EXT2第二代扩展文件系统（英语：second extended filesystem，缩写为 ext2），是LINUX内核所用的文件系统。它开始由Rémy Card设计，用以代替ext，于1993年1月加入linux核心支持之中。ext2 的经典实现为LINUX内核中的ext2fs文件系统驱动，最大可支持2TB的文件系统，至linux核心2.6版时，扩展到可支持32TB。其他的实现包括GNU Hurd，Mac OS X (第3方)，Darwin (第3方)，BSD。ext2为数个LINUX发行版的默认文件系统，如Debian、Red Hat Linux等。

其单一文件大小与文件系统本身的容量上限与文件系统本身的簇大小有关，在一般常见的 x86 电脑系统中，簇最大为 4KB, 则单一文件大小上限为 2048GB, 而文件系统的容量上限为 16384GB。

但由于目前核心 2.4 所能使用的单一分割区最大只有 2048GB，实际上能使用的文件系统容量最多也只有 2048GB。

至于Ext3文件系统，它属于一种日志文件系统，是对ext2系统的扩展。它兼容ext2，并且从ext2转换成ext3并不复杂。

1、当创建Ext2文件系统时，系统管理员可以根据预期的文件平均长度来选择最佳的块大小（从1024B——4096B）。例如，当文件的平均长度小于几千字节时，块的大小为1024B是最佳的，因为这会产生较少的内部碎片——也就是文件长度与存放块的磁盘分区有较少的不匹配。另一方面，大的块对于 大于几千字节的文件通常比较合合适，因为这样的磁盘传送较少，因而减轻了系统的开销。

2、当创建Ext2文件系统时，系统管理员可以根据在给定大小的分区上预计存放的文件数来选择给该分区分配多少个索引节点。这可以有效地利用磁盘的空间。

3、文件系统把磁盘块分为组。每组包含存放在相邻磁道上的数据块和索引节点。正是这种结构，使得可以用较少的磁盘平均寻道时间对存放在一个单独块组中的文件并行访问。

4、在磁盘数据块被实际使用之前，文件系统就把这些块预分配给普通文件。因此当文件的大小增加时，因为物理上相邻的几个块已被保留，这就减少了文件的碎片。

5、支持快速符号链接。如果符号链接表示一个短路径名（小于或等于60个字符），就把它存放在索引节点中而不用通过由一个数据块进行转换。

1、文件更新策略的谨慎实现将系统崩溃的影响减到最少。我们只举一个例子来体现这个优点：例如，当给文件创建一个硬链接时，首先增加磁盘索引节点中 的硬链接计数器，然后把这个新的名字加到合适的目录中。在这种方式下，如果在更新索引节点后而改变这个目录之前出现一个硬件故障，这样即使索引节点的计数 器产生错误，但目录是一致的。因此，尽管删除文件时无法自动收回文件的数据块，但并不导致灾难性的后果。如果这种处理的顺序相反（更新索引节点前改变目 录），同样的硬件故障将会导致危险的不一致，删除原始的硬链接就会从磁盘删除它的数据块，但新的目录项将指向一个不存在的索引节点。如果那个索引节点号以 后又被另外的文件所使用，那么向这个旧目录的写操作将毁坏这个新的文件。

2、在启动时支持对文件系统的状态进行自动的一致性检查。这种检查是由外部程序e2fsck完成的，这个外部程序不仅可以在系统崩溃之后被激活，也 可以在一个预定义的文件系统安装数（每次安装操作之后对计数器加1）之后被激活，或者在自从最近检查以来所花的预定义时间之后被激活。

3、支持不可变（immutable）的文件（不能修改、删除和更名）和仅追加（append-only）的文件（只能把数据追加在文件尾）。

4、既与Unix System V Release 4（SVR4）相兼容，也与新文件的用户组ID的BSD语义相兼容。在SVR4中，新文件采用创建它的进程的用户组ID；而在BSD中，新文件继承包含它 的目录的用户组ID。Ext2包含一个安装选项，由你指定采用哪种语义。

即使Ext2文件系统是如此成熟、稳定的程序，也还要考虑引入另外几个负面特性。目前，一些负面特性已新的文件系统或外部补丁避免了。另外一些还仅仅处于计划阶段，但在一些情况下，已经在Ext2的索引节点中为这些特性引入新的字段。最重要的一些特点如下：

块片（block fragmentation）

系统管理员对磁盘的访问通常选择较大的块，因为计算机应用程序常常处理大文件。因此，在大块上存放小文件就会浪费很多磁盘空间。这个问题可以通过把几个文件存放在同一块的不同片上来解决。

透明地处理压缩和加密文件

这些新的选项（创建一个文件时必须指定）将允许用户透明地在磁盘上存放压缩和（或）加密的文件版本。

逻辑删除

一个undelete选项将允许用户在必要时很容易恢复以前已删除的文件内容。

日志

日志避免文件系统在被突然卸载（例如，作为系统崩溃的后果）时对其自动进行的耗时检查。

实际上，这些特点没有一个正式地包含在Ext2文件系统中。有人可能说Ext2是这种成功的牺牲品；直到几年前，它仍然是大多数Linux发布公司采用的首选文件系统，每天有成千上万的用户在使用它，这些用户会对用其他文件系统来代替Ext2的任何企图产生质疑。

Ext2中缺少的最突出的功能就是日志，日志是高可用服务器必需的功能。为了平顺过渡，日志没有引入到Ext2文件系统；但是，我们在后面 “Ext3文件系统”中会讨论，完全与Ext2兼容的一种新文件系统已经创建，这种文件系统提供了日志。不真正需要日志的用户可以继续使用良好而老式的Ext2文件系统，而其他用户可能采用这种新的文件系统。现在发行的大部分系统采用Ext3作为标准的文件系统。

The Second Extended File System(ext2)文件系统是Linux系统中的标准文件系统，是通过对Minix的文件系统进行扩展而得到的，其存取文件的性能极好。

在ext2文件系统中，文件由inode（包含有文件的所有信息）进行唯一标识。一个文件可能对应多个文件名，只有在所有文件名都被删除后，该文件才会被删除。此外，同一文件在磁盘中存放和被打开时所对应的inode是不同的，并由内核负责同步。

ext2文件系统采用三级间接块来存储数据块指针，并以块（block，默认为1KB）为单位分配空间。其磁盘分配策略是尽可能将逻辑相邻的文件分配到磁盘上物理相邻的块中，并尽可能将碎片分配给尽量少的文件，以从全局上提高性能。ext2文件系统将同一目录下的文件（包括目录）尽可能的放在同一个块组中，但目录则分布在各个块组中以实现负载均衡。在扩展文件时，会尽量一次性扩展8个连续块给文件（以预留空间的形式实现）。

在ext2系统中，所有元数据结构的大小均基于“块”，而不是“扇区”。块的大小随文件系统的大小而有所不同。而一定数量的块又组成一个块组，每个块组的起始部分有多种多样的描述该块组各种属性的元数据结构。ext2系统中对各个结构的定义都包含在原始码的include/linux/ext2_fs.h文件中。

1、超级块

每个ext2文件系统都必须包含一个超级块，其中存储了该文件系统的大量基本信息，包括块的大小、每块组中包含的块数等。同时，系统会对超级块进行备份，备份被存放在块组的第一个块中。超级块的起始位置为其所在分区的第1024个字节，占用1KB的空间，其结构如下：

struct ext2_super_block {

__le32 s_inodes_count; // 文件系统中inode的总数

__le32 s_blocks_count; // 文件系统中块的总数

__le32 s_r_blocks_count; // 保留块的总数

__le32 s_free_blocks_count; // 未使用的块的总数（包括保留块）

__le32 s_free_inodes_count; // 未使用的inode的总数

__le32 s_first_data_block; // 块ID，在小于1KB的文件系统中为0，大于1KB的文件系统中为1

__le32 s_log_block_size; // 用以计算块的大小（1024算术左移该值即为块大小）

__le32 s_log_frag_size; // 用以计算段大小（为正则1024算术左移该值，否则右移）

__le32 s_blocks_per_group; // 每个块组中块的总数

__le32 s_frags_per_group; // 每个块组中段的总数

__le32 s_inodes_per_group; // 每个块组中inode的总数

__le32 s_mtime; // POSIX中定义的文件系统装载时间

__le32 s_wtime; // POSIX中定义的文件系统最近被写入的时间

__le16 s_mnt_count; // 最近一次完整校验后被装载的次数

__le16 s_max_mnt_count; // 在进行完整校验前还能被装载的次数

__le16 s_magic; // 文件系统标志，ext2中为0xEF53

__le16 s_state; // 文件系统的状态

__le16 s_errors; // 文件系统发生错误时驱动程式应该执行的操作

__le16 s_minor_rev_level; // 局部修订级别

__le32 s_lastcheck; // POSIX中定义的文件系统最近一次检查的时间

__le32 s_checkinterval; // POSIX中定义的文件系统最近检查的最大时间间隔

__le32 s_creator_os; // 生成该文件系统的操作系统

__le32 s_rev_level; // 修订级别

__le16 s_def_resuid; // 报留块的默认用户ID

__le16 s_def_resgid; // 保留块的默认组ID

// 仅用于使用动态inode大小的修订版（EXT2_DYNAMIC_REV）

__le32 s_first_ino; // 标准文件的第一个可用inode的索引（非动态为11）

__le16 s_inode_size; // inode结构的大小（非动态为128）

__le16 s_block_group_nr; // 保存此超级块的块组号

__le32 s_feature_compat; // 兼容特性掩码

__le32 s_feature_incompat; // 不兼容特性掩码

__le32 s_feature_ro_compat; // 只读特性掩码

__u8 s_uuid[16]; // 卷ID，应尽可能使每个文件系统的格式唯一

char s_volume_name[16]; // 卷名（只能为ISO-Latin-1字符集

char s_last_mounted[64]; // 最近被安装的目录

__le32 s_algorithm_usage_bitmap; // 文件系统采用的压缩算法

// 仅在EXT2_COMPAT_PREALLOC标志被设置时有效

__u8 s_prealloc_blocks; // 预分配的块数

__u8 s_prealloc_dir_blocks; // 给目录预分配的块数

__u16 s_padding1;

// 仅在EXT3_FEATURE_COMPAT_HAS_JOURNAL标志被设置时有效，用以支持日志

__u8 s_journal_uuid[16]; // 日志超级块的卷ID

__u32 s_journal_inum; // 日志文件的inode数目

__u32 s_journal_dev; // 日志文件的设备数

__u32 s_last_orphan; // 要删除的inode列表的起始位置

__u32 s_hash_seed[4]; // HTREE散列种子

__u8 s_def_hash_version; // 默认使用的散列函数

__u8 s_reserved_char_pad;

__u16 s_reserved_word_pad;

__le32 s_default_mount_opts;

__le32 s_first_meta_bg; // 块组的第一个元块

__u32 s_reserved[190];

};

2、块组描述符

一个块组描述符用以描述一个块组的属性。块组描述符组由若干块组描述符组成，描述了文件系统中所有块组的属性，存放于超级块所在块的下一个块中。一个块组描述符的结构如下：

struct ext2_group_desc

{

__le32 bg_block_bitmap; // 块位图所在的第一个块的块ID

__le32 bg_inode_bitmap; // inode位图所在的第一个块的块ID

__le32 bg_inode_table; // inode表所在的第一个块的块ID

__le16 bg_free_blocks_count; // 块组中未使用的块数

__le16 bg_free_inodes_count; // 块组中未使用的inode数

__le16 bg_used_dirs_count; // 块组分配的目录的inode数

__le16 bg_pad;

__le32 bg_reserved[3];

};

3、块位图和inode位图

块位图和inode位图的每一位分别指出块组中对应的那个块或inode是否被使用。

4、inode表

inode表用于跟踪定位每个文件，包括位置、大小等（但不包括文件名），一个块组只有一个inode表。一个inode的结构如下：

struct ext2_inode {

__le16 i_mode; // 文件格式和访问权限

__le16 i_uid; // 文件所有者ID的低16位

__le32 i_size; // 文件字节数

__le32 i_atime; // 文件上次被访问的时间

__le32 i_ctime; // 文件创建时间

__le32 i_mtime; // 文件被修改的时间

__le32 i_dtime; // 文件被删除的时间（如果存在则为0）

__le16 i_gid; // 文件所有组ID的低16位

__le16 i_links_count; // 此inode被连接的次数

__le32 i_blocks; // 文件已使用和保留的总块数（以512B为单位）

__le32 i_flags; // 此inode访问数据时ext2的实现方式

union {

struct {

__le32 l_i_reserved1; // 保留

} linux1;

struct {

__le32 h_i_translator; // “翻译者”标签

} hurd1;

struct {

__le32 m_i_reserved1; // 保留

} masix1;

} osd1; // 操作系统相关数据

__le32 i_block[EXT2_N_BLOCKS]; // 定位存储文件的块的数组，前12个为块号，第13个为一级间接块号，第14个为二级间接块号，第15个为三级间接块号

__le32 i_generation; // 用于NFS的文件版本

__le32 i_file_acl; // 包含扩展属性的块号，老版本中为0

__le32 i_dir_acl; // 表示文件的“High Size”，老版本中为0

__le32 i_faddr; // 文件最后一个段的地址

union {

struct {

__u8 l_i_frag; // 段号

__u8 l_i_fsize; // 段大小

__u16 i_pad1;

__le16 l_i_uid_high; // 文件所有者ID的高16位

__le16 l_i_gid_high; // 文件所有组ID的高16位

__u32 l_i_reserved2;

} linux2;

struct {

__u8 h_i_frag; // 段号

__u8 h_i_fsize; // 段大小

__le16 h_i_mode_high;

__le16 h_i_uid_high; // 文件所有者ID的高16位

__le16 h_i_gid_high; // 文件所有组ID的高16位

__le32 h_i_author;

} hurd2;

struct {

__u8 m_i_frag; // 段号

__u8 m_i_fsize; // 段大小

__u16 m_pad1;

__u32 m_i_reserved2[2];

} masix2;

} osd2; // 操作系统相关数据

};

5、数据块

数据块中存放文件的内容，包括目录表、扩展属性、符号链接等。

在ext2文件系统中，目录是作为文件存储的。根目录总是在inode表的第二项，而其子目录则在根目录文件的内容中定义。目录项在include/linux/ext2_fs.h文件中定义，其结构如下：

struct ext2_dir_entry_2 {

__le32 inode; // 文件入口的inode号，0表示该项未使用

__le16 rec_len; // 目录项长度

__u8 name_len; // 文件名包含的字符数

__u8 file_type; // 文件类型

char name[255]; // 文件名

};

文件的属性大多数是位于该文件的inode结构中的标准属性，也还包含其他一些扩展属性（于系统中所有的inode相关，通常用于增加额外的功能），在fs/ext2/xattr.h文件中定义。

inode的i_file_acl字段中保存扩展属性的块的块号。属性头部项位于属性块的起始位置，其后为属性入口项，而属性值能根据属性入口项找到所在位置。

1、属性头部项

struct ext2_xattr_header {

__le32 h_magic; // 标识码，为0xEA020000

__le32 h_refcount; // 属性块被链接的数目

__le32 h_blocks; // 用于扩展属性的块数

__le32 h_hash; // 所有属性的哈希值

__u32 h_reserved[4];

};

2、属性入口项

struct ext2_xattr_entry {

__u8 e_name_len; // 属性名长度

__u8 e_name_index; // 属性名索引

__le16 e_value_offs; // 属性值在值块中的偏移量

__le32 e_value_block; // 保存值的块的块号

__le32 e_value_size; // 属性值长度

__le32 e_hash; // 属性名和值的哈希值

char e_name[0]; // 属性名

};