主机规划与磁盘分区

        linux的EXT文件系统

        基础：磁盘的物理组成

            (1) 圆形的盘片，主要用于记录数据

            (2)机械手臂和其上的磁头（用于读写盘片上的数据）

            (3)主轴马达，可以转动盘片，让磁头在其上面读写数据

            (4)扇区：最小的物理存储单位，每个扇区512bytes

            (5)柱面，将扇区组成一个圆，那就示一个柱面，柱面示分区的最小物理单位,磁盘分区是告诉操作系统我这块磁盘在此分区可以访问的区域示由a柱面到b柱面之间的 

            块。第一个扇区很重要，里面有硬盘主引导记录（MBR）以及分区表，其中MBR占446bytes，而分区表占64bytes

            (6)/dev/sd[a-p][1-15]:为SCSI，SATA，USB，Flash等接口的磁盘文件名，/dev/hd[a-d][1-63]:为IDE接口的磁盘文件名

             由于分区表只有64bytes，只能记录四条分区的记录，这四条称为主分区或扩展分区，其中扩展分区还可以分出逻辑分区

             (1)主分区与扩展分区最多可以有4个（硬盘的限制）

             (2)扩展分区最多只能有一个（操作系统的限制）

             (3)扩展分区可以再分出逻辑分区，能够被格式化做为数据访问为主分区和逻辑分区，扩展分区无法被格式化。

             (4)逻辑分区的数量依操作系统而不同，在linux系统中，IDE硬盘最多有59个逻辑分区(5号到63号)，SATA硬盘则有11个逻辑分区（5号到15号）

       文件系统

        传统的文件系统只能中，一个分区就是只能被格式化一个文件系统，可以说一个文件系统就是一个分区，但是随着新技术的应用，可以将一个分区格式化多个文件系 统，也能够将多个分区合成一个文件系统（LVM，RAID）,所以现在称呼一个可被挂载的数据为一个文件系统，而不是分区。

        一个文件的数据处理文件的实际内容以外，还包括文件的很多自有属性。文件系统会将这两部分的数据分别存放在不同的块，文件的权限信息放置到inode块 中，而实际内容则放置到data block中，同时还有一个super block会记录文件系统的总体信息(dumpe2fs 查询)。

         在整体的规划中，文件系统最前面有一个启动扇区，这个启动扇区可以安装引导程序，这样就能够将不同的引导程序安装在个别的文件系统前端，而不是硬盘的唯一MBR，这样可以制作多重引导

         文件系统区域划分

         (1)data block数据块，用于存放文件实际数据，ext2文件系统中block大小有1k，2k，4k三种，每个block在格式化后都有编号，以方便inode的记录，一个文件可能占用多个block

         (2)inode表，主要记录文件的属性，以及该文件存放的block中，属性一般有：rwx访问模式，owner/group信息，大小，时间 (mtime,ctime,atime)，文件特性标志(SetUID)，文件真正数据的指向。inode在格式化的时候大小已经固定为128bytes 了，文件很大时，占的block比较多，inode会根据索引记录来进行文件的block查找。

         (3)super block记录整个文件系统的信息，主要有 block与inode的总量，未使用的和已使用的inode/block的总量，block与inode的大小，文件系统的挂载时间，最近一次写入数据 的时间，最近一次磁盘检查的时间（fsck），一个alidbit值，表示文件系统是否被挂载，0为未挂载，反之为1

         (4)File system Description 文件系统描述说明，与block group有关的信息

         (5)block bitmap，类似在电影院订位置一样，记录哪些数据block已经被占用，哪些没有使用

         (6)inode bitmap，记录那些inode被占用，哪些没有

        dumpe2fs命令：

        dumpe2fs  [-bh]  设备文件名

             b:列出保留为坏道的部分，h：仅列出superblock的数据

        目录与文件

        linux系统中，目录也是一个文件，新建目录页会至少分配一个inode和block，inode记录该目录的属性权限等信息，而block记录该目录里的 文件的文件名以及inode号码。

        所以当通过ls-l来查看目录时，其大小一般都示一个block大小的整数倍。

        文件的建立也一样，根据文件大小来分配block数量和inode。

        文件的读取流程

        给定一个绝度路径来进行文件的读取，首先会进入其顶层目录，查询是否有足够的权限，如果满足，则查询其block数据，里面包含着下级目录的目录名，和 inode号，读取下级inode信息，看是否满足权限等条件，满足则再次进入下级，依次类推，直到读取到文件

         由于文件的新建，修改，删除等也会同步的修改inode table和block table的信息，但是由于一些一场情况，例如断电，导致这种不一致的状态，为了避免这种情况发生，引入了日志文件系统，文件信息修改前写入日志，结束后 再记录，这样就知道哪些不一致的情况了，Ext3文件系统就引入了这样的日志文件系统

        文件系统的挂载

        将文件系统与目录树结合的操作称为挂载，文件系统要链接到目录树，才能进行访问，这个目录就是该文件系统的入口，这个目录就叫挂载点

         除了linux标准的文件系统ext2，linux还支持很多的文件系统，如FAT，NTFS，iso9660（光盘）等，但是我们访问文件系统，所有操 作都是通用的，并没有指定访问具体是那个类型的文件系统，这就算VFS（Virtual Filesystem Switch）发挥的作用。VFS会主动帮我们做好访问的工作，具体操作对我们是透明的

        文件系统基本操作

        df [-ahikHtm] 目录或文件名

        列出文件系统的整体磁盘使用量信息

        a列出所有文件系统信息

        k以KB的容量显示 m MB

        h以易阅读的方式呈现

        i不用硬盘容量，以inode的数量呈现

        T列出该分区的文件系统名

        du [-ahskm] 文件或目录名称

        评估文件系统的磁盘使用量，常用于评估目录所占容量

        s仅列出总量

        h以易阅读的方式呈现

        k m  同上df

        du -sh * | grep G

        ln链接文件

        hard link文件，一个文件内容只能对应一个inode号，文件系统是根据inode来进行文件访问的，而文件名只与目录有关，多个不同的文件名可以对应同一 个inode号，这就是硬连接，所以，hard link只是目录下新建一条文件名来对应到某个inode号码而已。 通过ls-i可以查询多少个文件对应到该inode下

        symbolic link文件，symbolic是新建了一个文件，会分配inode号和block块，只不过其block的数据信息是指向的另外一个文件，这就是软连 接，不同与硬连接，因为它会分配新的inode，是一个新的文件，文件的大小是指向的文件位置的字符串长度

        ln [-sf] 源文件 目标文件

        ln [-sf] existfile newlinkfile

        默认示建立硬连接文件，-s表示建立symbolic连接

        f 如果目标文件存在，就删除后再创建

        磁盘的分区，格式化，检验，挂载

        fdisk  -l 设备名称

        -l 输出后面的设备所有分区内容

        fdisk输入后，会进入交互式的界面，一步步引导你分区结束，所有的操作最初保存在内存中，只有主动保存了分区内容，才会生效

        mkfs [-t 文件系统格式] 设备文件名

        mkfs -t ext3 /dev/hdc6 格式化该分区为ext3文件系统

        mke2fs 很繁杂的命令有很多，不过功能很强大

        mke2fs [-b block 大小] [-i block大小] [-L 卷标] [-cj] 设备

        b 设置每个block的大小

        i多少容量给与一个inode

        c检查磁盘错误，仅下达一次-c时，会快速测试读写，-c -c的话，会测试读写

        L设置卷标名称

        j加上j后，会主动加入日志系统而称为ext3

        fsck [-t 文件系统] [-ACay] 设备名称

        进行文件系统的检查

         A依据/etc/fstab的配置，将需要的设备扫描

         a自动修复扇区

         y和a类似

         C检查过程中显示进度

         t设置文件系统格式，但是一般会读取super block的数据自动判断

         f强制检查

        badblocks [-svw] 设备名称

         检查硬盘扇区是否有坏道的

         s显示进度

         w使用写入的方式来测试

        磁盘挂载与卸载

        注意：作为挂载点的目录理论上应该都是空目录，单一目录不应重复挂载多个文件系统，单一文件系统不应被挂载在不同的挂载点

        mount  -a

        依照/etc/fstab配置，将多有未挂载的磁盘都挂载上来

        mount -l 会显示label信息

        mount [-t 文件系统] [-L Label名] [-o 额外选项] [-n] 设备文件名 挂载点

       -n默认系统会将挂载信息写入/etc/mtab中，如果刻意不写则使用n

       -L除了用设备名挂载，还可以用卷标进行挂载

       -o额外参数，比如帐号，密码，读写权限等

        ro，rw只读或只写

        sync,async同步写入或异步的内存机制

        auto noauto

        dev nodev是否允许创建设备文件

        exec noexec 是否允许有可执行文件

        user nouser是否允许在该分区下任何用户执行mount

        defaults 使用默认值

        remount 重新挂载，在系统出错时很有用

        mount -o remount,rw,auto /   重新挂载根目录

        unmount [-fn] 设备文件名或挂载点

         f强制卸载

         n不更新/etc/mtab

         磁盘参数的修改

         mknod 设备文件名 [bcp] [Major] [Minor]

         b修改设备名称为一个外部存储文件

         c设为外部输入设备文件

         f设置设备为FIFO文件

         主设备代码 从设备代码

         e2label 设备名称 新的Label 名称

         修改卷标

         tune2fs修改很多参数 具体查看文档

         tune2fs [-jlL] 设备代号

         l 类似dumpe2fs 读取super block

         j 将ext2转化为ext3

         L修改设备卷标

         tune2fs -l /dev/hdc6

         hdparm 设置IDE接口的高级参数

         hsparm [-icdmXTt] 设备名称

         设置开机挂载

         修改/etc/fstab文件

         进入此文件，默认的属性从左到右依次是:

         Device MountPoint filesystem parameters dump fsck

         特殊设备loop挂载（镜像文件不挂载就使用）

         mount -o loop /test.iso /mnt/mountpoint

         制作大文件，然后将其格式化，然后挂载，类似多了个分区

         dd if=/dev/zero of=/home/test bs=1M count=512

         mkfs -t ext3 /home/test

         mount -o loop /home/test /media/cdrom

         创建新文件，格式化，挂载

         内存交换空间(swap)的创建

         (1)新进行分区，假设分好了 分区为/dev/hdc7

         (2)mkswap /dev/hdc7 将此分区设为swap空间 可用free命令查看内存使用情况

         (3)swapon /dev/hdc7 开启swap空间

         swapon -s 列出目前使用的swap设备有哪些

         也可使用文件来构建swap，新创建个新文件，mkswap file      然后swapon file

         swapoff关闭交换空间 swapoff /dev/hdc7 swapoff file

         启动扇区与super block

         启动扇区永远在文件系统的最前面的1025bytes的区域，如果block大小是1k,那么启动扇区在super block之前的区域，如果 block为2k或4k，则启动扇区在super block内的前1024bytes中