muntar un FS.
`open()`	`vfs_open()`	Obrir un fitxer (i obtenir un FD).
`stat()` / `fstat()`	`vfs_stat()` / `vfs_fstat()`	Consultar atributs del fitxer.
`read()` / `write()`	`vfs_read()` / `vfs_write()`	Llegir o escriure dades.
`create()` / `delete()`	`vfs_create()` / `vfs_unlink()`	Crear i eliminar fitxers.
`close()`	`vfs_close()`	Tancar un fitxer

El VFS és l’abstracció de Linux que permet gestionar múltiples tipus de FS (Ext4, XFS, NTFS) de manera transparent.

graph TD
    A[Crida al Sistema open, read] --> B{VFS};
    B -->|Operació abstracta| C1[Driver FS Específic Ext4];
    B -->|Operació abstracta| C2[Driver FS Específic XFS];
    C1 --> D[Subsistema d'Emmagatzematge E/S];
    C2 --> D;
    
    style B fill:#eaf7ff,stroke:#007bff
    style C1 fill:#f9f5dd,stroke:#c4aa18
    style C2 fill:#f9f5dd,stroke:#c4aa18

Montatge d’un FS

# Sintaxi: mount -t <fs_type> <device> <mount_point>
mount -t ext4 /dev/nvme0n1p2 /home
mount -t btrfs /dev/sdb1 /backup
mount -t tmpfs -o size=1G tmpfs /tmp/ramdisk

Pas	Descripció	Implicació
1. Entrada/Sortida	Input: Dispositiu de blocs (Partició). Output: Dentry arrel del FS.
2. Check Device	Validació de l’estructura inicial del FS.
3. Llegir Superbloc	Determinar paràmetres (mida de bloc, magic number). Carregar el Superbloc a memòria.	Crític: Estableix el context global.
4. Crear Inode i Dentry	Localitzar el Root Inode (e.g., inode 2 a Ext4) i crear l’estructura Dentry arrel a la memòria.	Inici de la navegació lògica.

Obertura d’un Fitxer

sequenceDiagram 
    participant P as Procés
    participant VFS as VFS (Kernel)
    participant FS as Driver de FS (read_inode)

    P->>VFS: open -> /a/b/fitxer.txt 
    VFS->>VFS: 1. Per cada component a, b, fitxer.txt:
    VFS->>VFS: Resoldre Dentry Pare (Cache)
    VFS->>FS: 2. Carregar Inode si no està en cache (via Num. Inode)
    VFS->>VFS: 3. Final: Crear nou **FILE OBJECT**
    VFS->>P: 4. Assignar **File Descriptor** (FD)

Consultar Atributs

sequenceDiagram
    participant P as Procés
    participant VFS as VFS (Kernel)
    participant FS as Driver de FS (read_inode)
    P->>VFS: stat -> fitxer.txt o fstat -> FD
    VFS->>VFS: 1. Accés a l'Inode via FD
    VFS->>FS: 2. Si no està en cache, llegir Inode del disc
    FS-->>VFS: 3. Retornar Atributs
    VFS-->>P: 4. Retornar Atributs UID, GID, Permisos, Mida, Timestamps

Operacions de Lectura

sequenceDiagram
    participant P as Procés
    participant VFS as VFS 
    participant FS as Driver de FS · read
    P->>VFS: read -> FD, buf, len
    VFS->>VFS: 1. Validar FD i permisos
    VFS->>VFS: 2. Calcular blocs a llegir -> offset, len
    VFS->>FS: 3. Llegir dades file->dentry->inode->data blocks
    FS-->>VFS: 4. Retornar dades a VFS
    VFS-->>P: 5. Copiar dades a l'espai d'usuari

Operacions d’Escriptura

sequenceDiagram
    participant P as Procés
    participant VFS as VFS
    participant PC as Page Cache
    participant FS as Driver FS
    participant J as Journal
    participant BD as Block Device

    P->>VFS: write -> fd=5, buffer, 4096
    VFS->>VFS: Validar FD i permisos d'escriptura
    VFS->>VFS: Calcular nous blocs necessaris
    
    alt Fitxer necessita créixer
        VFS->>FS: Assignar nous blocs de dades
        FS->>FS: Actualizar bitmaps i inode
        FS->>J: Registrar transacció al journal
    end
    
    VFS->>PC: Escriure dades a la page cache · dirty pages
    VFS-->>P: Retornar bytes escrits 
    
    Note over PC,BD: Writeback asíncron 
    PC->>BD: Flush dirty pages al disc
    J->>BD: Commit transacció journal

Escriptura Asíncrona i Writeback

La escriptura asíncrona permet que les operacions d’escriptura es realitzin en segon pla, millorant la resposta del sistema. Les dades es desplacen a la page cache i es poden escriure al disc més tard.

Dirty Pages: Pàgines a la memòria que han estat modificades però encara no s’han escrit al disc.
Writeback: Procés de transferir les dirty pages de la memòria al disc.
Journaling: Mecanisme per assegurar la integritat del FS en cas de fallada durant el writeback.
Flush: Operació per escriure immediatament les dirty pages al disc.

Creació de Directoris

sequenceDiagram
    participant P as Procés
    participant VFS as VFS
    participant FS as Driver de FS · mkdir
    P->>VFS: mkdir -> /a/b/novedirectori
    VFS->>VFS: 1. Resoldre Dentry Pare -> /a/b -> Determinar Inode Pare
    VFS->>VFS: 2. Llegir blocs de dades del directori pare · Trobar espai per a nova Dentry
    VFS->>FS: 4. Crear nou Inode per al directori
    FS-->>VFS: 5. Retornar Num. Inode
    VFS->>VFS: 6. Afegir Dentry al directori par · Escriure els blocs de dades del directori pare modificats
    VFS-->>P: 8. Retornar èxit o error

Eliminació de Fitxers

sequenceDiagram
    participant P as Procés
    participant VFS as VFS
    participant FS as Driver de FS · unlink
    P->>VFS: unlink -> /a/b/fitxer.txt
    VFS->>VFS: 1. Resoldre Dentry Pare -> /a/b -> Determinar Inode Pare
    VFS->>VFS: 2. Llegir blocs de dades del directori pare · Trobar i esborrar la Dentry
    VFS->>VFS: 4. Comprovar enllaços -> Si és l'últim enllaç, desassignar blocs de dades i blocs d'inode
    VFS->>FS: 6. Actualitzar metadades al disc
    FS-->>VFS: 7. Confirmació d'actualització
    VFS-->>P: 8. Retornar èxit o error

Superbloc i Operacions d’Inode

El VFS (Virtual Filesystem Switch) estableix dos conjunts d’operacions que el driver de cada Sistema de Fitxers ha d’implementar. Aquests mètodes permeten al kernel interactuar amb les metadades de forma uniforme.

Operació	Funció Tècnica	Propòsit
`fill_super()`	Llegeix l’estat global del FS (total/lliure d’Inodes i Blocs).	Inicialització i muntatge.
`write_super()`	Persisteix les estadístiques i l’estat actualitzat al disc.	Canvis en l’assignació.
`put_super()`	Allibera la memòria associada a la instància del FS.	Desmuntatge (`umount`).

Operacions de l’Inode

Malgrat el nom, la majoria d’aquestes operacions tracten amb la gestió de les Dentries i la jerarquia de noms de fitxer (no el contingut de l’Inode en si).

Creació i Cerca: create, lookup, link, unlink.
Directori i Enllaços: mkdir, rmdir, symlink, readlink, rename.

Tipus d’Inode

Els drivers de FS treballen amb dos tipus d’Inode:

VFS Inode: Estructura genèrica utilitzada pel kernel.
FS Inode: Estructura interna del driver (p. ex., la versió Ext4 o XFS).

El driver és responsable de la conversió entre aquestes dues estructures segons sigui necessari.

Cache i Optimitzacions

Cache d’Inodes (Icache)

Aquesta cache emmagatzema les metadades del fitxer a memòria (l’estructura de l’Inode), evitant lectures repetitives a la IZONE del disc.

Estructura: S’indexa mitjançant una Taula Hash (hash table).
Clau Hash: Es genera a partir de la tupla (Superbloc, Número d’Inode).
Política: Els Inodes es mantenen fins que el FS es desmunta, s’elimina el fitxer, o hi ha pressió de memòria (memory pressure).

Cache de Dentries

La Dcache és l’eina més important per a la resolució ràpida de camins (path lookup). Cacheja la relació Nom \(\rightarrow\) Inode.

Estat de la Dentry	Implicació Tècnica
`Used`	L’objecte està en ús (p. ex., associat a un `FILE Objecte`). El seu `d_inode` és vàlid.
`Unused`	El `d_inode` és vàlid, però l’objecte Dentry no està sent utilitzat activament per cap procés.
`Negative`	L’`d_inode` no és vàlid. S’utilitza per recordar que un fitxer no existeix o ha estat eliminat, evitant cerques futures innecessàries al disc.

Optimització de la Dentry Cache

L’accés a l’Inode cache (per al seu alliberament en condicions de memòria baixa) utilitza l’estat d’ús, basat en el Superbloc i el número d’Inode. La Dentry cache també fa servir taules hash per a cerques ultra-ràpides.

Cache de pàgines: Dades i E/S

La Cache de pàgines és el mecanisme principal del kernel per a la gestió de dades d’E/S, utilitzat per tots els sistemes de fitxers. Emmagatzema els blocs de dades del fitxer a la memòria del sistema,per a la lectura ràpida i per a l’escriptura diferida.

Gestió de Memòria

Linux reutilitza la memòria lliure com a cache, però l’allibera quan un procés necessita RAM.

Dades Cachejades: Només dades de fitxers, no metadades de nivell de bloc (block device data).
Mecanismes d’E/S: Suporta operacions read(), write() i mmap() (mapes de memòria).

Estructura Interna: Ràdix-Arbre

La Cache de pàgines utilitza una estructura de dades Radix Tree per mapejar de manera eficient els offsets de fitxer a les pàgines de memòria. Això permet accés ràpid a pàgines de dades grans.

Sistemes de Fitxers Específics

FAT: File Allocation Table

Sistema de fitxers creat el 1977 i popularitzat gràcies a MS-DOS.
Encara popular avui (FAT32): USB, targetes de memòria, partició d’arrencada EFI.
File Allocation Table: Estructura de llista enllaçada que conté informació sobre els blocs ocupats per cada fitxer.
També determina si un bloc està en ús o no.

FAT: Organització de Directoris

Els directoris en FAT són fitxers especials que contenen entrades de 32 bytes per a cada fitxer o subdirectori. Cada entrada inclou: nom, atributs, timestamps, primer clúster i mida del fitxer.

Nom	Index	Dir?	Permisos
`.`	2	Sí	rwx
`Windows`	3	Sí	rwx
`Users`	4	Sí	rwx
`pagefile.sys`	5	No	r–

El superbloc actua com a punt de referència per a tot el sistema de fitxers, emmagatzemant informació crítica com la mida del clúster, la ubicació de la FAT i la ubicació del directori arrel.

FAT: Limitacions Tècniques

Limitacions de capacitat:

FAT32: màxim 2TB per volum
FAT32: màxim 4GB per fitxer

Problemes de rendiment:

Localització de blocs lliures: scan complet de la FAT
Fragmentació severa (pobra localitat)
Fragmentació de metadata: cerques costoses
Llistes enllaçades ineficients per fitxers grans

Impacte pràctic:

Un fitxer de 16MB (4096 clústers de 4KB) requereix 4096 lectures de la FAT per accés seqüencial complet

EXT: Extended File System

Els sistemes EXT van ser dissenyats específicament per a Linux com a evolució dels sistemes Unix tradicionals.

Evolució:

ext (1992): Primera versió, problemes de rendiment
ext2 (1993): Inodes, directoris flexibles
ext3 (2001): Journaling per a consistència
ext4 (2008): Extents, millor rendiment

Característiques:

Inodes com a element bàsic
Bitmaps per gestió d’assignació
Block Groups per localitat de dades
Journaling per integritat

EXT: Estructura de l’Inode

L’inode és el nucli del sistema EXT. Cada fitxer té almenys un inode que conté tota la seva metadata:

struct ext4_inode {
    uint16_t i_mode;        // Permisos i tipus de fitxer
    uint16_t i_uid;         // User ID del propietari
    uint32_t i_size;        // Mida del fitxer en bytes
    uint32_t i_atime;       // Últim temps d'accés
    uint32_t i_ctime;       // Temps de creació de l'inode
    uint32_t i_mtime;       // Últim temps de modificació
    uint16_t i_gid;         // Group ID del propietari
    uint16_t i_links_count; // Nombre de hard links
    
    // Punters a blocs de dades
    uint32_t i_block[15];   // Blocs directes i indirectes
    /*
     * i_block[0-11]: 12 punters directes (48KB amb blocs de 4KB)
     * i_block[12]:   1 punter simple indirecte (4MB addicionals)
     * i_block[13]:   1 punter doble indirecte (4GB addicionals)
     * i_block[14]:   1 punter triple indirecte (4TB addicionals)
     */

};

Els i-nodes consumeixen un 10% de l’emmagatzematge del disc (es pot configurar en el moment de la creació del sistema de fitxers).

EXT: Adreçament de Blocs (ext2)

Un fitxer de 100MB (25.600 blocs de 4KB) necessita 2 nivells d’indirecció, requerint múltiples lectures de metadades abans d’accedir a les dades reals.

EXT: Organització

Bitmap d’Inodes: mapa de bits d’inodes ocupats/lliures.
Bitmap de Blocs: mapa de bits de blocs ocupats/lliures.
Taula d’Inodes: cada entrada és un únic inode.

EXT3: Problema de Consistència (I)

Imagineu que un fitxer necessita augmentar la seva mida, i això requereix assignar un nou bloc de dades i actualitzar l’inode per reflectir aquesta nova assignació. Aquest procés implica múltiples operacions d’escriptura al disc.

EXT3: Problema de Consistència (II)

Imagina que el procés es veu interromput (crash) a mitja operació.

Journaling - Consistència

sequenceDiagram
    participant P as Procés
    participant K as Kernel
    participant J as Journal
    participant FS as Filesystem

    P->>K: write() - ampliar fitxer
    
    Note over K,J: FASE 1: Preparació
    K->>J: Crear transacció: T1
    K->>J: Nou bloc dades · Update bitmap · Update inode
    K->>J: COMMIT transacció T1
    
    Note over K,FS: FASE 2: Aplicació
    K->>FS: Aplicar canvis del journal
    K->>J: Marcar T1 com a completa
    
    K-->>P: write() completat

Journaling: Modes

Journaling Complet: Tant les dades com les metadades s’escriuen al journal abans d’aplicar-les al sistema de fitxers. Màxima seguretat, però més lent.
Journaling de Metadades: Només les metadades s’escriuen al journal. Les dades es poden escriure directament al sistema de fitxers. Equilibri entre seguretat i rendiment.
Escriptura Diferida (Writeback): Les dades i les metadades es poden escriure directament al sistema de fitxers sense passar pel journal. Màxim rendiment, però risc de corrupció de dades en cas de fallada.

ext3 · Journaling

Pre-escriptura (Write-Ahead Logging):
- Abans d’escriure qualsevol dada o metadada al disc, es registra la intenció d’aquesta escriptura en un registre especial anomenat journal. Garanteix que les operacions es completin correctament, fins i tot en cas de fallades.
Si escriu el journal correctament:
- La transacció es marca com a completa. Els canvis es poden aplicar al sistema de fitxers de manera segura.
Si la escriptura del journal es veu interrompuda:
- La transacció no es completa (pèrdua de dades), però el sistema de fitxers roman consistent.
Si el journal s’escriu correctament, però el disc no:
- Temporalment, el sistema de fitxers perd la consistència.El registre té la informació per restaurar-la (durant l’arrencada, els journals inacabats es completen).

ext4: Extents per a Millor Eficiència

El principal problema (ext2/ext3) era la gestió ineficient dels punters a blocs de dades, especialment per a fitxers grans.

Un extends és un descriptor que representa un rang contigu de blocs, millorant l’eficiència en l’assignació i reduint la fragmentació.

Rangs de blocs físics contigus, descrits amb una entrada (bloc inicial + nombre de blocs).
Un extent pot mapar fins a 128 MiB (blocs de 4KB) d’espai contigu amb blocs de 4 KiB.
L’inode d’ext4 pot contenir directament fins a 4 extents; si el fitxer és gran o fragmentat, s’utilitza una estructura d’arbre (HTree) per indexar més extents.

ext4: Estructura d’un Extent

struct ext4_extent {
    uint32_t ee_block;      // Bloc lògic inicial al fitxer
    uint16_t ee_len;        // Longitud en blocs (màxim 32.768)
    uint16_t ee_start_hi;   // Bits alts del bloc físic
    uint32_t ee_start_lo;   // Bits baixos del bloc físic
};

graph TD
    A[Inode] --> B[Extent Header]
    B --> C1[Extent 1]
    B --> C2[Extent 2]
    B --> C3[Extent 3]
    B --> C4[Extent 4]
    C1 --> D1[Bloc Físic 1000 - 1023]
    C2 --> D2[Bloc Físic 2000 - 2023]
    C3 --> D3[Bloc Físic 3000 - 3023]
    C4 --> D4[Bloc Físic 4000 - 4023]
    style A fill:#eaf7ff,stroke:#007bff
    style B fill:#f9f5dd,stroke:#c4aa18

ext4: HTree/Btree

Un B-tree és una estructura d’arbre auto-balancejada que manté dades ordenades i permet cerques, insercions i eliminacions en temps logarítmic.
Un HTree és una variant de B-tree utilitzada específicament per indexar fitxers i directoris en ext4.
La principal diferència és que les entrades es distribueixen en nodes fulla i no fulla, amb una estructura de capçalera específica per a cada node.
Inode/Arrel: Apunta a la capçalera de l’HTree.

graph TD
    A[Inode] --> B[HTree Root]
    B --> C1[Node No Fulla 1]
    B --> C2[Node No Fulla 2]
    C1 --> D1[Node Fulla 1]
    C1 --> D2[Node Fulla 2]
    C2 --> D3[Node Fulla 3]
    C2 --> D4[Node Fulla 4]
    D1 --> E1[Extent 1]
    D1 --> E2[Extent 2]
    D2 --> E3[Extent 3]
    D3 --> E4[Extent 4]
    D4 --> E5[Extent 5]

Nodes no fulla: Indexen altres nodes, permetent que l’arbre creixi i es mantingui balancejat.
Nodes fulla: Contenen les extents, que són rangs de blocs físics contigus.
Extents: Descriuen els blocs reals del fitxer o directori.

ext4 · Assignació multibloc i retrassada

Assignació Multibloc:
- ext4 pot assignar múltiples blocs a la vegada, agrupant blocs consecutius per minimitzar la fragmentació.
- Això redueix la sobrecàrrega d’assignació i millora la localitat de les dades.
Assignació Retardada:
- L’assignació retardada espera a bloquejar l’espai fins just abans d’escriure, optimitzant la distribució de blocs.
- Això permet agrupar escriptures i minimitzar la fragmentació.

Exercicis Propostas

Administració Bàsica de Sistemes de Fitxers
Discussió: Secure Boot és realment segur?: Cerca notícies recents sobre Secure Boot i comparteix-les al fòrum del curs. Debatiu sobre avantatges, desavantatges, vulnerabilitats conegudes i experiències personals.
Pràctica 01: Snapshots i restauració amb systemd i initramfs

That’s all

Take Home Message

Els sistemes de fitxers són complexos i crítics per al rendiment i la fiabilitat del sistema operatiu. El VFS proporciona una capa d’abstracció que permet gestionar diferents tipus de sistemes de fitxers de manera uniforme. Sistemes de fitxers com EXT4 han evolucionat per abordar problemes de rendiment i consistència, incorporant característiques com els extents i el journaling.