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认识Linux文件系统
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磁盘组成及分区复习(正好给自己提几个问题)
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什么是扇区，有哪两种格式
- 扇区(Sector)为最小的物理储存单位，且依据磁盘设计的不同，目前主要有 512bytes 与 4K 两种格式；
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什么是磁柱
- 将扇区组成一个圆，那就是磁柱(Cylinder)；
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磁盘分区表的两种格式
- 磁盘分区表主要有两种格式，一种是限制较多的 MBR 分区表，一种是较新且限制较少的 GPT 分区表。
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MBR第一个扇区由什么组成呢
- MBR 分区表中，第一个扇区最重要，里面有： (1)主要开机区(Master boot record, MBR)及分区表(partition
table)， 其中 MBR 占有 446 bytes，而 partition table 则占有 64 bytes。
- MBR 分区表中，第一个扇区最重要，里面有： (1)主要开机区(Master boot record, MBR)及分区表(partition
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实体磁盘的文件名是什么
- /dev/sd[a-p][1-128]
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虚拟磁盘的文件名是什么
- /dev/vd[a-d][1-128]
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文件系统特性
- 什么是格式化，(我以前只是觉得是清空哈哈哈哈，还真没想过)，每种操作系统所设定的文件属性和权限并不相同，格式化分区槽是为了让它变成系统能够使用的"文件系统格式"
- 文件系统通常将权限和属性放到inode中，实际数据放到data block区块中，另外有一个超级区块(superblock)会记录整个文件系统的整体信息(inode与block的总量呀，使用量呀，剩下多少呀，听起来像一个管家哈哈哈哈)
- inode、block、superblock的简要概述
- superblock：记录此 filesystem 的整体信息(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)
- inode：记录文件的属性，一个文件占用一个inode，同时记录文件数据所在的block号码
- block：实际记录文件的内容，如果是很大的文件就多占一些block啦
- 关于碎片整理
- 需要碎片整理是因为写入的block过于离散啦，想想磁盘机械手臂的磁盘读取头来来回回的我都觉得累，碎片整理就是将同一个文件的block整理到一起，那么数据的读取就变得容易，但是Ext2是索引式文件系统(一下子将inode中的block号码对应的block全读出来，是不是有点像散列表哈哈哈)，不太需要碎片整理啦，但是如果是以前的老式u盘呢，例如FAT格式(这里读取block是需要一个一个读取的，感觉像链表)，就需要碎片整理了
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Linux的Ext2文件系统(inode)
- 文件系统一开始就将inode与block规划好了，除非重新格式化or利用resize2fs等指令变更文件系统大小，否则inode和block就固定不再变动啦
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关于区块群组
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如果文件系统太大啦，那么那么夺得inode与block都放在一起也不好管理，于是Ext2文件系统在格式化的时候会区分为多个区块群组，而每个群组都有独立的inode、block、superblock系统
- 接上图，文件系统最前面有一个启动扇区(boot sector)可安装开机管理程序，所以我们才能由多重引导呀！
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data block
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Ext2 文件系统中所支持的 block 大小有 1K, 2K 及
4K 三种而已
- 上图非绝对，某些应用程序捕捉不到辣么大的文件
- 关于Ext2文件系统block的限制
- 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)
- 每个 block 内最多只能够放置一个文件的数据
- 如果文件大于 block 的大小，则一个文件会占用多个 block 数量
- 若文件小于 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)
- 现在磁盘都太大啦，4k就好，知道原理就行
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inode table
- inode记录的文件数据至少有：
- 该文件的存取模式(read/write/excute)；
- 该文件的拥有者与群组(owner/group)；
- 该文件的容量；
- 该文件建立或状态改变的时间(ctime)；
- 最近一次的读取时间(atime)；
- 最近修改的时间(mtime)；
- 定义文件特性(flag)，如 SetUID...；
- 该文件真正内容的指向 (pointer)；
- 关于inode的特色
- 每个 inode 大小均固定为 128 bytes (新的 ext4 与 xfs 可设定到 256 bytes)
- 每个文件都仅会占用一个inode
- 文件系统能够建立的文件数量与inode的数量有关
- 系统读取文件需先找到inode，先分析inode所记录的权限与用户是否符合，如果符合才能够开始读取block内容
- 关于inode的12个直接、一个间接、一个双间接和一个三间接
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如果文件很大呢，inode记录一个block号码要花费4byte，根本记录不下那么多block号码
- 直接就是直接指向block号码的对照
- 间接就是再拿一个block当作记录block号码的记录区
- 双间接就是使用第一个block来记录block号码
- 三间接就是使用第二个block记录block号码
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- inode记录的文件数据至少有：
- 假如block大小为1k，inode能指定多少block呢
- 12个直接：12*1K=12K
- 间接：256*1K=256K
- 双间接：2562561K=2562K
- 三间接： 256256256*1K=2563K
- 总额=12 + 256 + 256256 + 256256*256 (K) = 16GB
- 注意2k与4k block不能这么计算，因为会受到Ext2文件系统本身的限制
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superblock
- superblock记录的主要信息
- block与inode的总量
- 未使用与已使用的inode和block数量
- block与inode的大小(block 为 1, 2, 4K， inode 为 128bytes 或 256bytes)
- filesystem的挂载时间，最近一次写入数据的时间，最近一次检查磁盘(fsck)的时间等文件系统相关信息
- 一个valid bit数值，如果这个文件系统已经被挂载，valid bit为0，否则valid bit为1
- 注意：除了第一个block group含有superblock之外，后面的block group不一定含有superblock，如果有的话呢，主要是作为第一个block group内superblock的备份，用于救援
- Filesystem Description(文件系统描述谁说明)
- 该区段描述每个block group的开始和结束block号码，以及每个区段(superblock、bitmap、inodemap、data block)分别介于哪一个block号码之间
- superblock记录的主要信息
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block bitmap(区块对照表)**
- block bitmap记录的主要信息
- 记录哪些block是空的
- 再删除某些文件时，文件原本占用的block号码需要释放，block bitmap中相应的block号码标志就会被修改为"空闲"
- block bitmap记录的主要信息
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dumpe2fs：查询Ext家族superblock信息的指令**
- 语法
1. dumpe2fs [-bh] 装置文件名 - 选项与参数
1. -b ：列出保留为坏轨的部分(用不到 ) 2. -h ： 仅列出 superblock 的数据，不会列出其他的区段内容。 - blkid:显示目前系统被格式化的装置
- dumpe2fs的部分字段
1. Filesystem volume name：文件系统的名称 2. Last mounted on：上一次挂载的目录位置 3. Filesystem UUID：Linux对装置的定义码 4. Filesystem features：文件系统的特征数据 5. Default mount options：预设在挂载时会主动加上的挂载参数 6. Filesystem state：这块系统的文件的状态，clean是没问题的意思 7. Inode count：inode的总数 8. Block count：block的总数 9. Reserved block count：保留的block总数 10. Free blocks：空闲的block可用数量 11 Free inodes：空闲的inode可用数量 12. Block size：单个block的容量大小 13. inode size：inode的容量大小 14. Journal size：日志式数据的可供记录总量 15. Group 0：第一块block group位置 16. Primary superblock at 0, Group descriptors at 1-1：主要 superblock 的所在 17. Inode table at 161-672 (+161)：inode table的所在 18. Free blocks：剩余的容量有多少
- 语法
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与目录树的关系
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目录
- 当我们在linux的文件系统建立一个目录时，系统会分配一个inode和至少一块block给该目录，inode记录该目录的权限、属性and分配到的block号码，block记录在这个目录下的文件名和该文件名占用的inode号数据[要记得这只是个目录呀]
- 当目录下的文件数过多导致一个block无法容纳所有文件名+inode对照号码时，Linux会给于该目录多一个block来记录相关的数据
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文件
- 当我们在Linux的ext2建立一个一般文件时，ext2分配一个inode与相匹配与文件大小的block给该文件，[记得如果文件很大时候我们还有inode的12个直接、一个间接、一个双间接和一个三间接帮忙]
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目录树读取
- eg：读取/etc/passwd的过程
- / 的 inode：
透过挂载点的信息找到根目录 inode，且 inode 规范的权限让我们可以读取该 block的内容(有 r 与 x)； - / 的 block：
取得 block 的号码，并找到该内容有 etc/ 目录的 inode 号码； - etc/ 的 inode：
读取 etc的inode号码得知用户具有 r 与 x 的权限，因此可以读取 etc/ 的 block 内容； - etc/ 的 block：
取得 block 号码，并找到该内容有 passwd 文件的 inode 号码； - passwd 的 inode：
读取passwd的inode号码得知用户具有 r 的权限，因此可以读取 passwd 的 block 内容； - passwd 的 block：
将该 block 内容的数据读出来。
- / 的 inode：
- eg：读取/etc/passwd的过程
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filesystem 大小与磁盘读取效能
- 文件系统过大可能会有文件数据离散的问题发生，合理规划分区
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EXT2/EXT3/EXT4 文件的存取与日志式文件系统的功能
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新增一个文件时文件系统的行为
- 确定新增文件的目录是不是有相应权限
- 根据inode bitmap找到没有使用的inode号码，将新文件的权限/属性写入
- 根据block bitmap找到未使用的block号码，将实际数据写入block，并更新inode的block指向
- 将刚刚写入的inode与block数据同步至inode bitmap与block bitmap，并更新superblock的内容
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数据存放区域与中介数据
- 将inode table与data block称为数据存放区域
- 将其他eg：superblock、block bitmap与inode bitmap等区段称为metadata(因为superblock、block bitmap与inode bitmap数据经常变动，无论新增、删除还是修改都会影响这几个区段的数据，所以就叫中介数据啦)
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数据不一致(inconsistent)状态
- 写入inode table与data block数据之后，嘣！停电了！系统不知道为啥断了！metadata的内容与实际数据存放区不一致
- Ext2中，如果有此情况，系统重新启动后会由superblock当中的valid bit与filesystem state等状态判断是否强行进行数据一致性检查(费事费力，要针对metadata区域与实际数据存放区进行对比，要搜寻整个filesystem，于是引出了日志式文件系统)
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日志式文件系统(journaling filesystem)
- 简化了的一直性检查的步骤
- 预备：当系统要写入一个文件，在日志记录区块中记录某个文件准备要写入的信息
- 实际写入：写入文件的权限and数据，更metadata的数据
- 结束：完成数据与metadata的更新
- 这样做的好处在于有问题检查日志记录区块就好了，不用针对整块filesystem检查
- 简化了的一直性检查的步骤
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Linux文件系统的运作
- 关于异步处理(asynchronously)的方式
系统加载一个文件到内存后，如果文件没有修改过，那么内存区段的文件数据就会设定为干净(clean)的,但是如果内存中的文件被修改过，此时内存中的数据就会被设定为脏的(dirty)，此时所有的动作都在内存中进行，不写入到磁盘，然后系统不定时的将内存中设定为dirty的数据写回磁盘，以保持磁盘和内存数据一致性 - 关于Linux文件系统与内存的关系
- 系统将常用的文件数据放置到主存储器的缓冲区，用来加速文件系统的读写
- 所以Linux的物理内存最后都会被用光，这是正常滴，为了加速系统效能
- 可以使用sync来强迫内存中dirty的文件回写到磁盘
- 关机指令会主动呼叫sync
- 非正常系统中断，由于数据未回写到磁盘，重新启动可能要花费时间进行磁盘检验，还有可能导致文件系统的损毁(不是磁盘坏了...)
- 关于异步处理(asynchronously)的方式
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挂载点的意义(mount point)
- 挂载点一定时目录,该目录未进入该文件系统的入口
- 这里要重点重重点记录一下了!!!这里我本来一直没搞清楚为什么/，/home，/boot这三个目录的inode的号码都是一样的，而且为什么说/，/home，/boot是三个不同的文件系统
因为他们都挂载在根目录啊，目录是目录，挂载只是挂在树上的果子而已，谁或三个果子不能长在一个枝桠上，剩下的事交给目录inode指向的block，而/，/home，/boot的文件属性并不相同，挂载点也不相同，所以自然是三个不同的文件系统 - 为什么/，/.，/..是一样的东西呢，可以看一看，文件属性相同，还指向一个inode，还都是一个挂载点，当然是一个东西[官方一点说，同一个filesystem的某个inode只会对应到一个文件内容，毕竟一个文件占用一个inode嘛]
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其他 Linux 支持的文件系统与 VFS
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常见的支持的日志式文件系统
- 传统文件系统： ext2 / minix / MS-DOS / FAT (用 vfat 模块) / iso9660 (光盘)等等
- 日志式文件系统： ext3 /ext4 / ReiserFS / Windows' NTFS / IBM's JFS / SGI's XFS / ZFS
- 网络文件系统： NFS / SMBFS
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查看Linux支持的文件系统
ls -l /lib/modules/$(uname -r)/kernel/fs -
查看目前已加载到内存中支持的文件系统
cat /proc/filesystems -
Linux VFS(virtual filesystem switch)
- 整个linux系统都是通过名为vfs的核心功能来读取filesystem的，所以我们才无需知道每个partition是什么，vfs主动帮我们做好读取的工作
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vfs简略图
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XFS 文件系统简介
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EXT 家族： 支持度最广，格式化超慢
- ext家族采用的是预先规划处所有的inode/block/metadata等数据，但是目前磁盘容量愈来愈大，传统MBR被GPT取代，格式化的时候预先分配inode和block要耗费大量时间
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XFS 文件系统的配置
- xfs主要规划为三个部分，一个资料区 (data section)、一个文件系统活动登录区 (log section)以及一个实时运作区 (realtime section)
- 资料区(data section)
- 与ext家族一样包括 inode/data block/superblock 等数据
- 与ext家族类似，data section分为多个储存区群组(allocation groups)，每个储存区群组包含(1)整个文件系
统的 superblock、 (2)剩余空间的管理机制、 (3)inode 的分配与追踪。 - inode与block在系统需用时动态生成
- 与ext家族不同之处，xfs的block与inode哟多种不同的容量可设定，block[512bytes ~ 64K,最高4k，不然linux核心不给挂载没法用]，inode[256bytes ~2M，256bytes的默认值即可]
- 文件系统活动登录区(log section)
- 主要用来记录文件系统的变化，直至文件的变化完整的写入到数据区，该文件的该笔记录才会终结，文件系统意外中断后系统会依此登录区进行检验，来快速的修复文件系统
- 可指定外部的磁盘作为xfs的日志区块(因为读写频繁，可指定ssd)
- 实时运作区(realtime section)
- 文件建立时，xfs在这一区段找一个或书个extent区块用来将文件放置在这个区块内，等到分配完毕，再写入data section的inode与block中
- 这个extent区块大小在格式化时要先指定[4K~1G]，默认即可，不要乱动[会影响到实际磁盘的效能]
- xfs主要规划为三个部分，一个资料区 (data section)、一个文件系统活动登录区 (log section)以及一个实时运作区 (realtime section)
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XFS文件系统的描述数据观察
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xfs_info 挂载点/装置文件名
- 第一行，isize=inode的容量，agcount=储存区群组的个数，agsize=每个储存区群组具有65536个block，文件系统容量=4655364k*(第四行bsize=4096=4k)
- 第二行，sectsz=逻辑扇区(sector)的容量
- 第四行，bsize=block的容量
- 第五行，sunit与swidth与磁盘阵列的stripe相关性较高
- 第七行，internal指的是这个登录区的位置在文件系统内，而非外部设备
- 第九行，realtime=none表示没有使用，extent容量=4k
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文件系统的简单操作
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磁盘与目录的容量
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df
- 语法
1. df [-ahikHTm] [目录或文件名] - 选项与参数
1. -a：列出所有文件系统，包括特有的/proc等文件系统 2. -k：以kbytes的容量显示 3. -m：以mbytes的容量显示 4. -h：以较易阅读的格式显示(G,M,K) 5. -H：以m=1000k取代m=1024k的方式 6. -T：连同partition的filesystem名称(eg：xfs)也列出来 7. -i：不用磁盘容量，而以inode的数量来显示 - 字段含义
- filesystem：代表文件系统是在哪个partition
- 1k-blocks：底下的数字单位是1kb
- used：使用掉的硬盘空间
- available：剩下的磁盘空间大小
- use%：磁盘使用率
- mounted on：挂载点
- 有个/dev/shm的目录是内存虚拟出来的磁盘空间哈，通常是总物理内存的一半
- 语法
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du
- 语法
1. du [-ahskm] 文件或目录名称 - 选项与参数
1. -a列出所有的目录与文件容量 2. -h：同df 3. -s：列出总量，而不列出每个目录的占用容量 4. -S：不包括子目录的统计，与-s有差别 5. -k，-m：同上 - 直接输入du不加选项，du会分析当前目录的文件与目录所占用的磁盘空间，实际显示时仅会显示目录容量(不含文件)
- 语法
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实体链接与符号链接
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Hard link(实体链接、硬链接or实际链接)
有没有可能多个档名对应到同一个inode？hard link就是在某个目录下新增一笔档名链接到某个inode号码的关联记录
建立实体链接的指令
ln 目标文件名 将建立实体链接的文件名-
示意图
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建立实体链接的好处
- 安全：将任何一个文件删除后，inode与block都依然存在，可通过另一个档名来读取到正确的文件数据
有没有可能hard link改变block呢，有，新增数据正好将目录的block填满时则需要再加一个block来记录时
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hard link的限制
- 不能跨filesystem
- 不能link目录
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Symbolic link(符号链接)
- symbolic link就是建立一个独立的文件，当数据读取时这个文件会指向他link的文件的档名，当源档被删除后，符号链接的文件将找不到原始的档名
- 建立符号链接的指令
ln -s 目标文件名 将建立符号链接的文件名 - 连结档的重要内容就是他会写上目标文件的文件名(ll可以看到连结档的的大小其实就是目标文件名的路径)
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示意图
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ln
- 语法
1. ln [-sf] 来源文件 目标文件 - 选项与参数
-s:如果不加任何参数就进行连结，那就是 hard link，至于 -s 就是 symbolic link -f:如果目标文件存在时，就主动的将目标文件直接移除后再建立 - eg
cd /tmp;cp -a /etc/passwd du -sb;df -i .(计算/tmp下有多少个bytes的容量，使用了多少inode) ln passwd passwd_hd(实体链接) du -sb;df -i .(观察) ln -s passwd passwd_so(符号链接) du -sb;df -i .(观察) ll -i passwd*(观察) - 关于目录的link数量
- 新建一个目录，会有三样东西，目录本身，“.”，".."，"."指向目录本身，".."指向上层目录，so...新的目录link数为2，上层目录的link数增加1
- 语法
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磁盘的分区、格式化、检验与挂载
- 新增一颗磁盘时的动作
- 对磁盘进行分区，以建立可用的 partition
- 对该 partition 进行格式化 (format)，以建立系统可用的 filesystem
- 若仔细一点，则对刚刚建立好的 filesystem 进行检验
- 在 Linux 系统上，需要建立挂载点 (亦即是目录)，并将他挂载上来
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观察磁盘分区状态
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lsblk 列出系统上的所有磁盘列表
- 语法
1. lsblk [-dfimpt] [device] - 选项与参数
-d ： 仅列出磁盘本身，并不会列出该磁盘的分区数据 -f ：同时列出该磁盘内的文件系统名称 -i ：使用 ASCII 的方式输出，不使用复杂的编码 -m ：同时输出该装置在 /dev 底下的权限数据 (rwx 的数据) -p ：列出该装置的完整文件名 -t ：列出该磁盘装置的详细数据，包括磁盘队列机制、 预读写的数据量大小等 - 一些字段
NAME:装置的文件名(省略/dev等前导目录) MAJ:MIN:主要:次要装置代码(核心认识的装置都是透过这两个代码熟悉的) RM:是否为可卸除装置(usb、光盘...etc) SIZE:容量 RO:是否为只读装置 TYPE:是磁盘(disk)，分区(partition)还是只读存储器(rom)等 MOUNTPOINT:挂载点 - eg
- 列出/dev/sda装置内所有数据的完整文件名
lsblk -ip /dev/sda - 列出装置的UUID参数
UUID：全局单一标识符，Linux将系统内所有的装置都给予一个独一无二的标识符，可用来挂载or使用
blkid - parted列出磁盘的分区表类型与分区信息
parted device_name print
几个字段
Model:磁盘的模块名(厂商
Disk /dev/sda:磁盘的总容量
Partition Table:分区表格式(MBR/GPT)
- 列出/dev/sda装置内所有数据的完整文件名
- 语法
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磁盘分区:gdisk/fdisk
- __MBR分区使用fdisk分区，GPT分区使用gdisk分区
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gdisk(不需要背)
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gdisk 装置名称
eg：gdisk /dev/sda 几个常用的指令 d delete a partition # 删除一个分区 n add a new partition # 增加一个分区 p print the partition table # 印出分区表 (常用) q quit without saving changes # 不储存分区就直接离开 gdisk w write table to disk and exit # 储存分区操作后离开 gdisk 使用gdisk不要背，？之后就全都可以看到(可以随便玩，别按w，按q就行了)
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p列出目前磁盘分区表信息后的几个字段
- Number：分区表编号，1指的是/dev/sda1
- Start(sector)：每一个分区槽开始扇区号码位置
- End(sector)：每一个分区的结束扇区号码位置，与 start 之间可以算出分区槽的总容量
- Size：分区槽容量
- Code：分区槽内可能的文件系统类型，linux为8300，swap为8200(只是一个提示，不见得真的代表分区槽内的文件系统)
- Name：文件系统的名称
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几点重要的结论
- 可以看到最大扇区数及目前使用到的扇区数，可以进行额外的分区
- 新分区通常选用上一个分区的结束扇区号码+1作为起始扇区号码
- gdisk只有root可以执行，使用的装置文件名eg:/dev/sda，而不要使用/dev/sda1,因为我们是对整个磁盘进行分区而不是某个分区进行分区
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用gdisk新增分区槽(下面是假设需求)
1GB 的 xfs 文件系统 (Linux)
1GB 的 vfat 文件系统 (Windows)
0.5GB 的 swap (Linux swap)(这个分区等一下会被删除喔！ )
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- 新增一颗磁盘时的动作