ext4文件系统分割成多个block groups，为了解决碎片化问题，block allocator尽量将一个文件的block放在一个group中。block groups的size通过sb.s_blocks_per_group指定，同样也可以通过8*block_size_in_bytes计算得到。block默认大小是4KB,每个group包含32768个blocks，一个block group所有的block data大小是8*4K*4K=128M。
ext4在磁盘上是little-endian order。然后 jbd2（the journal）是big-endian order.
如上图，磁盘分割成多个block Group，每个Block Group都有相似的结构（之所以有不同，是因为收到sparse_super/flex_bg等feature影响）。每个block group引用ext4 spec如下：
super block：记录文件系统的整体信息。dumpe2fs命令最开始的输出部分就是superblock的信息
Group Descriptors: 块组描述符，每个block group对一个一个描述信息，由ext4_group_desc数据结构表示，其中描述块block bitmap的block号，inode bitmap的block号，空闲的block数目，空闲的inode数目等信息。dumpe2fs打印如下：
Data Block Bitmap: 数据块位图，记录数据块（data blocks）的使用情况。
Inode bitmap: inode位图，记录inode的使用情况。
Inode Table：inode表，存放inode数据结构的表格。磁盘数据的每个inode通过ext4_inode数据结构表示。
Data Blocks：存放文件数据的部分。
ext4引入了flexible block groups新特性，把相邻的几个block group组成一组（logic block group)，称之为flex_bg。如上图，flex_bg中block group会把bitmaps(data block bitmap和inode bitmap)和inode table都放在了第一个group中，除了第一个group，其他group可以可以只包含data block（也有一些block存放了superblock和group desc的冗余数据）。这样将metadata紧凑存放加速了loading读取速度，同时有利于大文件的连续存放，提升访问性能。
由于文件系统metadata对于安全性非常重要，比如一个硬盘只保留一份superblock信息，如果恰好存放superblock的block损坏，那么将无法访问文件。所以如前文ext4 layout我们知道，每个block group都冗余存放了superblock和group desc，其实大可不必这么冗余，启用sparse_super特性就可以0，1以及3，5，7的整数次方（power of 3, 5 , 7)的block group存放冗余。
block默认的大小是4K,如果一个文件系统大文件很多，那么以多个块（cluster)为单元管理磁盘可以减少碎片化，也可以减少metadata的空间占用，所以ext4引入bigalloc。格式化此片可以设置cluster size，data block bitmap的一位将表示一个cluster状态，当然申请数据块也是以一个cluster为单位。cluster size存储在sb.s_log_cluster_size。
数据块分配分配核心要解决碎片化(fragment)问题。ext4如下方法避免：
主要是为了处理tiny file，比如一个文件小于60字节，完全可以嵌入文件的inode里面存储。
dumpe2fs之所以能打印磁盘信息，就是因为磁盘上的数据按特定协议或者格式存储，跟ELF是类似的，这种二进制文件都必然有一定的格式，而ext4也定义几种数据结构分别对应这种格式或者协议。
ext4_super_block : 描述磁盘上super block格式的数据结构。
ext4_group_desc : 描述磁盘上group descriptor格式的数据结构。
ext4_inode：描述述磁盘上inode格式的数据结构。block group中的ext4_inode以数组的形式存放在inode table中，即inode table数组中每一项都是ext4_inode。
ext4_super_block数据结构
具体看参考文章ext4 Disk Layout，截取部分如下：
ext4_group_desc 数据结构
具体看参考文章ext4 Disk Layout，截取部分如下：
ext4_inode数据结构
前面介绍了磁盘数据结构，linux操作按照磁盘数据结构解析了磁盘数据，在内存中同样需要结构体存储这些信息。对应关系如下：
| 磁盘数据结构 | 内存数据结构 |
| ext4_super_block | ext4_sb_info, （kzalloc分配，卸载时时候） |
| ext4_group_desc | ext4_group_info（缓存内存紧张可回收） |
| ext4_inode | ext4_inode_info（动态缓存，如文件删除会从高速缓存中动态删除） |
| data block bitmap | 缓冲区中的位数组 |
| inode bitmap | 缓冲区中的位数组 |
| block(数据块） | VFS缓冲区 |
ext4_sb_info的创建代码：
static int ext4_fill_super(struct super_block *sb, void *data, int silent)
{
char *orig_data = kstrdup(data, GFP_KERNEL);
struct buffer_head *bh;
struct ext4_super_block *es = NULL;
struct ext4_sb_info *sbi = kzalloc(sizeof(*sbi), GFP_KERNEL);ext4_group_info创建代码：
使用了SLAB_RECLAIM_ACCOUNT参数，内存紧张时可回收。
ext4_sb_info
定义在fs/ext4/ext4.h中，关联了VFS的super_block和ext4_super_block，同时保存了文件系统的通用信息，比如：
代码截取部分信息如下（详细字段可以查看fs/ext4/ext4.h内核代码）中ext4_sb_info结构体定义
/*
* fourth extended-fs super-block data in memory
*/
struct ext4_sb_info {
unsigned long s_desc_size; /* Size of a group descriptor in bytes */
unsigned long s_inodes_per_block;/* Number of inodes per block */
unsigned long s_blocks_per_group;/* Number of blocks in a group */
unsigned long s_clusters_per_group; /* Number of clusters in a group */
unsigned long s_inodes_per_group;/* Number of inodes in a group */
unsigned long s_itb_per_group; /* Number of inode table blocks per group */
unsigned long s_gdb_count; /* Number of group descriptor blocks */
unsigned long s_desc_per_block; /* Number of group descriptors per block */
ext4_group_t s_groups_count; /* Number of groups in the fs */
ext4_group_t s_blockfile_groups;/* Groups acceptable for non-extent files */
unsigned long s_overhead; /* # of fs overhead clusters */
unsigned int s_cluster_ratio; /* Number of blocks per cluster */
unsigned int s_cluster_bits; /* log2 of s_cluster_ratio */
loff_t s_bitmap_maxbytes; /* max bytes for bitmap files */
struct buffer_head * s_sbh; /* Buffer containing the super block */
struct ext4_super_block *s_es; /* Pointer to the super block in the buffer */
struct buffer_head * __rcu *s_group_desc;
...
struct super_block *s_sb;
...
};
ext4_sb_info和ext4_super_block中的很多字段相似，但也有区别，ext4_sb_info中的很多字段是根据ext4_super_block的字段计算而得，虽然可以通过 ext4_super_block计算而得到，但是定义在ext4_sb_info定义可以省去重复计算的时间。
super_block的结构提s_fs_info字段指向了ext4_sb_info，EXT4_SB宏就是通过该字段获取ext4_sb_info。内核代码举例：
int ext4_inode_bitmap_csum_verify(struct super_block *sb, ext4_group_t group,
struct ext4_group_desc *gdp,
struct buffer_head *bh, int sz)
{
__u32 hi;
__u32 provided, calculated;
struct ext4_sb_info *sbi = EXT4_SB(sb);
...
}ext4_inode_info
VFS的inode结构体与磁盘数据结构ext4_inode结构体之间也需要一座桥梁，就是ext4_inode_info,截取内核重要的字段如下：
/*
* fourth extended file system inode data in memory
*/
struct ext4_inode_info {
__le32 i_data[15]; /* unconverted */
__u32 i_dtime;
ext4_fsblk_t i_file_acl;
/*
* i_block_group is the number of the block group which contains
* this file's inode. Constant across the lifetime of the inode,
* it is used for making block allocation decisions - we try to
* place a file's data blocks near its inode block, and new inodes
* near to their parent directory's inode.
*/
ext4_group_t i_block_group;
ext4_lblk_t i_dir_start_lookup;
unsigned long i_flags;
/*
* i_disksize keeps track of what the inode size is ON DISK, not
* in memory. During truncate, i_size is set to the new size by
* the VFS prior to calling ext4_truncate(), but the filesystem won't
* set i_disksize to 0 until the truncate is actually under way.
*
* The intent is that i_disksize always represents the blocks which
* are used by this file. This allows recovery to restart truncate
* on orphans if we crash during truncate. We actually write i_disksize
* into the on-disk inode when writing inodes out, instead of i_size.
*
* The only time when i_disksize and i_size may be different is when
* a truncate is in progress. The only things which change i_disksize
* are ext4_get_block (growth) and ext4_truncate (shrinkth).
*/
loff_t i_disksize;
...
struct inode vfs_inode;
struct jbd2_inode *jinode;
...
}ext4_inode_info内嵌了inode，可以通过传递inode对象到EXT4_I宏来获得ext4_inode_info，内核代码：
void ext4_discard_preallocations(struct inode *inode)
{
struct ext4_inode_info *ei = EXT4_I(inode);
...
}但是，ext4_inode_info没有定义指向ext4_inode的字段，只是拷贝了ext4_inode的i_block，i_flags等字段；同时inode结构体也包含了与ext4_inode类似的字段，比如i_atime,i_mtime,i_ctime等，所以三者的关系是：ext4_inode_info内嵌了vfs的inode，这两者一起“瓜分”了ext4_inode的信息。
ext4_group_info
struct ext4_group_info {
unsigned long bb_state;
struct rb_root bb_free_root;
//第一个空闲的block号
ext4_grpblk_t bb_first_free; /* first free block */
//空闲block总数
ext4_grpblk_t bb_free; /* total free blocks */
//连续的空闲空间段数目
ext4_grpblk_t bb_fragments; /* nr of freespace fragments */
//最大空闲的order(cat /proc/fs/ext4/mb_groups可看到）
ext4_grpblk_t bb_largest_free_order;/* order of largest frag in BG */
struct list_head bb_prealloc_list;
#ifdef DOUBLE_CHECK
void *bb_bitmap;
#endif
struct rw_semaphore alloc_sem;
ext4_grpblk_t bb_counters[]; /* Nr of free power-of-two-block
* regions, index is order.
* bb_counters[3] = 5 means
* 5 free 8-block regions. */
};内核多块分配mballoc中ext4_group_info使用的很频繁，比如bb_largest_free_order的计算逻辑：
/*
* Cache the order of the largest free extent we have available in this block
* group.
*/
static void
mb_set_largest_free_order(struct super_block *sb, struct ext4_group_info *grp)
{
int i;
int bits;
grp->bb_largest_free_order = -1; /* uninit */
bits = sb->s_blocksize_bits + 1;
for (i = bits; i >= 0; i--) {
if (grp->bb_counters[i] > 0) {
grp->bb_largest_free_order = i;
break;
}
}
}mballoc为了解决block分配碎片化问题，使用memory buddy思想，将块按order组织成各种大小的，bb_largest_free_order就是还有剩余空间的最大order。