1.1）、文件系统特征

我们称呼一个可被挂载的数据为一个文件系统而不是一个分区！

文件系统通常会将这两部份的数据分别存放在不同的区块，权限与属性放置到 inode 中，至于实际数据则放置到 data block 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 与 block 的总量、使用量、剩余量等。

每个 inode 与 block 都有编号，至于这三个数据的意义可以简略说明如下：

• 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：记录文件的属性，一个文件占用一个inode，同时记录此文件的数据所在的 block 号码；
• block：实际记录文件的内容，若文件太大时，会占用多个 block 。

索引式文件系统（indexed allocation）

我们将 inode 与 block 区块用图解来说明一下，如下图所示，文件系统先格式化出 inode 与 block 的区块，假设某一个文件的属性与权限数据是放置到 inode 4 号（下图较小方格内），而这个 inode 记录了文件数据的实际放置点为 2, 7, 13, 15 这四个 block 号码，此时我们的操作系统就能够据此来排列磁盘的读取顺序，可以一口气将四个 block 内容读出来！ 那么数据的读取就如同下图中的箭头所指定的模样了。

 

inode/block 数据存取示意图

U盘的FAT格式文件系统的文件读取方式如下，），FAT 这种格式的文件系统并没有 inode 存在，所以 FAT 没有办法将这个文件的所有 block 在一开始就读取出来。每个 block 号码都记录在前一个 block 当中， 他的读取方式有点像下面这样：

 

FAT文件系统数据存取示意图

两者之间就如同串联和并联的关系。

上图中我们假设文件的数据依序写入1->7->4->15号这四个 block 号码中， 但这个文件系统没有办法一口气就知道四个 block 的号码，他得要一个一个的将 block 读出后，才会知道下一个 block 在何处。 如果同一个文件数据写入的 block 分散的太过厉害时，则我们的磁头将无法在磁盘转一圈就读到所有的数据， 因此磁盘就会多转好几圈才能完整的读取到这个文件的内容！所以我们就需要“磁盘重组”了，磁盘重组的原因就是文件写入的 block 太过于离散了，此时文件读取的性能将会变的很差所致。这个时候可以通过磁盘重组将同一个文件所属的 blocks 汇整在一起，这样数据的读取会比较容易啊！

 

1.2）、Linux的EXT2文件系统（inode）

在复习一下：inode 的内容在记录文件的权限与相关属性，至于 block 区块则是在记录文件的实际内容。

而且文件系统一开始就将 inode 与 block 规划好了，除非重新格式化（或者利用 resize2fs 等指令变更文件系统大小），否则 inode 与 block 固定后就不再变动。

但是如果仔细考虑一下，如果我的文件系统高达数百GB时， 那么将所有的 inode 与 block 通通放置在一起将是很不智的决定，因为 inode 与block 的数量太庞大，不容易管理。

为此之故，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。感觉上就好像我们在当兵时，一个营里面有分成数个连，每个连有自己的联络系统， 但最终都向营部回报连上最正确的信息一般！这样分成一群群的比较好管理啦！整个来说，Ext2 格式化后有点像下面这样：

ext2文件系统示意图

• Data block（数据区块）：

在 Ext2 文件系统中所支持的 block 大小有 1K, 2K 及 4K 三种，初始化太大则会造成空间浪费，太小会造成读写性能不良。合理使用block区块大小。

• inode table（inode表格）：

inode 的内容在记录文件的属性以及该文件实际数据是放置在哪几号 block 内！系统读取文件时需要先找到 inode，并分析 inode 所记录的权限与使用者是否符合，若符合才能够开始实际读取 block 的内容。

Inode的大小固定为128Bytes。记录一个 block 号码要花掉 4Byte。

为此我们的系统很聪明的将 inode 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。

 

Inode示意图

• Superblock （超级区块）

这个文件系统的基本信息都写在这里

• Filesystem Description （文件系统描述说明）
• block bitmap （区块对照表）
• inode bitmap （inode 对照表）
• dumpe2fs： 查询 Ext 家族 superblock 信息的指令

1.3）、与目录树的关系

当我们在 Linux 下的 ext2 创建一个一般文件时， ext2 会分配一个 inode 与相对于该文件大小的block 数量给该文件。

当我们在 Linux 下的文件系统创建一个目录时，文件系统会分配一个 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。

 

由于目录树是由根目录开始读起，因此系统通过挂载的信息可以找到挂载点的 inode 号码，此时就能够得到根目录的 inode 内容，并依据该 inode 读取根目录的 block 内的文件名数据，再一层一层的往下读到正确的文件名。举例来说，

• 【读取某文件时系统的步骤】

如果我想要读取 /etc/passwd 这个文件时，系统是如何读取的呢？

[root@study ~]# ll -di / /etc /etc/passwd
128 dr-xr-xr-x. 17 root root 4096 May 4 17:56 /
33595521 drwxr-xr-x. 131 root root 8192 Jun 17 00:20 /etc
36628004 -rw-r--r--. 1 root root 2092 Jun 17 00:20 /etc/passwd

步骤：

1. / 的 inode：

通过挂载点的信息找到 inode 号码为 128 的根目录 inode，且 inode 规范的权限让我们可以读取该 block 的内容（有 r 与 x） ；

2. / 的 block：

经过上个步骤取得 block 的号码，并找到该内容有 etc/ 目录的 inode 号码 （33595521）；

3. etc/ 的 inode：

读取 33595521 号 inode 得知 dmtsai 具有 r 与 x 的权限，因此可以读取 etc/ 的 block 内容；

4. etc/ 的 block：

经过上个步骤取得 block 号码，并找到该内容有 passwd 文件的 inode 号码 （36628004）；

5. passwd 的 inode：

读取 36628004 号 inode 得知 dmtsai 具有 r 的权限，因此可以读取 passwd 的 block 内容；

6. passwd 的 block：

最后将该 block 内容的数据读出来。

 

• 【新建某文件/目录时系统的步骤】

需要用到block bitmap和inode bitmap;

假设我们想要新增一个文件，此时文件系统的行为是：

1. 先确定使用者对于欲新增文件的目录是否具有 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，并将新文件的权限/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。

 

一般滴，我们将 inode table 与 data block 称为数据存放区域，至于其他例如 superblock、 block bitmap 与 inode bitmap 等区段就被称为 metadata （中介数据） 啰，因为 superblock, inode bitmap 及 block bitmap 的数据是经常变动的，每次新增、移除、编辑时都可能会影

响到这三个部分的数据，因此才被称为中介数据的啦。

 

后来，由于数据的不一致（Inconsistent）状态引发了 日志式文件系统（Journaling filesystem）的兴起。

 

1. 预备：当系统要写入一个文件时，会先在日志记录区块中纪录某个文件准备要写入的信息；

2. 实际写入：开始写入文件的权限与数据；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文件的纪录。

在这样的程序当中，万一数据的纪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， 就可以知道哪个文件发生了问题，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！这就是日志式文件最基础的功能啰～

 

 

1.4）、Linux 文件系统的运行

我们知道所有的数据都得要载入到内存后 CPU 才能够对该数据进行处理，那么试想如果经常编辑一个大文件，在编辑过程中有需要频繁地要系统来写入磁盘中，由于磁盘写入的速度要比内存慢很多，因此常常会耗在等待磁盘的读写时间上，效率很低。

因此，Linux使用了一个异步处理方式（asynchronously）:当系统载入一个文件到内存后，如果该文件没有被更改过，则在内存区段的文件数据会被设置为干净的（clean），但如果内存中的文件数据被更改过（ 如使用nano、vim等编辑过）此时就会被设置为脏的（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置为dirty的数据写回磁盘，以保持磁盘与内存数据的一致性。此外还可以利用sync指令来手动强制同步，将数据写入磁盘。

 

1.5）、挂载点（mount point）

每个filesystem都有独立的inode/block/superblock等信息，这个文件要能够链接到目录树才能够被我们使用。而将文件系统和目录树结合的动作我们称之为 “挂载”。

而且，挂载点一定是目录，该目录为进入该文件系统的入口。所以说并不是你有任何文件系统都能使用，必须要“挂载”到目录树的某个目录后，才能够使用该文件系统。

为了便于大家理解，在这里再次将目录树的架构图放在这里。

如果想要查看挂载点：需要输入：ls -lid 目录名 即可。如：

1.6）、文件系统由EXT4改为XFS

因此，从 CentOS 7.x 开始， 文件系统已经由默认的 Ext4 变成了xfs 这一个较适合大容量磁盘与巨型文件性能较佳的文件系统了。

xfs 文件系统在数据的分佈上，主要规划为三个部份，一个数据区 （data section）、一个文件系统活动登录区 （log section）以及一个实时运行区 （realtime section）。 这三个区域的数据内容如下：

• 数据区 （data section）

该区分为多个储存区群组 （allocation groups） 来分别放置文件系统所需要的数据，每个储存区群组都包含了 （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。此外，inode与 block 都是系统需要用到时， 这才动态配置产生，所以格式化动作超级快。

• 文件系统活动登录区 （log section）

主要被用来纪录文件系统的变化，像是日志区。文件的变化会在这里记录下来，直到该变化 完整的写入到数据区后，该笔记录才会被终结。

• 实时运行区 （realtime section）

当有文件要被创建时，xfs 会在这个区段里面找一个到数个的 extent 区块，将文件放置在这个区块内，等到分配完毕后，再写入到data section 的 inode 与 block 去。

 

1.7）、XFS文件系统的描述数据观察

解释：

l 第一行isize指的是inode的容量，每个有256Bytes这么大，agcount指的是存储区群组（allocation group)的个数，有4个，agsize指的是每个存储区群组具有65536个block，结合第四行bsize=4096Bytes=4k，故整个系统文件的容量就是4*65536*4k的大小。

l 第二行的sectsz=512指的是逻辑扇区(sector)的容量大小；

l 第七行internal指的是该登录区的位置在文件系统内而不是外部设备的意思，且占用了4k*2560个block，共约10M的容量。

 

2.0）、磁盘与目录的容量

现在我们知道磁盘的整体数据是在 superblock 区块中，但是每个各别文件的容量则在 inode 当中记载的。文本界面下面该如何叫出这几个数据呢？有两个指令：

• 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（常用在推估目录所占容量）

范例一：将容量结果以易读的容量格式显示出来

[root@study ~]# df -h
Filesystem Size Used Avail Use% Mounted on
/dev/mapper/centos-root 10G 3.3G 6.8G 33% /
devtmpfs 613M 0 613M 0% /dev
tmpfs 623M 80K 623M 1% /dev/shm
tmpfs 623M 25M 599M 4% /run
tmpfs 623M 0 623M 0% /sys/fs/cgroup
/dev/mapper/centos-home 5.0G 67M 5.0G 2% /home
/dev/vda2 1014M 131M 884M 13% /boot

需要注意的是使用-a参数时，系统会出现/proc挂载点，但是里面的东西都是0，不要紧张哦，这是因为/proc里面的东西都是Linux系统所需要载入的系统数据，而且是挂载在“内存当中”的，所以当然没有没有占据任何的磁盘空间！

 

2.1）、实体链接与符号链接：ln

在linux下链接文件有两种：一种是类似Windows的捷径功能的文件，可以快速的链接到目标文件或目录；另一种是通过文件系统的inode链接来产生新的文件名（注意不是产生新文件），这种叫做实体链接（hard link）。

•  hard link实体链接，硬式链接或实际链接

注意：文件名只与目录有关，但是文件内容则与inode有关。

当多个文件名对应到同一个 inode 号码时就是 hard link了，即hard link 只是在某个目录下新增一笔文件名链接到某 inode 号码的关连记录而已。

事实上 hard link 应该仅能在单一文件系统中进行的，故hard link也有一些限制：

• • 不能跨 Filesystem；
  • 不能 link 目录。
•  Sysbolic link符号链接，即捷径

Symbolic link 就是在创建一个独立的文件，而这个文件会让数据的读取指向他 link 的那个文件的文件名！

举个例子：先创建一个符号链接文件链接到 /etc/crontab

[root@study ~]# ln -s /etc/crontab crontab2
[root@study ~]# ll -i /etc/crontab /root/crontab2
34474855 -rw-r--r--. 2 root root 451 Jun 10 2014 /etc/crontab
53745909 lrwxrwxrwx. 1 root root 12 Jun 23 22:31 /root/crontab2 -> /etc/crontab

解释：

由 1 号 inode 读取到链接文件的内容仅有文件名，根据文件名链接到正确的目录去取得目标文件的inode ， 最终就能够读取到正确的数据了。你可以发现的是，如果目标文件（/etc/crontab）被删除了，那么整个环节就会无法继续进行下去， 所以就会发生无法通过链接文件读取的问题了！

这里还是得特别留意，这个 Symbolic Link 与 Windows 的捷径可以给他划上等号，由 Symbolic link 所创建的文件为一个独立的新的文件，所以会占用掉 inode 与 block 喔！

而对于hard link 来说，当某一个目录下的关联数据被杀掉后，也没有关系，可以通过其他目录下存在的关联数据来访问，所以该数据就不会不被见。即多重保障。

另：Symbolic link会占用掉inode和block，而hard link则不占用。

事例：

[root@study ~]# 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链接，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创建！

范例一：将 /etc/passwd 复制到 /tmp 下面，并且观察 inode 与 block

[root@study ~]# cd /tmp
[root@study tmp]# cp -a /etc/passwd .
[root@study tmp]# du -sb ; df -i .
6602 . <==先注意一下这里的容量是多少！
Filesystem Inodes IUsed IFree IUse% Mounted on
/dev/mapper/centos-root 10485760 109748 10376012 2% /
# 利用 du 与 df 来检查一下目前的参数～那个 du -sb 是计算整个 /tmp 下面有多少 Bytes 的容量啦！

范例二：将 /tmp/passwd 制作 hard link 成为 passwd-hd 文件，并观察文件与容量
[root@study tmp]# ln passwd passwd-hd
[root@study tmp]# du -sb ; df -i .
6602 .
Filesystem Inodes IUsed IFree IUse% Mounted on
/dev/mapper/centos-root 10485760 109748 10376012 2% /

# 仔细看，即使多了一个文件在 /tmp 下面，整个 inode 与 block 的容量并没有改变！

[root@study tmp]# ls -il passwd*
2668897 -rw-r--r--. 2 root root 2092 Jun 17 00:20 passwd
2668897 -rw-r--r--. 2 root root 2092 Jun 17 00:20 passwd-hd
# 原来是指向同一个 inode 啊！这是个重点啊！另外，那个第二栏的链接数也会增加！

范例三：将 /tmp/passwd 创建一个符号链接

[root@study tmp]# ln -s passwd passwd-so
[root@study tmp]# ls -li passwd*
2668897 -rw-r--r--. 2 root root 2092 Jun 17 00:20 passwd
2668897 -rw-r--r--. 2 root root 2092 Jun 17 00:20 passwd-hd
2668898 lrwxrwxrwx. 1 root root 6 Jun 23 22:40 passwd-so -> passwd
# passwd-so 指向的 inode number 不同了！这是一个新的文件～这个文件的内容是指向
# passwd 的。passwd-so 的大小是 6Bytes ，因为 “passwd” 这个单字共有六个字符之故
[root@study tmp]# du -sb ; df -i .
6608 .
Filesystem Inodes IUsed IFree IUse% Mounted on
/dev/mapper/centos-root 10485760 109749 10376011 2% /
# 呼呼！整个容量与 inode 使用数都改变啰～确实如此啊！

范例四：删除原始文件 passwd ，其他两个文件是否能够打开？

[root@study tmp]# rm passwd
[root@study tmp]# cat passwd-hd
.....（正常显示完毕！）
[root@study tmp]# cat passwd-so
cat: passwd-so: No such file or directory
[root@study tmp]# ll passwd*
-rw-r--r--. 1 root root 2092 Jun 17 00:20 passwd-hd
lrwxrwxrwx. 1 root root 6 Jun 23 22:40 passwd-so -> passwd
# 怕了吧！符号链接果然无法打开！另外，如果符号链接的目标文件不存在，
# 其实文件名的部分就会有特殊的颜色显示

 

2.2）、磁盘

如果我们想要在系统里面新增一颗磁盘时，应该做如下：

1. 对磁盘进行分区，以创建可用的 partition ；

2. 对该 partition 进行格式化 （format），以创建系统可用的 filesystem；

3. 若想要仔细一点，则可对刚刚创建好的 filesystem 进行检验；

4. 在 Linux 系统上，需要创建挂载点 （亦即是目录），并将他挂载上来；

 

• 观察磁盘分区状态lsblk，blkid，parted 

lsblk ：list block device,即列出系统上的所有磁盘列表。

blkid ：列出设备的UUID等参数；

parted ：列出磁盘的分区表类型和分区信息：parted /dev/vda print

 

• 磁盘分区gdisk，fdisk 

特别注意：MBR 分区表请使用 fdisk 分区， GPT 分区表请使用 gdisk 分区！

• 磁盘格式化mkfs 

创建文件系统 （make filesystem）

• • XFS 文件系统 mkfs.xfs
  • EXT4 文件系统 mkfs.ext4

 

2.3）、文件系统挂载与卸载

挂载前需要确定：

1、单一文件系统不应该被重复挂载在不同的挂载点（目录）中；

2、单一目录不应该重复挂载多个文件系统；

3、要作为挂载点的目录，理论上应该都是空目录才是。如果你要用来挂载的目录里面并不是空的，那么挂载了文件系统之后，原目录下的东西就会暂时的消失。

 

重新挂载根目录与挂载不特定目录

范例：将 / 重新挂载，并加入参数为 rw 与 auto

[root@study ~]# mount -o remount,rw,auto /

重点是那个“ -o remount,xx ”的选项与参数，尤其是当你进入单人维护模式时，你的根目录常会被系统挂载为只读，这个时候这个指令就太重要了！

 

 

本章节回顾：

l 一个可以被挂载的数据通常称为“文件系统, filesystem”而不是分区 （partition） 喔

l 基本上 Linux 的传统文件系统为 Ext2 ，该文件系统内的信息主要有：

• 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：记录文件的属性，一个文件占用一个inode，同时记录此文件的数据所在的 block 号码；
• block：实际记录文件的内容，若文件太大时，会占用多个 block 。

l Ext2 文件系统的数据存取为索引式文件系统（indexed allocation）

l 需要磁盘重组的原因就是文件写入的 block 太过于离散了，此时文件读取的性能将会变的很差所致。 这个时候可以通过磁盘重组将同一个文件所属的 blocks 汇整在一起。

l Ext2文件系统主要有：boot sector, superblock, inode bitmap, block bitmap, inode table, data block 等六大部分。

l data block 是用来放置文件内容数据地方，在 Ext2 文件系统中所支持的 block 大小有 1K, 2K 及 4K 三种而已；

l inode 记录文件的属性/权限等数据，其他重要项目为： 每个 inode 大小均为固定，有 128/256Bytes 两种基本容量。每个文件都仅会占用一个 inode 而已； 因此文件系统能够创建的文件数量与 inode 的数量有关；

l 文件的 block 在记录文件的实际数据，目录的 block 则在记录该目录下面文件名与其 inode 号码的对照表；

l 日志式文件系统 （journal） 会多出一块记录区，随时记载文件系统的主要活动，可加快系统复原时间；

l Linux 文件系统为增加性能，会让内存作为大量的磁盘高速缓存；

l 实体链接只是多了一个文件名对该 inode 号码的链接而已；

l 符号链接就类似Windows的捷径功能。

l 磁盘的使用必需要经过：分区、格式化与挂载，分别惯用的指令为：gdisk, mkfs, mount三个指令；

l 分区时，应使用 parted 检查分区表格式，再判断使用 fdisk/gdisk 来分区，或直接使用 parted 分区；

l 为了考虑性能，XFS 文件系统格式化时，可以考虑加上 agcount/su/sw/extsize 等参数较佳；

l 如果磁盘已无未分区的容量，可以考虑使用大型文件取代磁盘设备的处理方式，通过 dd 与格式化功能。

l 开机自动挂载可参考/etc/fstab之设置，设置完毕务必使用 mount -a 测试语法正确否。

 

 

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