第八章 Linux磁盘与文件系统管理

8.1 认识 ET2文件系统

8.1.1硬盘组成与分区的复习

• 磁盘的物理组成 （3个物理组成 3个盘片组成 两种磁盘文件名）
  Review p#12
• 分区（5 个点）
  Review p#67

8.1.2 文件系统特性

• Linux ->Ext2
  Windows -> NTFS

• 使用LVM (Logical Volume Manager)和 软磁盘阵列 Softdisk RAID 将一个分区格式化为多个文件系统， 也能将多个分区合成一个文件系统。
  Review RAID 和 LVM

• 文件系统如何运行?

  • Inode
    文件权限和属性放 inode
    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
    而文件实际数据放data block 块中
    若文件太大，会占用多个block

  • Superblock
    用于存放整体信息，包括inode和block的总量、使用量、剩余量、以及文件系统的格式。

• 索引式文件系统 indexed allocation
  根据inode查找所有block读取

-FAT U盘
没有inode存在，只能先将上一个block读取出来才知道下一个block号码。

• 碎片整理 （对于FAT文件系统经常使用）
  将同一个文件所属的的block再汇合到一起，提高读取速度。

8.1.3 Linux的 Ext2 文件系统

• 为什么硬盘只有一个MBR却可以安装双系统 ?

1. Ext2 文件系统为了便于管理 固定的 inode 和block 区分出 多个块组（block group），每个 块组 都拥有自己独立的inode block superblock 系统。
2. 在整体的规划中，文件系统在最前面有一个 启动扇区 BootSector 用于安装引导装载文件，不用覆盖硬盘唯一个MBR

BootSection 在文件系统的 最前端

• data block （数据块）
  三种size 1KB 2KB 4KB
  对应最大单一文件限制 16GB 256GB 2TB
  对应对大文件系统总容量 2TB 8TB 16TB

• 原则上 block 的数量和大小在格式化完成后就固定了， 除非重新格式化

• 每个block 最多放一个文件的数据

• 如果文件大于block大小，则一个文件会占用多个block

• 若小于 block 大小，则剩余空间也不能被使用

产生两个问题
如果采用了较大size的block，会造成资源的浪费
如果采用较小的，会使读写速度变慢

估计文件的大小选择block的size

• inodetable（inode 表格）
  1.inode 记录了哪些文件数据？
  rwx;owner/group;size;ctime/atime/mtime;SetID;pointer
  2.inode的其他特点
  inode 固定大小为128bytes
  每个文件只能占用一个inode
  文件系统能创建文件的数量和inode的数量有关
  系统读取文件需要先找到inode， 并分析 inode所记录的权限与用户是否符合，符合了才开始读取block里面的内容

• inode 结构
  12个直接、一个间接、一个双间接、一个三间接记录区

  
  inode结构图.jpg

• Superblock （超级块）
  block 与inode的总量
  未使用与已使用b&i总量
  b&i的大小
  文件系统挂载时间、最近一次写入数据时间、最近一次检测磁盘fsck的时间等文件系统相关信息
  一个validbit数值，0->已挂载 1->未被挂载
  每个block group都可能含有superblock 作为唯一的superblock的备份

• File System Descripition （文件系统描述说明）
  用于描述：
  每个block group 的开始与结束的 block号码
  说明每个区段分别介于哪个block号码之间
  (superblock，bitmap，inodemap，data block)

• block bitmap
  哪些block号码用着，哪些block号码未使用，删除文件时释放block号码

-inode bitmap
如上，替换成 inode

Tips：可以使用dumpe2fs 查看Superblock和File Syetem Descripition

• df 查看目前挂载的设备
• dumpe2fs /dev/hdc2
  稍后问萱萱

8.1.4 与目录树的关系

• 目录
  当我们mkdir时，ext2会分配一个inode和至少一块block给该目录
  inode记录目录相关权限和属性，并可记录分配到的那块block号码
  block记录该目录下的文件名与该文件名占用的inode号码数据。

  • 使用 ls -i 查看目录文件所占用的inode号码
  • 查看 /bin /boot /proc /lost+found /sbin 这五个目录的ls -l
    ll -d / /bin /boot /proc /lost+found /sbin
    Review 目录树 p#156 （proc为什么不占用硬盘容量）

• 文件
  当我们在 ext2 下新建一个文件时， ext2会分配一个indoe和相对于该文件大小的的block数量给该文件。超过12个block，会多一个block作为块号码的记录

• 目录树读取
  文件名实际上是存在目录文件的block里，所以文件名的新增、删除、重命名都是需要 读取 目录文件的inode和block，才能找到文件名占用的inode，再找到文件的block。

  • 目录树读取的过程
    1 通过挂载点信息找到/dev/hdc2 的inode 号码为2的根目录 inode ，且inode 具有的权限让我们可以读取该block的内容
    2 取得的block号码， 并找到etc/下的inode内容
    3 读取inode号码得知vbird具有r和x的权限 ，因此可以读取etc/的block内容
    4 取得的block号码，找到block内容中的passwd文件的inode号码
    5 读取inode号码得知vbird具有r的权限，因此可以读取passwd的block内容

• 文件大小的磁盘读取性能
  分区的规划不是越大越好，大的文件系统存在文件数据离散的问题，造成数据读取性能低。

8.1.5 Ext2/Ext3 文件的访问与日志文件系统的功能

• 新增文件时，系统的行为？
  1 用户在该目录下，是否有w 和x 的权限？有，继续。
  2 根据inode bitmap找到没有使用的inode号码，并将新文件的权限和属性写入
  3 根据 block bitmap 找到没有使用的block 号码，并将实际数据写入block，且更新 inode 的block指向数据
  4 将刚才写入的inode 与block 数据同步更新inode bitmap 与block bitmap，并更新superblock的内容

• 数据的不一致状态 （Inconsistent）

  • 数据存放区域 -> inode 和 data block
  • metadata （中间数据） -> super block , inode bitmap, block bitmap:因为这数据都是经常变动的，每次添加、删除、编辑都可能会影响到这三个部分的数据。
    1 文件在写入文件系统时，系统中断，inode table 和 data block 被写入，但metadata还未更新，metadata和数据存放区不一致
    2 Ext2 会在系统重新启动时，强制比对metadata 和数据存放区，数量多，时间慢，系统繁忙

• 出现日志文件系统 （Journaling file system）
  专门在文件系统中规划出一个块，该块专门记录写入或修订文件时的步骤：
  1 预备：当系统写入文件时，会先在Journal 块中记录某个文件准备要写入的信息
  2 实际写入： 写入文件的权限与数据； 开始更新meta data
  3 结束：完成数据与meta data 的更新后，在journal块当中完成该文件的记录

  • 只要检查journal块就可以知道是哪些文件出现了inconsistent的状态，针对文件修复
  • dumpe2fs 中的 superblock 有Journal inode/backup/size 的信息
  • 为什么 从Ext2 转换到Ext3 ？可利用性 数据完整性 速度 和 易于转换（不用格式化）

8.1.6 Linux 文件系统的操作

Review #p
所有数据都得加载到内存后cpu才能够对数据进行处理。当编辑很大的文件时，频繁的要系统写入磁盘中，由于磁盘写入速度要比内存慢很多，耗在等待硬盘的写入和读取中，没效率。

• Asynchronously 异步处理
  1 当系统加载一个文件到内存后，若没被改动，则内存区段的文件数据会被设置为clean
  2 如若被改动，内存中数据会被改成dirty
  3 改动被保存在内存里，未被保存到磁盘中
  4 系统会不定时将 dirty 的数据写回磁盘，保持磁盘和内存数据的一致性。（sync命令强制同步）
• 内存 与 文件系统的关系
  1 系统将常用文件放置在主储存器的缓冲区，以提高文件系统的读写速度
  2 Linux的物理内存会被用光，正常。可加速系统性能
  3 sync 手动同步
  4 正常关机，关机命令会调用sync同步
  5 非正常关机会导致长时间的磁盘校验，甚至导致文件系统损毁

8.1.7 挂载点（mount point）的意义

文件系统链接到某个目录 -> 挂载
一定是目录，该目录为挂载点

？#p208 难道不是挂载到root下？

8.1.8 其他Linux支持的文件系统与VFS

传统文件系统
日志文件系统
网络文件系统：NFS SMBFS

• 查看Linux支持的文件系统
  ls -l /lib/modules/$ (uname -r)/kernel/fs
• 查看系统目前已经加载的内存支持的文件系统
  cat /proc/filesystems
• VFS Virtual Filesystem System
  Linux 通过VFS的内核功能读取文件系统
  （文件系统略）

8.2 文件系统的简单操作

8.2.1 磁盘与目录的容量

• df [-hiTa] display free disk space列出文件系统的整体磁盘使用量

  • -h human readable
    -i 不用硬盘容量，用inode数量显示
    -T 列出该分区的文件系统名称

  • Output
    Filesystem 代表文件系统是在哪个分区
    1K-block 说明下面单位为1kb
    Used 使用掉的硬盘空间
    Available剩下
    Use% 使用率
    mountedon 挂载点

  • df 针对整个文件系统 ，需特别关注 根目录 的剩余容量

  • 特殊的 /proc 和 /dev/shm(虚拟的，下次开机就没了)

• du display disk usage statistics
  不使用任何参数时，会列出当前目录下的目录文件容量
  -a 列出目录和文件的容量
  -s 只列出总量 -S 去除子目录
  使用通配符 查看 每个目录所占用容量
  du -sm /*

8.2.2 连接文件 ln

softlink 快捷方式
hardlink 通过文件系统的inode连接产生新文件名，而非新文件

• Hard Link
  ls -al link字段下的数字，实际是多少文件link到了这个inode号码
  为什么？
  安全。
  1 任意的文件名被删除，文件内容仍然实际存在。
  2 任意的文件名进入编辑，文件内容都可以被修改。
  3 就是多在block里写入一个关联信息而已

缺点
1 不能跨文件系统 2 不能连接到目录 ？#p214

• symbolic link
  创建一个独立的文件（新的inode号码，新的block），让这个文件数据读取指向它连接的文件名。
  当源文件被删除后，slink文件无法打开，实际就是找不到连接的文件名。

• ln link 源文件 目标文件
  -s 创建symbolic link
  -f 如果目标文件存在，则先将其删除再创建

• Tips
  ln -s /bin /root/bin
  此时/root/bin（为符号连接文件） 下内容进入/bin下内容，如果被删除了，block中就没有这份数据了（软连接文件）
  挽救：赶紧删除/root/bin 这个符号链接文件
  原本hardlink，/root/bin下删除，与/bin下内容无关。

• 关于目录的链接数量
  新目录底下存在 . 和 .. 目录
  该目录本身 链接数量为2 （自身+.）
  上级目录 链接数量+1 （原有 + ..）

8.3 磁盘的分区、格式化、检验与挂载

加磁盘怎么做？
1 对磁盘分区
2 对分区format创建可用文件系统
3 对文件系统检验
4 Linux，需要创建挂载点，并挂载。

8.3.1 磁盘分区

• fdisk DOS partition maintenance program
  按m显示所有操作 离开q所有操作不会生效
  w操作生效 p 输出目前磁盘状态
  Device 设备文件名
  Boot 是否为开机引导模块
  Start End 哪个柱面号码之间 决定分区的大小
  Blocks 以1k为单位的容量
  ID system 提示文件系统
  最后dev的End柱面号码为多少 与最大柱面号码5005差距多少 即剩余可分区的大小
  Start End 判断拓展分区和逻辑分区
  fdisk -l 查阅系统内所有分区
  设备文件名不要加上数字 (数字就是分区)

• 删除分区
  fdisk /dev/hdc
  p
  d 选择
  w or q

• 新增分区
  后略，实操

8.3.2 磁盘格式化

mkfs -t 文件系统格式 /dev/hdc6
mke2fs 指定格式化 创建文件系统

8.3.3 磁盘检验 fsck badblocks

• fsck filesystem consistency check and interactive repair

8.3.4 磁盘挂载与卸载

单一文件系统不应该被重复挂载在不同的挂载点
单一目录不应该重复挂载多个文件系统
作为挂载点的目录应该是空目录
挂载：
mount 刚才创建的文件系统/dev/hdc6 目录/mnt/hdc6
Linux有驱动程序和分析superblock可以自动识别出挂载的文件系统类型
依靠 两个文件
/etc/filesystems
/proc/filesystems
驱动程序目录
/lib/modules/$ (uname -r )/kernel/fs/
查看 mount -l
光驱一旦挂载之后就无法退出光盘

• 格式化（mksf）与挂载软盘
  略
• 挂载U盘
• 重新挂载
  mount -o remount,rw,auto/
• 挂载不特定目录
  mount --bind /hom /mnt/home
• 将设备文件卸载
  umount
• 使用Label name 进行挂载的方法
  查看Label name （dumpe2fs -h /dev/hdc6）
  挂载（mount -L “vibird_logical” /mnt/hdc6）

8.3.5 磁盘参数修改

mknod(略)
修改Lable name （e2label）
tune2fs & hdparm 命令（略）

8.4 设置开机挂载

8.4.1 开机挂载文件/etc/fstab 及/etc/mtab

• 系统挂载的一些限制
  1 根目录是必须挂载的，而且一定要先于其他mount point被挂载出来
  2 其他挂载点必须为已新建的目录，可任意指定，但一定要遵守必需的系统目录架构原则。
  3 所有挂载点在同一时间之内，只能挂载一次
  4 所有分区在同一时间之内，只能被挂载一次
  5 若进行卸载，你必须将工作目录移到挂载点外（以及子目录）之外

• Lable 或设备文件名

• mount point

• 磁盘分区的文件系统

• 文件系统的参数

  
  screenshot.png

• 能否被 dump 备份命令作用
  dump 是一个用来做为备份的命令， 我们可以透过 fstab 指定哪个文件系统必须要进行 dump 备份！ 0 代表不要做 dump 备份， 1 代表要每天进行 dump 的动作。 2 也代表其他不定日期的 dump 备份动作， 通常这个数值不是 0 就是 1 啦！

• 是否以 fsck 检验扇区：
  启动的过程中，系统默认会以fsck检验我们的 filesystem 是否完整 (clean)。 不过，某些 filesystem 是不需要检验的，例如内存置换空间 (swap) ，或者是特殊文件系统例如 /proc 与 /sys 等等。所以，在这个字段中，我们可以配置是否要以 fsck 检验该 filesystem 喔。 0 是不要检验， 1 表示最早检验(一般只有根目录会配置为 1)， 2 也是要检验，不过 1 会比较早被检验啦！ 一般来说，根目录配置为 1 ，其他的要检验的 filesystem 都配置为 2 就好了。