linux学习篇5--- 文件系统 实体连接与符号链接 磁盘 分割挂载 格式化 swap
linux学习篇5---- 《鸟哥的Linux私房菜基础学习篇（第三版）》读书笔记
1.文件系统特性
Linux 操作系统的档案权限(rwx)与文件属性(拥有者、群组、时间参数等)。 文件系统通常会将这两部分的数据分别存放在不同癿区块，权限与属性放置到inode中，至于实际数据则放置到 datablock区块中。 另外，还有一个超级区块 (superblock) 会记录整个文件系统的整体信息，包括 inode 不 block 的总量、使用量、剩余量等。
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；
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每个 block 号码；
block：实际记录档案的内容，若档案太大时，会占用多个 block 。
inode/block 资料存取示意图
如图 第一个为索引式文件系统（linux） 第二个为Fat 没有inode 无法一次读出所有的block号 所以一个文件的block分散太厉害的话 容易出现磁盘碎片
ps. df指令查看挂载情况
2.与目录树的关系
当我们在 Linux 下的 ext 文件系统建立一个目录时， ext会分配一个 inode 与至少一块 block 给该目录。其中，inode 记录该目录的相关权限与属性，并可记录分配到的那块block 号码； 而block则是记录在这个目录下的文件名与该文件名占用的 inode 号码数据。
3.EXT3/EXT4 档案的存取
新增一个档案，此时文件系统的行为是：
1. 先确定用户对于欲新增档案的目彔是否具有 w 与 x 的权限，若有的话才能新增；
2. 根据 inode bitmap 找到没有使用的 inode 号码，并将新档案的权限/属性写入；
3. 根据 block bitmap 找到没有使用中的 block 号码，并将实际的数据写入 block 中，且更新 inode 的 block 指向数据；
4. 将刚刚写入的 inode 与 block 数据同步更新 inode bitmap 与 block bitmap，并更新 superblock 的内容。
4.日志式文件系统 (Journaling filesystem)
为了避免意外中断导致inode block中数据未同步到中介数据中去（上边的第四步）我们的前辈们想到一个方式， 如果在我们的 filesystem 当中规划出一个区块，该区块专门在记录写入或修订档案时的步骤， 那不就可以简化一致性检查的步骤了？也就是说：
1. 预备：当系统要写入一个档案时，会先在日志记录区块中记录某个档案准备要写入的信息；
2. 实际写入：开始写入档案的权限与数据；开始更新 metadata 的数据；
3. 结束：完成数据与 metadata 的更新后，在日志记录区块当中完成该档案的记录。
在这样的程序当中，万一数据的记录过程当中发生了问题，那么我们的系统只要去检查日志记录区块， 就可以知道那个档案发生了问题，针对该问题来做一致性的检查即可，而不必针对整块 filesystem 去检查， 这样就可以达到快速修复 filesystem 的能力了！这就是日志式档案最基础的功能。
5.Linux 文件系统的运作：
异步处理:
当系统加载一个档案到内存后，如果该档案没有被更改过，则在内存区段的档案数据会被设定为干净
(clean)的。 但如果内存中的档案数据被更改过了(例如你用 vi 去编辑过这个档案)，此时该内存中的
数据会被设定为脏的 (Dirty)。此时所有的动作都还在内存中执行，并没有写入到磁盘中！ 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。 你也可以利用 sync 指令来强迫写入磁盘。
Linux 文件系统与内存的关系：
系统会将常用的档案数据放置到主存储器的缓冲区，以加速文件系统的读/写；
承上，因此 Linux 的物理内存最后都会被用！加速系统效能；
你可以手动使用 sync 来强迫内存中设定为 Dirty 的档案回写到磁盘中；
若正常关机时，关机指令会主动呼叫 sync 来将内存的数据回写入磁盘内；
但若不正常关机(如跳电、当机或其他不明原因)，由于数据尚未回写到磁盘内， 因此重新启动后
可能会花很多时间在进行磁盘检验，甚至可能寻致文件系统的损毁(非磁盘损毁)。
ps。 .df：列出文件系统的整体磁盘使用量；
du：评估文件系统的磁盘使用量(常用在评估目录所占容量)
6.实体链接不符号链接： ln
Hard Link (实体链接, 硬式连结或实际连结)
每个档案都会占用一个 inode ，档案内容由 inode 的记录来指向；
想要读取该档案，必须要经过目录记录的文件名来指向到正确的 inode 号码才能读取。
如图。 目标1 和目标2的block都记录了 同一个inode 这个inode指向一个档案数据内容
好处：
在于如果你将任何一个『档名』删除，其实 inode 与 block 都还是存在的！ 此时你可以透过另一个『档名』来读取到正确的档案数据！此外，不管你使用哪个『档名』来编辑， 最终的结果都会写入到相同癿 inode 与 block 中，因此均能进行据的修改！
一般来说，使用 hard link 指定链接文件时，磁盘的空间与 inode 的数目都不会改发！ 我们还是由图来看，由图中可以知道， hard link 只是在某个目录下的 block 多写入一个关连数据而已，既不会增加 inode 也不会耗用 block 数量！（就像是指针一样）
局限：
不能跨 Filesystem；
不能 link 目录。
Symbolic Link (符号链接，亦即是快捷方式)
Symbolic link 就是在建立一个独立的档案，而这个档案会让数据的读取指向他 link 的那个档案的档名！由亍只是利用档案来做为指向的动作， 所以，当来源档被删除后，symbolic link 癿档案会无法打开
如图。 目标1指向的是目标2的inode 如果目标2被删除 这目标1也无法找到数据
这个 Symbolic Link 与 Windows 的快捷方式可以给他划上等号，由 Symbolic link 所建立的档案为一个独立的新档案，所以会占用掉 inode 与 block ！
修改连接档的数据 源档案也会改变
ln [-sf] 来源文件 目标文件
-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！
ps.
新建目录的连接档数目为2 分别为当前目录以及上一级目录 新建后上一级目录的连接档数目会加1
7.磁盘的分割、格式化、检验与挂载：
磁盘分区： fdisk
fdisk [-l] 装置名称
-l ：输出后面接的装置所有的partition 内容。若仅有 fdisk -l 时， 则系统将会把整个系统内能够搜索到的装置的 partition 均列出来。
分区后：
partprobe 这个指令。这个指令的执行很简单， 他仅是告知核心必须要读取新的分割表而已，因此并不会在屏幕上出现任何信息！
磁盘格式化：mkfs
mkfs [-t 文件系统格式] 装置文件名
磁盘检验： fsck, badblocks
fsck [-t 文件系统] [-ACay] 装置名称
通常使用这个指令的场合都是在系统出现极大的问题，导致你在 Linux 开机的时候得进入单人单机模式下进入维护的行为时，必项使用此指令！
执行 fsck 时， 被检查癿 partition 务必不可挂载到系统上！亦即是需要在卸除的状态
磁盘挂载与卸除： mount umount
mount 文件系统 目录
umount 目录或者文件系统
8. 开机挂载：/etc/fstab 及 /etc/mtab
p286
9.特殊装置 loop 挂载 (映象档不刻录就挂载使用)
mount -o loop /root/centos5.2_x86_64.iso
10.建立大档案以制作 loop 装置档案
假设我要建立一个空的档案在 /home/loopdev ，那可以这样做： [root@www ~]# dd if=/dev/zero of=/home/loopdev bs=1M count=512
格式化 mkfs -t ext3 /home/loopdev
挂载 mount -o loop /home/loopdev /media/cdrom/
11.内存置换空间(swap)的建置
使用实体分割槽建置swap
建立 swap 分割槽的方式也是非常的简单！透过底下几个步骤：
1. 分割：先使用 fdisk 在你的磁盘中分割中一个分割槽给系统作为 swap 。由亍 Linux 癿 fdiskyu预设会将分割槽的 ID设定为 Linux 的文件系统，所以你可能还得要设定一下 sy stem ID 就是了。
2. 格式化：利用建立 swap 格式的『mkswap装置文件名』就能够格式化该分割槽成为 swap 格式啰
3. 使用：最后将该 swap 装置启动，方法为：『swapon装置文件名』。
4. 观察：最终透过 free 这个指令来观察一下内存的用量吧！
ps.fdisk无法支持2T以上的分割槽 这个时候就需要用到parted