Физическая организация ext2. Файловая система Ext2 в Linux Что за формат ext2 и ext3

Рассмотрим логическую структуру файловой системы ext2fs. Физически жесткий диск разбит на сектора размером 512 байт. Первый сектор дискового раздела в любой файловой системе считается загрузочной областью. В первичном разделе эта область содержит загрузочную запись - фрагмент кода, который инициирует процесс загрузки операционной системы при запуске. На других разделах эта область не используется. Остальные сектора объединены в логические блоки размером 1, 2 или 4 килобайта. Логический блок есть наименьшая адресуемая порция данных: данные каждого файла занимают целое число блоков. Блоки, в свою очередь, объединяются в группы блоков. Группы блоков и блоки внутри группы нумеруются последовательно, начиная с 1.

Структуры данных, применяемые при работе с файловой системой ext2fs, описаны в заголовочном файле /usr/include/linux/ext2fs .h.

Суперблок служит начальной точкой файловой системы и хранит всю

информацию о ней. Он имеет размер 1024 байта и располагается по смещению 1024 байта от начала файловой системы. В каждой группе блоков он дублируется, что позволяет быстро восстановить его после сбоев. В суперблоке определяется размер файловой системы, максимальное число файлов в разделе, объем свободного пространства и содержится информация о том, где искать незанятые участки . При запуске ОС суперблок считывается в память и все изменения файловой системы вначале находят отображение в копии суперблока, находящейся в ОП, и записываются на диск только периодически. Это позволяет повысить производительность системы, так как многие пользователи и процессы постоянно обновляют файлы. С другой стороны, при останове системы суперблок обязательно должен быть записан на диск, что не позволяет выключать компьютер простым выключением питания. В противном случае, при следующей загрузке информация, записанная в сунерблоке, окажется не

соответствующей реальному состоянию файловой системы.

После суперблока следует описание (дескриптор) группы блоков. Хранящаяся в нем информация позволяет найти битовые карты блоков и индексных дескрипторов, а также таблицу индексных дескрипторов.

Битовой картой блоков (block bitmap) называется структура, каждый бит которой показывает, отведен ли такой же по счету блок какому-либо файлу. Значение 1 показывает, что блок занят. Эта карта служит для поиска свободных блоков в тех случаях, когда надо выделить место под файл .

Битовая карта индексных дескрипторов выполняет аналогичную функцию по отношению к таблице индексных дескрипторов: показывает, какие именно дескрипторы заняты.

Каждому файлу соответствует один и только один индексный дескриптор (inode, i-узел, информационный узел), который идентифицируется своим порядковым номером - индексом файла. В индексном дескрипторе хранятся метаданные файла. Среди них - все атрибуты файла, кроме его имени, и указатель на данные файла.

Для обычного файла или каталога этот указатель представляет собой массив из 15 адресов блоков. Первые 12 адресов в этом массиве являются прямыми ссылками на номера блоков, в которых хранятся данные файла. Если данные не помещаются в 12 блоков, то включается механизм косвенной адресации. Следующий адрес в этом массиве является косвенной ссылкой, то есть адресом блока, в котором хранится список адресов следующих блоков с данными из этого файла.

Сколько блоков с данными можно так адресовать? Адрес блока занимает 4 байта, блок, как уже сказано, - 1, 2 или 4 килобайта. Значит, путем косвенной адресации можно разместить 256 - 1024 блока.

А если файл еще длиннее? Следующий адрес в массиве-указателе указывает на блок двойной косвенной адресации (double indirect block). Этот блок содержит список адресов блоков, которые, в свою очередь, содержат списки адресов следующих блоков данных.

И, наконец, последний адрес в массиве-указателе задает адрес блока тройной косвенной адресации, то есть блока со списком адресов блоков, которые являются блоками двойной косвенной адресации.

Пока остается непонятным, где находится имя файла, если его нет ни среди данных файла, ни среди его метаданных. В UNIX-подобных системах имя файла есть атрибут не самого файла, а файловой системы, понимаемой как логическая структура каталогов. Имя файла хранится только в каталоге, к которому файл приписан, и больше нигде. Из этого вытекают любопытные следствия.

Во-первых, одному индексному дескриптору может соответствовать любое количество имен, приписанных к разным каталогам, и все они являются настоящими. Количество имен (жестких ссылок) учитывается в индексном дескрипторе. Именно это количество вы можете увидеть по команде Is -1.

Во-вторых, удаление файла означает просто удаление записи о нем из данных каталога и уменьшение на 1 счетчика ссылок.

В-третьих, сопоставить имя можно только номеру индексного дескриптора внутри одной и той же файловой системы, именно поэтому нельзя создать жесткую ссылку в другую файловую систему (символическую - можно, у нее другой механизм хранения).

Сам каталог таким же образом приписан к своему родительскому каталогу. Корневой каталог всегда записан в индексный дескриптор с номером 2 (номер 1 отведен для списка адресов дефектных блоков). В каждом каталоге хранится ссылка на него самого и на его родительский каталог - это и есть псевдоподкаталоги «.» и «..».

Таким образом, количество ссылок на каталог равно количеству его подкаталогов плюс два.

Данные каталога представляют собой связный список с записями переменной длины и выглядят примерно так:

Строение каталога в ext2fs

А как же файлы физических устройств? Они могут находиться в тех же каталогах, что и обычные файлы: в каталоге нет никаких данных, говорящих о принадлежности имени файлу на диске или устройству. Разница находится на уровне индексного дескриптора. Если i-узел обычного файла указывает на дисковые блоки, где хранятся его данные, то в i-узле файла устройства содержится указатель на список драйверов устройств в ядре - тот элемент списка, который соответствует старшему номеру устройства:

Разница между обычным файлом и файлом устройства

Свойства файловой системы ext2fs:

Максимальный размер файловой системы - 4 Тбайт.

Максимальный размер файла - 2 Гбайт.

Максимальная длина имени файла - 255 символов.

Минимальный размер блока - 1024 байт.

Количество выделяемых индексных дескрипторов - 1 на 4096 байт раздела.

Файловая система Linux — это чаще всего ext4. Она журналируема и позволяет удобно работать с данными при решении абсолютного большинства задач. Тем не менее существуют и другие. Основные типы файловых систем и принципы работы с ними будут рассмотрены в рамках данного материала.

Типы файловых систем Linux и их особенности

Отличительными особенностями является скорость работы с файлами, безопасность и параметры (такие как размер блока), существующие по умолчанию и задаваемые при создании FS. Возможно, самой важной характеристикой является наличие журнала. В системный журнал записываются данные или метаданные (только заголовки) по которым информацию можно восстановить в случае сбоя.

Файловая система может создаваться на любом устройстве: на диске или системной партиции.

Файловая система EXT2

EXT2 является в настоящее время устаревшей файловой системой, которая практически не используется в современных инсталяциях. основной недостаток — отсутствие журналирования что, соответственно, делает невозможным восстановление данных в случае сбоя. По прежнему применяется на портативных носителях информации, таких как USB. Журнал для них не требуется, поскольку занимает определенное пространство.

Также гарантирует максимальную скорость работы.

• для EXT2 максимальный размер файла -2 TB

Файловая система EXT3

Вытеснила EXT2, главной особенностью является появление журнала, является полностью обратно совместимой с EXT2 (EXT2 можно свободно конвертировать в EXT3). Сейчас встречается также редко, практически всегда используется EXT4.

Журнал — специальная область в памяти, в которую записывается информация обо всех изменениях

• для EXT3 максимальный размер файла -2 TB
• максимальный размер всех файлов — 32 TB
• в каждом каталоге может быть до 32 000 подкаталогов

При журналировании может быть три опции (указываются при создании файловой системы):

• journal – в журнал метаданные, а также сама информация
• ordered – опция по умолчанию, сохраняются только метаданные и после записи на диск
• writeback – также сохраняются только метаданные, можно выбрать сохранять их до записи на диск или после

Файловая система EXT4

Современная версия extended file system, чаще всего применяется именно она

• максимальный размер файла -2 TB 16 TB
• максимальный размер всех файлов — 1 EB (exabyte). 1 EB = 1024 PB (petabyte). 1 PB = 1024 TB (terabyte).
• в каждом каталоге может быть до 64 000 подкаталогов

В EXT4 ведение журнала можно выключить установив опцию data при монтировании в off

EXT как основная файловая система Linux и практика работы

Файловая система создается командой mk2fs

Нужная опция журналирования указывается при монтировании, например:

mount /dev/vdc /mnt/1 -t ext3 -o data=journal

Конвертирование из EXT2 Eв XT3

ReiserFS

ReiserFS (и современная реализация Reiser4 с поддержкой SELinux) отличается хорошей производительностью и очень продуктивна — особенно при работе с большим количеством мелких файлов. ReiserFS не выделяет inode-ы для каждого мелкого файла обрабатывая их вместе, также ReiserFS использует журнал с несколькими доступными опциями. В настоящее время файловая система поддерживается разработчиками из России.

Создать FS для устройства можно командой

XFS

XFS – журналируемая файловая система. Использует оперативную память для хранения информации, поэтому возможны потери данных — например, при отключении электропитания.

Чтобы использовать XFS в Ubuntu потребуется установить пакеты xfsprogs и xfsdump

vfat

Файловая система Linux, также существующая в Windows среде. Используется когда нужно организовать совместный досутп к определенным дискам и разделам клиентов с разными ОС. В других случаях использовать не рекомендуется поскольку при работе в Linux возможны сложности.

Если у вас установлено две операционные системы, Windows и Linux, то наверняка вы хотели бы , содержащимся на разделах свободной операционной системы прямо из- под Windows, не перезагружая компьютер.

К сожалению, поддержка разделов ОС Linux в Windows не предусмотрена. А зря. Как мне кажется, это могло бы стать красивым жестом со стороны Microsoft.

Суть проблемы заключается в том, что Windows использует файловую систему NTFS, а Linux обладает своим способом организации файлов, extended file system, последняя версия которого имеет порядковый номер 4.

Linux более дружелюбна к своим пользователям нежели ее коммерческая сестра: в Linux по умолчанию предусмотрена поддержка файловой системы Windows NTFS. Конечно, установить Linux на с разделом в NTFS вам не удастся, но прочитать и записать данные с такого вы сможете.

Ext2 IFS

Ext2 IFS поддерживает Windows NT4.0/2000/XP/2003/Vista/2008 версий x86 и x64 и позволяет просматривать содержимое разделов Linux ext2, а также может производить запись на них. Утилита устанавливает системный драйвер ext2fs.sys, который расширяет возможности Windows и включает полную поддержку ext2 в ней: разделам ext2 присваиваются буквы дисков, а файлы и папки на них отображаются в диалогах всех приложений, например, в проводнике.

Ext2 FSD

Ext2 FSD – бесплатный драйвер для систем Windows (2K/XP/VISTA/7 версий x86 и x64). Как и предыдущая утилита, которая по своей сути тоже является драйвером, включает полную поддержку файловой системы ext2 в Windows.

LTOOLS – набор утилит командной строки, позволяющий читать и записывать данные на/с разделов Linux ext2, ext3 и ReiserFS (стандартные файловые системы Linux) с машины под управлением DOS или Windows.

Существует версия программы с графической оболочкой (написана на Java) – LTOOLSgui, а также версия с графической оболочкой, написанной на .

Ext2Read

На десерт как всегда самое вкусное.

Ext2Read – утилита, устроенная по типу файл менеджера, которая позволяет как просматривать, так и осуществлять запись на разделы ext2/ext3/ext4. Поддерживает LVM2 и, что отличает ее от других программ этого обзора, файловую систему ext4. Встроена поддержка рекурсивного копирования директорий.

А вот и второй десерт. Вначале было сказано, что неплохим жестом со стороны Microsoft было бы включить поддержку Linux разделов в Windows по умолчанию.

Жест все же был сделан на 20-летие Linux. Смотрите сами.

На этом все. Спасибо за внимание. Пойду отбиваться от майских жуков. Их этой весной ооочень много. 🙂

Теперь мы опишем наиболее популярную дисковую файловую систему Linux - ext2. Первый выпуск Linux использовал файловую систему MINIX 1, которая имела короткие имена файлов и максимальный размер файла 64 Мбайт. Файловая система MINIX 1 была в итоге заменена первой расширенной файловой системой ext, которая позволяла использовать более длинные имена файлов и более крупные размеры файлов. Вследствие своей низкой эффективности (в смысле производительности) система ext была заменена своей последовательницей ext2, которая до сих пор широко используется.

Дисковый раздел с ext2 содержит файловую систему с показанной на рис. 10.17 компоновкой. Блок 0 не используется системой Linux и содержит код загрузки компьютера. Следом за блоком 0 дисковый раздел разделен на группы блоков (без учета границ цилиндров диска). Каждая группа организована следующим образом.

Первый блок - это суперблок (superblock), в котором хранится информация о компоновке файловой системы, включая количество i-узлов, количество дисковых блоков, начало списка свободных дисковых блоков (это обычно несколько сотен элементов). Затем следует дескриптор группы, содержащий информацию о расположении битовых массивов, количестве свободных блоков и i-узлов в группе, а также количестве каталогов в группе. Эта информация важна, так как файловая система ext2 пытается распределить каталоги равномерно по всему диску.

В двух битовых массивах ведется учет свободных блоков и свободных i-узлов (это тоже унаследовано из файловой системы MINIX 1 и отличает ее от большинства файловых систем UNIX, в которых для свободных блоков используется список). Размер каждого битового массива равен одному блоку. При размере блока 1 Кбайт такая схема ограничивает размер группы блоков 8192 блоками и 8192 i-узлами. Первое число является реальным ограничением, а второе - практически нет. При блоках размером 4 Кбайт числа в четыре раза больше.

Затем располагаются сами i-узлы. Они нумеруются от 1 до некоторого максимума. Размер каждого i-узла - 128 байт, и описывает он ровно один файл. i-узел содержит учетную информацию (в том числе всю возвращаемую вызовом stat, который просто берет ее из i-узла), а также достаточное количество информации для определения местоположения всех дисковых блоков, которые содержат данные файла.

Следом за i-узлами идут блоки данных. Здесь хранятся все файлы и каталоги. Если файл или каталог состоит более чем из одного блока, то эти блоки не обязаны быть непрерывными на диске. В действительности блоки большого файла, скорее всего, будут разбросаны по всему диску.

Соответствующие каталогам i-узлы разбросаны по всем группам дисковых блоков. Ext2 пытается расположить обычные файлы в той же самой группе блоков, что и родительский каталог, а файлы данных - в том же блоке, что и i-узел исходного файла (при условии, что там имеется достаточно места). Эта идея была позаимствована из файловой системы Berkeley Fast File System (McKusick et al., 1984). Битовые массивы используются для того, чтобы принимать быстрые решения относительно выделения

места для новых данных файловой системы.

Когда выделяются новые блоки файлов, то ext2 также делает упреждающее выделение (preallocates) нескольких (восьми) дополнительных блоков для этого же файла (чтобы минимизировать фрагментацию файла из-за будущих операций записи). Эта схема распределяет файловую систему по всему диску. Она также имеет хорошую производительность (благодаря ее тенденции к смежному расположению и пониженной фрагментации).

Для доступа к файлу нужно сначала использовать один из системных вызовов Linux (такой, как open), для которого нужно указать путь к файлу. Этот путь разбирается, и из него извлекаются составляющие его каталоги. Если указан относительный путь, то поиск начинается с текущего каталога процесса, в противном случае - с корневого каталога. В любом случае, i-узел для первого каталога найти легко: в дескрипторе процесса есть указатель на него либо (в случае корневого каталога) он хранится в определенном блоке на диске.

Каталог позволяет использовать имена файлов длиной до 255 символов (рис. 10.18). Каждый каталог состоит из некоторого количества дисковых блоков (чтобы каталог можно было записать на диск атомарно). В каталоге элементы для файлов и каталогов находятся в несортированном порядке (каждый элемент непосредственно следует за предыдущим). Элементы не могут пересекать границы блоков, поэтому в конце каждого дискового блока обычно имеется некоторое количество неиспользуемых байтов.

Каждая запись каталога на рис. 10.18 состоит из четырех полей фиксированной длины и одного поля переменной длины. Первое поле представляет собой номер i-узла, равный 19 для файла colossal, 42 для файла voluminous и 88 для каталога bigdir. Следом идет поле rec_len, сообщающее размер всей записи каталога в байтах (возможно, вместе с дополнительными байтами-заполнителями после имени). Это поле необходимо, чтобы найти следующую запись (в том случае, когда имя файла дополнено неизвестным количеством байтов). На рисунке это поле обозначено стрелкой. Затем располагается поле типа файл, каталог и т. д. Последнее поле фиксированной длины содержит длину имени файла в байтах (8, 10 и 6 для данного примера). Наконец, идет само имя файла, заканчивающееся нулевым байтом и дополненное до 32-битной границы. За ним могут следовать дополнительные байты-заполнители.

На рис. 10.18, б показан тот же самый каталог после того, как элемент для voluminous был удален. Все, что при этом делается в каталоге, - увеличивается число в поле размера записи предыдущего файла colossal, а байты записи каталога для удаленного файла voluminous превращаются в заполнители первой записи. Впоследствии эти байты могут использоваться для записи при создании нового файла.

Поскольку поиск в каталогах производится линейно, то поиск записи, которая находится в конце большого каталога, может занять много времени. Поэтому система поддерживает кэш каталогов, к которым недавно производился доступ. Поиск в кэше производится по имени файла, и если оно найдено, то дорогой линейный поиск уже не нужен. Объект dentry вводится в кэш элементов каталога для каждого из компонентов пути, и (через его i-узел) выполняется поиск в каталоге последующих элементов пути (до тех пор, пока не будет найден фактический i-узел файла).

Например, чтобы найти файл, указанный абсолютным путем (таким, как /usr/ast/file), необходимо выполнить следующие шаги. Прежде всего система находит корневой каталог, который обычно использует i-узел с номером 2 (особенно когда i-узел с номером 1 зарезервирован для работы с плохими блоками). Она помещает в кэш элементов каталога соответствующий элемент (для будущих поисков корневого каталога). Затем она ищет в корневом каталоге строку «usr», чтобы получить номер i-узла для каталога /usr (который также вносится в кэш элементов каталога). Этот i-узел затем читается, и из него извлекаются дисковые блоки, так что можно читать каталог /usr и искать в нем строку «ast». После того как соответствующий элемент найден, из него можно определить номер i-узла для каталога /usr/ast. Имея этот номер i-узла, его можно прочитать и найти блоки каталога. И наконец, мы ищем «file» и находим номер его i-узла. Таким образом, использование относительного пути не только более удобно для пользователя, но и сокращает количество работы для системы.

Если файл имеется в наличии, то система извлекает номер i-узла и использует его как индекс таблицы i-узлов (на диске) для поиска соответствующего i-узла и считывания его в память. Этот i-узел помещается в таблицу i-узлов (i-node table) - структуру данных ядра, которая содержит все i-узлы для открытых в данный момент файлов и каталогов. Формат элементов i-узлов должен содержать (как минимум) все поля, которые возвращает системный вызов stat, чтобы вызов stat мог работать (см. табл. 10.10). В табл. 10.13 показаны некоторые из полей структуры i-узла, поддерживаемой в файловой системе Linux. Реальная структура i-узла содержит гораздо больше полей, поскольку эта же структура используется для представления каталогов, устройств и прочих специальных файлов. Структура i-узла содержит также зарезервированные для будущего использования поля. История показала, что неиспользованные биты недолго остаются без дела.

Теперь давайте посмотрим, как система читает файл. Вы помните, что типичный вызов библиотечной процедуры для запуска системного вызова read выглядит следующим образом:

n = read(fd, buffer, nbytes);

Когда ядро получает управление, то все, с чего оно может начать, - эти три параметра и информация в его внутренних таблицах (относящаяся к пользователю). Один из элементов этих внутренних таблиц - массив файловых дескрипторов. Он индексирован по файловым дескрипторам и содержит по одному элементу на каждый открытый файл (до некоторого максимального количества, по умолчанию это обычно 32).

Идея состоит в том, чтобы начать с этого дескриптора файла и закончить соответствующим Ьузлом. Давайте рассмотрим одну вполне возможную схему: поместим указатель на Ьузел в таблицу дескрипторов файлов. Несмотря на простоту, данный метод (к сожалению) не работает. Проблема заключается в следующем. С каждым дескриптором файла должен быть связан указатель в файле, определяющий тот байт в файле, с которого начнется следующая операция чтения или записи. Где следует хранить этот указатель? Один вариант состоит в размещении его в таблице Ьузлов. Однако такой подход не сможет работать, если несколько не связанных друг с другом процессов одновременно откроют один и тот же файл, поскольку у каждого процесса должен быть собственный указатель.

Второй вариант решения заключается в размещении указателя в таблице дескрипторов файлов. При этом каждый открывающий файл процесс имеет собственную позицию в файле. К сожалению, такая схема также не работает, но причина неудачи в данном случае не столь очевидна и имеет отношение к природе совместного использования файлов в системе Linux. Рассмотрим сценарий оболочки 5, состоящий из двух команд (р1 и р2), которые должны выполняться по очереди. Если сценарий вызывается командной строкой

то ожидается, что команда р1 будет писать свои выходные данные в файл x, а затем команда р2 также будет писать свои выходные данные в файл x, начиная с того места, на котором остановилась команда р1.

Когда оболочка запустит процесс р1, файл x будет сначала пустым, поэтому команда р1 просто начнет запись в файл в позиции 0. Однако когда р1 закончит свою работу, потребуется некий механизм, который гарантирует, что процесс р2 увидит в качестве начальной позиции не 0 (а именно так и произойдет, если позицию в файле хранить в таблице дескрипторов файлов), а то значение, на котором остановился pi.

То, как это делается, показано на рис. 10.19. Фокус состоит в том, чтобы ввести новую таблицу - таблицу описания открытых файлов (open file description table) - между таблицей дескрипторов файлов и таблицей i-узлов и хранить в ней указатель в файле (а также бит чтения/записи). На рисунке родительским процессом является оболочка, а дочерним сначала является процесс pi, а затем процесс p2. Когда оболочка создает процесс pi, то его пользовательская структура (включая таблицу дескрипторов файлов) представляет собой точную копию такой же структуры оболочки, поэтому обе они содержат указатели на одну и ту же таблицу описания открытых файлов. Когда процессpi завершает свою работу, дескриптор файла оболочки продолжает указывать на таблицу описания открытых файлов, в которой содержится позиция процесса p1 в файле. Когда теперь оболочка создает процесс p2, то новый дочерний процесс автоматически наследует позицию в файле, при этом ни новый процесс, ни оболочка не обязаны знать текущее значение этой позиции.

Если какой-нибудь посторонний процесс откроет файл, то он получит собственную запись в таблице описания открытых файлов со своей позицией в файле, а именно это и нужно. Таким образом, задача таблицы описания открытых файлов заключается в том, чтобы позволить родительскому и дочернему процессам совместно использовать один указатель в файле, но для посторонних процессов выделять персональные указатели.

Итак (возвращаясь к проблеме выполнения чтения read), мы показали, как определяются позиция в файле и i-узел. I-узел содержит дисковые адреса первых 12 блоков файла. Если позиция в файле попадает в его первые 12 блоков, то считывается нужный блок файла и данные копируются пользователю. Для файлов, длина которых превышает 12 блоков, в i-узле содержится дисковый адрес одинарного косвенного блока (single indirect block) (рис. 10.19). Этот блок содержит дисковые адреса дополнительных дисковых блоков. Например, если размер блока составляет 1 Кбайт, а дисковый адрес занимает 4 байта, то одинарный косвенный блок может хранить до 256 дисковых адресов. Такая схема позволяет поддержать файлы размером до 268 Кбайт.

Как в среде Windows сделать возможным доступ к разделу диска или съёмному носителю с файловыми системами Ext2/3/4 ? Если, к примеру, на компьютере есть ещё и вторая система Linux . И с её данными необходимо поработать из среды Windows . Или другой пример – когда внутри Windows смонтированы виртуальные диски с установленными на виртуальные машины системами Linux или Android . С Ext2/3/4 Windows нативно не умеет работать, ей для этого нужны сторонние средства. Что это за средства? Рассмотрим ниже таковые.

***
Тройка первых средств сделает возможным только чтение устройств информации с Ext2/3/4 . Последнее решение позволит и читать, и записывать данные. Все рассмотренные ниже средства бесплатны.

1. Программа DiskInternals Linux Reader

Простенькая программка – это примитивный файловый менеджер, сделанный по типу штатного проводника Windows, с поддержкой файловых систем Ext 2/3/4 , Reiser4 , HFS , UFS2 . В окне программы увидим разделы и устройства с Linux или Android .

Для копирования необходимо выделить папку или файл, нажать кнопку «Save» .

Затем указать путь копирования.

2. Плагин для Total Commander DiskInternals Reader

Любители популярного могут извлекать данные Linux или Android внутри Windows с помощью этого файлового менеджера. Но предварительно установив в него специальный плагин. Один из таких плагинов — , он умеет подключать и читать устройства информации, форматированные в Ext2/3/4 , Fat/exFAT , HFS/HFS+ , ReiserFS . Загружаем плагин, распаковываем его архив внутри , подтверждаем установку.

Запускаем (важно) от имени администратора. Заходим в раздел . Нажимаем .

Здесь, наряду с прочими разделами диска и носителями, будет отображаться тот, что с Ext2/3/4 .

Данные копируются традиционным для способом – клавишей F5 на вторую панель.

3. Плагин для Total Commander ext4tc

Упрощённая альтернатива предыдущему решению – ext4tc , ещё один плагин для . Он может подключать для чтения устройства информации, форматированные только в Ext2/3/4 . Скачиваем плагин, распаковываем его архив внутри файлового менеджера, запускаем установку.

Запускаем (важно) от имени администратора. Кликаем . Заходим в .

При необходимости копирования данных используем обычный способ с клавишей F5 .

4. Драйвер поддержки Ext2Fsd

Программа Ext2Fsd – это драйвер Ext2/3/4 , он реализует поддержку этих файловых систем на уровне операционной системы. С разделами диска и накопителями, форматированными в эти файловые системы, можно работать как с обычными, поддерживаемыми Windows устройствами информации в окне проводника или сторонних программ. Драйвер позволяет и считывать, и записывать данные.

Скачиваем последнюю актуальную версию Ext2Fsd .

При установке активируем (если для длительной работы) три предлагаемых чекбокса:

1 — Автозапуск драйвера вместе с Windows;
2 — Поддержка записи для Ext2 ;
3 — Поддержка форматирования для Ext3 .

На предфинишном этапе активируем опцию запуска окошка диспетчера драйвера — — с попутным присвоением устройствам информации с Ext2/3/4 буквы диска.

В окошке открывшегося увидим носитель с уже присвоенной буквой. Например, в нашем случае носителю с Ext4 задана первая свободная буква F .

Теперь можем работать с диском F в окне проводника.

Присвоить букву новым подключаемым устройствам с Ext2/3/4 можно с помощью контекстного меню, вызываемого на каждом из отображаемых в окне устройств. Но просто при присвоении буквы диска такое устройство не будет отображаться после перезагрузки Windows, это решение только для одного сеанса работы с компьютером. Чтобы сделать новое устройство с Ext2/3/4 постоянно видимым в среде Windows, необходимо двойным кликом по нему открыть настроечное окошко и установить постоянные параметры подключения. Во второй графе нужно:

Для съёмных носителей активировать чекбокс, обозначенный на скриншоте цифрой 1, и указать букву диска;
Для внутренних дисков и разделов активировать чекбокс, обозначенный на скриншоте ниже цифрой 2, и также указать букву диска.