Linux学习笔记(八)——Linux磁盘与文件系统管理

1) 每种操作系统所设定的文件属性/权限并不相同， 为了存放这些档案所需的数据，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)』。

2) Linux的正统文件系统则为Ext2 (Linux second extended file system, ext2fs)。

3) 每个 inode 与 block 都有编号，意义如下：

a) 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；

b) inode：记录档案的属性，一个档案占用一个inode，同时记录此档案的数据所在的 block 号码；

c) block：实际记录档案的内容，若档案太大时，会占用多个block 。

d) 这种数据存取的方法我们称为索引式文件系统(indexed allocation)。

e)

4) EXT2文件系统

a) 文件系统一开始就将inode和block规划好了，不会变动，除非重新格式化。

b) 因此 Ext2 文件系统在格式化的时候基本上是区分为多个区块群组(block group)的,每个区块群组都有独立的 inode/block/superblock 系统。

c)

d) 文件系统最前面有一个启动扇区（boot sector），可以安装开机管理程序，如此一来，可以将不同的开机管理程序安装到个别的文件系统最前端，而不用覆盖整颗硬盘的MBR,来实现多重引导。

5) datablock (资料区块)

用来存放档案内容，etx2支持的block大小有1K,2K,4K三种。格式化时block大小已经确定，并且编号。

基本限制如下：

a) 原则上，block 的大小与数量在格式化完就不能够再改变了(除非重新格式化)；

b) 每个 block 内最多只能够放置一个档案的数据；

c) 档案大于block 的大小，则一个档案占用多个 block 数量；

d) 若档案小于block ，则该 block 的剩余容量就不能够再被使用了(磁盘空间会浪费)。

6) inodetable (inode 表格)

记录档案的属性以及内容存放于哪一个block。

记录的档案数据至少如下：

a) 该档案的存取模式(read/write/excute)；

b) 该档案的所有者与群组(owner/group)；

c) 该档案的容量；

d) 该档案建立或状忞改变的时间(ctime)；

e) 最近一次的读取时间(atime)；

f) 最近修改的时间(mtime)；

g) 定义档案特性的旗标(flag)，如 SetUID...；

h) 该档案真正内容的指向 (pointer)；

inode的特征：

a) 每个 inode 大小均固定为 128 bytes；

b) 每个档案都仅会占用一个 inode 而已；

c) 承上，因此文件系统能够建立的档案数量与 inode 的数量有关；

d) 系统读取档案时需要先找到 inode，并分析 inode 所记录的权限与用户是否符合，若符合才能够开始实际读取 block 的内容。

node记录block号码的区域定义为12个直接，一个间接, 一个双间接与一个三间接记录区。

7) Superblock(超级区块)

Superblock 记录整个 filesystem 相关信息，如下：

a) block与 inode 的总量；

b) 未使用与已使用的 inode / block 数量；

c) block与inode大小(block为 1, 2, 4K，inode为 128 bytes)；

d) filesystem的挂载时间、最近一次写入数据的时间、最近一次检验磁盘 (fsck) 的时间等文件系统的相关信息；

e) 一个 valid bit 数值，若此文件系统已被挂载，则 valid bit 为 0 ，若未被挂载，则 valid bit 为 1 。

8) 与目录树关系

a) 在ext2文件系统中创建一个目录时，ext2会分配一个inode和至少一个block块给该目录。其中inode记录该目录的相关权限和属性，以及block号，而block则是记录该目录下的文件名和该文件名对应的inode号。

b) 在ext2文件系统中创建一个档案时，ext2会分配一个inode与相对于该档案大小的block的数量给该档案。

c) 目录树读取：读取档案→经过目录的inode和block→权限检测→从block中读出档案的inode号→……→读取该档案。

d)

e) #df #查询目录树与装置的对应关系及相关信息

9) ext2中新增档案

新增档案或目录需要block bitmap和inode bitmap。

a) 先确定用户对新增的档案的目录是否具有w和x权限，若有的话才能新增。

b) 根据inode bitmap找到没有使用的inode号，并将档案的权限和属性写入。

c) 根据block bitmap找到没有使用的block号，并将实际的数据写入block中，且更新inode的block指向数据。

d) 将刚刚写入的inode和block数据同步到inodebitmap和block bitmap中，并更新superblock的内容。

inode table和data block称为数据存放区域，superblock、inode bitmap、block bitmap称为中介数据，因为每次增删改都会影响这三部分的数据。

10) 日志式文件系统 (Journaling filesystem)

从ext2升级到ext3之后，可以获得一个强有力的日志式文件系统，意味着从系统中止到快速重新复原而不是持续的等e2fsck执行长时间的修复。

11) Linux文件系统的运作

当系统加载一个档案到内存之后，如果这个档案没有被变动过，则在内存区段的档案数据会被设定为干净的（clean）。但如果有变动（例如用vi编辑过）此时该内存中的数据会被设定为脏的（dirty），此时所有的动作还在内存中进行，并没有写入磁盘中，系统会不定时的将内存中设定为dirty的数据写回磁盘，以保持磁盘与内存数据的一致性。

每个 filesystem 都有独立的 inode / block / superblock 等信息，这个文件系统要能够链接到目录树才能被我们使用。 将文件系统与目录树结合的动作我们称为『挂载』。

挂载点一定是目录，该目录为进入该文件系统的入口。

3个挂在点/ /boot /home,分别对应3个装置文件名/dev/sda2,/dev/sda1,/dev/sda3, 由于 filesystem 最顶层的目录inode 一般为 2 号，因此可以发现/, /boot, /home 为三个不同的 filesystem。

Linux系统由VFS(Virtual Filesystem Switch)来管理filesystem。

12) 文件系统简单操作

a) #df 列出整个文件系统的磁盘使用情况

b) #du 评估文件系统的磁盘使用量（常用来评估目录）

c) Linux下的连接挡有两种，一种是类似windows的快捷方式功能的档案，可以让你快速的链接到目标档案或目录。另一种是透过文件系统的inode连接来产生新档名，而不是新档案，这种称为实体链接（hard link）。

d) #ln源文件 目标文件

两个文件的所有信息都一样，inode都是1912701，第二个字段由1变为了2，说明有2个档案名链接到了这个inode。

不论使用哪个【档案】来编辑，最终的结果都会写入相同的inode与block中，因此均能进行数据的修改。

使用 hard link 设定链接文件时，磁盘的空间与 inode 的数目都不会改变！

e) hardlink不能跨filesystem，也不能link目录。

f) SymbolicLink (符号链接，亦即是快捷方式)

由上图我们发现，两个档案指向不同的inode号码，当然就是两个独立的档案存在了，而且链接挡的重要内容就是写上目标档的【文件名】。

由 Symboliclink 所建立的档案为一个独立的新档案，所以会占用掉 inode 与block 的空间。

g) 创建链接档

#ln [-sf] 源文件 目标文件

h) 目录link数量

当我们建立新的目录时，新的目录link为2，而上层目录的link树则会增加1。

13) 磁盘分区：fdisk

#fdisk [-l] 装置名称（注意不要有数字）

建立分割槽会有如下几种情况：

a) 1-4号尚有剩余，且系统未有extended： 此时会出现让你选择 Primary / Extended 的项目，且你可以指定 1~4 号间的号码；

b) 1-4号尚有剩余，且系统有extended： 此时会出现让你选择 Primary / Logical 的项目；若选择 p 则你还需要指定 1~4 号间的号码； 若选择 l(L的小写) 则不需要设定号码，因为系统会自动指定逻辑分割槽的文件名号码；

c) 1-4没有剩余，且系统有extended： 此时不会让你选择分割槽类型，直接会进入 logical 的分割槽形式。

磁盘格式化： #mkfs [–t 系统文件格式] 装置名

磁盘检查：#fsck 装置名称

磁盘挂载前，先确定如下几点：

a) 单一的文件系统不应该被重复的挂载在不同的挂载点（目录）中；

b) 单一目录不应该重复挂载多个文件系统；

c) 要作为挂载点的目录，理论上应该是空目录；

#mount 装置文件名挂载点

#mount –l 查看[已挂载]的文件系统

#mount –o remount,rw,auto / 重新挂载根目录

#umount [-fn] 装置文件名或挂载点 卸除装置档案

#dumpe2fs –h /dev/sda2 查询文件系统标头(label)

开机即挂载文件系统，要修改/etc/fstab,但是有如下限制：

a) 根目录/是必项挂载的﹐而且要先于其它mount point 被挂载。

b) 其它 mount point 必项为已建立的目录﹐可任意指定﹐但一定要遵守必须的系统目录架构原则

c) 所有 mount point 在同一时间只内﹐只能挂载一次。

d) 所有 partition 在同一时间之内﹐只能挂载一次。

e) 若卸除﹐必项先将工作目录移到mount point(及其子目录)之外。

f) 设定完毕后，务必用mount –a 测试语法正确与否。

建立大档案以制作 loop 装置档案,然后将此档案挂载，可以在无法再建立实体分割槽时使用。

fdisk无法支持2TB以上的分割槽，需要parted来处理。

#parted [装置] [指令[参数]]

14) 总结

a) 需要碎片整理的原因就是档案写入的 block 太过于离散了，此时档案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档案所属的 blocks 汇整在一起。

b) 磁盘的使用必须要进过：分割、格式化、挂载，惯用的指令为：fdisk,mkfs,mount

c) 删除分割槽时需要注意以下4点

d) 1.用[df]查看分割槽是否被挂载，若被挂载，需先卸载[umount]

e) 2.如果是swap分割槽，需要先以[swapon -s]找出被使用的分割槽，然后用[swapoff]关掉，然后再删除分割槽。

f) 3.[fdisk]存在[-l]参数时只有展示功能，无法增删改分割槽。

g) 4.由于逻辑分割槽是从5开始连续编号的，故删除的时候应该从最大编号的分割槽开始删除。

------以上整理总结自鸟哥的Linux私房菜