Linux 磁盘与文件系统

认识 Linux 文件系统

磁盘组成与分区基本知识

扇区(Sector)为最小的物理储存单位，且依据磁盘的设计，目前有 512bytes 和 4k 两种格式
将扇区组成一个圆，就是磁柱(道)(Sectors/Track)，鸟哥所说的磁盘盘是扇面
早期分区主要以磁柱为最小分区单位，现在分区通常使用扇区为最小单位
磁盘分区表主要有两种格式，一种是 MBR 分区表，一种是 GPT 分区表
MBR 分区表中，第一个扇区最重要，里面有主要开机区(Master boot record,MBR) 和分区表(partition table)，其中 MBR 占有 446bytes，partition table占有 64bytes
GPT 分区表分区数量扩充较多，支持的磁盘容量超过 2 TB

可以使用 fdisk -l 命令查看自己磁盘分区表格式，如果 Disklabel type: dos 则是MBR磁盘分区表，如果是Disklabel type: gpt 则是GPT分区表
磁盘在文件系统中的命名方式：

/dev/sd[a-p][1-128]：为实体磁盘的磁盘文件名
/dev/vd[a-p][1-128]：为虚拟磁盘的磁盘文件名

文件系统的特性

磁盘分区后，还需要格式化(format)后，操作系统才能使用，因为每种操作系统所设定的文件属性/权限并不相同，格式化后，分区槽(partiton)就成为了操作系统能够使用的文件系统格式(filesystem)。
传统的磁盘与文件系统中，一个分区槽是只能够被格式化一个文件系统，所以说一个 filesystem 就是一个 partition，现在可以将一个分区槽格式化成多个文件系统(LVM)，也可以将多个分区槽合成一个文件系统(LVM,RAID)，通常我们称一个可被挂载的数据为一个文件系统而不是一个分区槽。
文件系统通常将文件数据和文件属性（权限(rwx)、文件属性(拥有者，群组，时间参数)等）这两部分数据放置到不同的区块，权限与属性放置到 inode 中，实际数据放置到 data block 区块中。有一块超级区块(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。
inode、block、superblock的意义：

名称	意义
superblock	记录次filesystem 的整体信息，包括 inode/block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，同时记录此文件的数据所在的 block 号码
block	实际记录文件内容，若文件太大，会占用用多个 block

Linux 的 EXT2 的文件系统(inode)

Linux 的 EXT2 文件系统使用的是以 inode 为基础的文件系统，文件系统一开始就将inode 和 block 规划好了，除非重新格式化或者利用resize2fs 等指令改变文件系统大小，否则 inode 和block 固定后不变。

为了方便管理inode 和 block，Extr2 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)，每个区块群组都有独立的 inode/block/superblock 系统。如图：

Ext2文件系统示意图

在整体的规划当中，文件系统最前面有一个启动扇区(boot sector)，这个启动扇区可以安装开机管理程序。

data block(资料区块)

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。在格式化时 block 的大小就固定了，且每个 block 都有编号，以方便 inode 的记录。由于 block 大小的差异，会导致该文件系统能够支持的最大磁盘容量与最大单一文件容量并不相同。因为 block 大小而产生的 Ext2 文件系统限制如下：

Block大小	1KB	2KB	4KB
最大单一文件限制	16GB	256GB	2TB
最大文件系统总容量	2TB	8TB	16TB

block 的其他限制：

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)

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，包括：

该文件的存取模式(read/write/excute)
该文件的拥有者与群组(owner/group)
文件的容量
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)
定义文件特性的旗标(flag)，如 SetUID
文件真正内容的指向 (pointer)

inode 的数量和大小也是在格式化时就已经固定，其他特点：

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，因此文件系统能够建立的文件数量与 inode 的数量有关
系统读取文件时需要先找到 inode，并分析 inode 所记录的权限与用户是否符合，若符合才能够开始实际读取 block 的内容

inode 示意图如下：

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inode 示意图

记录一个block块需要4byte。可以使用直接、间接、双间接、三间接记录。间接记录使用的是block记录的。

Superblock(超级区块)

Superblock 是记录整个 filesystem 相关信息的地方，没有 Superblock ，就没有这个 filesystem，他记录的信息有(可以通过dumpe2fs 命令查看)：

block 与 inode 的总量
未使用与已使用的 inode / 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、最近一次检验磁盘 (fsck) 的时间等文件系统的相关信息
一个 valid bit 数值，若此文件系统已被挂载，则 valid bit 为 0 ，若未被挂载，则 valid bit 为 1

Superblock的大小一般为 1024bytes，每个 block group 都可能含有 superblock，一个文件系统应该仅有一个 superblock，事实上除了第一个 block group 内会含有 superblock 之外，后续的 block group 不一定含有 superblock ，而若含有 superblock 则该 superblock 主要是做为第一个 block group 内 superblock 的备份

Filesystem Description (文件系统描述说明)

这个区段可以描述每个 block group 的开始与结束的 block 号码，以及说明每个区段 (superblock, bitmap, inodemap, data block) 分别介于哪一个 block 号码之间，可以通过dumpe2fs 命令查看。

block bitmap(区块对照表)

block bitmap 中记录 block 是否使用，新建文件时可以快速找到未使用的block，删除文件时，释放block，标记block未使用。

inode bitmap(inode对照表)

与block bitmap 作用类似。

dumpe2fs：查询 Ext家族superblock 信息的指令

使用命令sudo blkid 列出当前系统中所有已挂载文件系统的类型，然后进行 sudo dumpe2fs 装置名 | more，建议使用 more 因为输出的信息太多了，不易查看。这样就可以观察superblock 内的信息了。

与目录树的关系

每一个文件(不管是一般文件还是目录文件)都会占用一个inode，目录的内容记录文件名，一般文件记录实际数据内容。目录与文件在文件系统中如何记录数据呢？

目录：
Linux 下的文件系统建立一个目录时，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。
使用 ls -li 命令查看文件的inode 号码
文件：
在 Linux 下的 ext2 建立一个一般文件时， ext2 会分配一个 inode 与相对于该文件大小的 block 数量给该文件。
目录树读取：
inode 本身并不记录文件名，文件名的记录是在目录的 block 当中，所以新增/删除/更名文件名与目录的 w 权限有关。
由于目录树是由根目录开始读起，因此系统透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档名

EXT2/EXT3/EXT4 文件的存取与日志式文件系统的功能

新建一个文件时，文件系统的行为是：

先确定用户对于欲增文件的目录是否具有 w 和 x 权限，若有才能新增
根据 inode bitmap 找到没有使用的idode 号码，并将新文件的权限、属性写入
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
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
inode table 与 data block 称为数据存放区域，superblock、 block bitmap 与 inode bitmap 等区段就被称为 metadata (中介资料) ，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。

数据的不一致 (Inconsistent) 状态

文件在写入文件系统时，因为不知名原因导致系统中断(例如突然的停电、系统核心发生错误发生时)，所以写入的数据仅有 inode table 及 data block，最后一个同步更新中介数据的步骤并没有做完，此时就会发生 metadata 的内容与实际数据存放区产生不一致 (Inconsistent) 的情况。
在早期的 Ext2 文件系统中，如果发生这个问题，那么系统在重新启动的时候，就会由 Superblock 当中记录的 valid bit (是否有挂载) 与 filesystem state (clean 与否) 等状态来判断是否强制进行数据一致性的检查，检查整个磁盘，耗时长，于是出现了日志式文件系统。

日志式文件系统 (Journaling filesystem)

在filesystem 当中规划出一个区块，该区块专门在记录写入或修订文件时的步骤：

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
实际写入：开始写入文件的权限与数据；开始更新 metadata 的数据
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

如果数据的记录过程中出现问题，那么只要检查日至记录区块即可。使用 dumpe2fs，可以在 superblock中发现(ubuntu16)：

Journal inode:            8
Default directory hash:   half_md4
Directory Hash Seed:      24cbf2f0-10b9-4f68-9cdd-33073e41c59a
Journal backup:           inode blocks
Journal features:         journal_incompat_revoke
Journal size:             128M
Journal length:           32768
Journal sequence:         0x000442ca
Journal start:            36

可以知道在 inode 8 号记录 journal 区块的 block 指向，而且具有 128MB 的容量在处理日志。

Linux 文件系统的运作

由于磁盘写入的速度要比内存慢很多，在编辑保存文件时效率较低，为了解决这个问题Linux使用异步处理 (asynchronously) ：当系统加载一个文件到内存后，如果该文件没有被更动过，则在内存区段的文件数据会被设定为干净 (clean)的。但如果内存中的文件数据被更改过了(例如你用 nano 去编辑过这个文件)，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。也可以使用sync 指令来手动写入磁盘。

系统会将常用的文件数据放置到主存储器的缓冲区，以加速文件系统的读/写,因此 Linux 的物理内存最后都会被用光！这是正常的情况！可加速系统效能
可以手动使用 sync 来强迫内存中设定为 Dirty 的文件回写到磁盘中
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，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，甚至可能导致文件系统的损毁(非磁盘损毁)

挂载点的意义 (mount point)

每个 filesystem 都有独立的 inode / block / superblock 等信息，这个文件系统要能够链接到目录树才能被我们使用。将文件系统与目录树结合的动作我们称为挂载。挂载点一定是目录，该目录为进入该文件系统的入口。

XFS 文件系统简介

由于 EXT 文件系统格式化慢(预先分配 inode 与 block 耗时)，所以从CentOS 7 开始预设的文件系统为 XFS 文件系统了。

XFS 文件系统的配置

xfs 文件系统在资料的分布上，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)以及一个实时运作区 (realtime section)。这三个区域的数据内容如下：

数据区 (data section)
数据区跟 ext 家族一样，包括 inode/data block/superblock 等数据，都放置在这个区块。这个数据区与 ext 家族的 block group 类似，也是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！
另外，与 ext 家族不同的是， xfs 的 block 与 inode 有多种不同的容量可供设定，block 容量可由 512bytes ~ 64K 调配，不过，Linux 的环境下，由于内存控制的关系 (页面文件 pagesize 的容量之故)，因此最高可以使用的 block 大小为 4K 而已！至于 inode 容量可由 256bytes 到 2M 这么大！不过，保留 256bytes 的默认值就够用了
文件系统活动登录区(log section)
这个区域主要被用来纪录文件系统的变化，有点像是日志区，文件的变化会在这里纪录下来，直到该变化完整的写入到数据区后，该笔纪录才会被终结。如果文件系统因为某些缘故 (例如最常见的停电) 而损毁时，系统会拿这个登录区块来进行检验，看看系统挂掉之前，文件系统正在运作些啥动作，以快速的修复文件系统。
因为系统所有动作的时候都会在这个区块做个纪录，因此这个区块的磁盘活动是相当频繁的！在这个区域中，可以指定外部的磁盘来作为 xfs 文件系统的日志区块，例如，可以将 SSD 磁盘作为 xfs 的登录区，这样当系统需要进行任何活动时，就可以更快速的进行工作
实时运作区 (realtime section)
当有文件要被建立时，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，这个 extent 区块的大小得要在格式化的时候就先指定，最小值是 4K 最大可到 1G。一般非磁盘阵列的磁盘默认为 64K 容量，而具有类似磁盘阵列的 stripe 情况下，则建议 extent 设定为与 stripe 一样大较佳。这个 extent 最好不要乱动，因为可能会影响到实体磁盘的效能。

XFS 文件系统的描述数据观察

类似在 XFS 中 dumpe2fs devicename，在XFS中有 xfs_info devicename
范例：

[root@study ~]# xfs_info /dev/vda2 
1  meta-data=/dev/vda2         isize=256    agcount=4, agsize=65536 blks 
2           =                  sectsz=512   attr=2, projid32bit=1 
3           =                  crc=0        finobt=0 
4  data     =                  bsize=4096   blocks=262144, imaxpct=25 
5           =                  sunit=0      swidth=0 blks 
6  naming   =version 2         bsize=4096   ascii-ci=0 ftype=0 
7  log      =internal          bsize=4096   blocks=2560, version=2 
8           =                  sectsz=512   sunit=0 blks, lazy-count=1 
9  realtime =none              extsz=4096   blocks=0, rtextents=0

相关解释：

第 1 行里面的 isize 指的是 inode 的容量，每个有 256bytes 这么大。至于 agcount 则是前面谈到的储存区群组 (allocation group) 的个数，共有 4 个， agsize 则是指每个储存区群组具有 65536 个 block 。配合第 4 行的 block 设定为 4K，因此整个文件系统的容量应该就是 4*65536*4K 这么大！

第 2 行里面 sectsz 指的是逻辑扇区 (sector) 的容量设定为 512bytes 这么大的意思。

第 4 行里面的 bsize 指的是 block 的容量，每个 block 为 4K 的意思，共有 262144 个 block 在这个文件系统内。

第 5 行里面的 sunit 与 swidth 与磁盘阵列的 stripe 相关性较高。

第 7 行里面的 internal 指的是这个登录区(log section)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，总共约 10M 的容量

第 9 行里面的 realtime 区域，里面的 extent 容量为 4K。不过目前没有使用。

文件系统的简单操作

磁盘与目录的容量

磁盘的整体数据记录在 superblock 区块中，但是每个文件的容量则在 inode 当中记载的，可以使用df 和 du 命令查询。
+ 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)

df 命令格式：

[root@study ~]# df [-ahikHTm] [目录或文件名] 
选项与参数： 
-a  ：列出所有的文件系统，包括系统特有的 /proc 等文件系统； 
-k  ：以 KBytes 的容量显示各文件系统； 
-m  ：以 MBytes 的容量显示各文件系统； 
-h  ：以人们较易阅读的 GBytes, MBytes, KBytes 等格式自行显示； 
-H  ：以 M=1000K 取代 M=1024K 的进位方式； 
-T  ：连同该 partition 的 filesystem 名称 (例如 xfs) 也列出； 
-i  ：不用磁盘容量，而以 inode 的数量来显示

范例：

zzz@Ubuntu:~$ df -hT
Filesystem     Type      Size  Used Avail Use% Mounted on
udev           devtmpfs  983M     0  983M   0% /dev
tmpfs          tmpfs     201M  7.7M  193M   4% /run
/dev/vda1      ext4       40G  3.0G   35G   8% /
tmpfs          tmpfs    1001M     0 1001M   0% /dev/shm
tmpfs          tmpfs     5.0M  4.0K  5.0M   1% /run/lock
tmpfs          tmpfs    1001M     0 1001M   0% /sys/fs/cgroup
tmpfs          tmpfs     201M     0  201M   0% /run/user/1001

相关解释：

Filesystem：代表该文件系统是在哪个 partition ，所以列出装置名称

Used：顾名思义，就是使用掉的磁盘空间

Available：也就是剩下的磁盘空间大小

Use%：就是磁盘的使用率，如果使用率高达 90% 以上时，最好需要注意

Mounted on：就是磁盘挂载的目录(挂载点)

那个 /dev/shm/ 目录，其实是利用内存虚拟出来的磁盘空间，通常是总物理内存的一半

du 命令格式：

[root@study ~]# du [-ahskm] 文件或目录名称 
选项与参数： 
-a  ：列出所有的文件与目录容量，因为默认仅统计目录底下的文件量而已。 
-h  ：以人们较易读的容量格式 (G/M) 显示； 
-s  ：列出总量而已，而不列出每个各别的目录占用容量； 
-S  ：不包括子目录下的总计，与 -s 有点差别。 
-k  ：以 KBytes 列出容量显示； 
-m  ：以 MBytes 列出容量显示

相关解释：

直接输入 du 没有加任何选项时，则 du 会分析目前所在目录的文件与目录所占用的磁盘空间。

在默认的情况下，容量的输出是以 KB 来设计的，使用 -m 这个参数可得到 MB为单位

实体链接与符号链接： ln

Hard Link (实体链接, 硬式连结或实际连结)

我们知道：

每个文件都会占用一个 inode ，文件内容由 inode 的记录来指向
想要读取该文件，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

文件名只与目录有关，文件内容则与 inode 有关，如果多个文件名对应到同一个 inode 号码就是 Hard link。hard link 只是在某个目录下新增一笔档名链接到某 inode 号码的关连记录而已。

范例：

zzz@Ubuntu:/tmp$ ll -i /etc/crontab 
1048713 -rw-r--r-- 1 root root 722 Apr  6  2016 /etc/crontab
zzz@Ubuntu:/tmp$ sudo ln /etc/crontab .
zzz@Ubuntu:/tmp$ ll -i /etc/crontab crontab
1048713 -rw-r--r-- 2 root root 722 Apr  6  2016 crontab
1048713 -rw-r--r-- 2 root root 722 Apr  6  2016 /etc/crontab

相关解释：

可以看到两个文件的inode号码都为 1048713，且两个文件的权限相同

第二个连结字段由 1 变成了 2，其意义是有多少个档名链接到这个 inode 号码

将任何一个档名删除，其实 inode 与 block 都还是存在的

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

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文件，而这个文件会让数据的读取指向他 link 的那个文件的档名.所以，当来源档被删除之后，symbolic link 的文件会打不开了，会提示No such file or directory 。实际上就是找不到原始文件。

经测试，符号连结记录的内容仅仅是文件的文件名，如果将源文件删除，在新建一个同名文件符号连结文件指向新的文件。

Symbolic Link 与 Windows 的快捷方式可以给他划上等号，由 Symbolic link 所建立的文件为一个独立的新的文件，所以会占用掉 inode 与 block 。

ln 命令格式：

[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

符号连结并不能增加连结字段数量，目录的连结字段数量是由新增目录( . 和 .. ，新的目录的 link 数为 2 ，而上层目录的 link 数则会增加 1 )而的增加而改变的。

磁盘的分区、格式化、检验与挂载

在 Linux 中新增一颗硬盘需要的操作：

对磁盘进行分区，以建立可用的 partition(分区之前要确定磁盘的分区格式GPT or MBR)
该 partition 进行格式化 (format)，以建立系统可用的 filesystem(xfs or ext4)
可对刚刚建立好的 filesystem 进行检验
建立挂载点 (亦即是目录)，并将他挂载上来

观察磁盘分区状态

常见命令有lsblk 、 blkid、 parted

lsblk 列出系统上所有的磁盘列表(未挂载的也会显示出来)
lsblk 可以看成 list block device 的缩写，列出所有储存装备
命令格式：

[root@study ~]# 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 的线段输出，不要使用复杂的编码 (再某些环境下很有用) 
-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！而不是仅列出最后的名字而已。 
-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

blkid 列出装置的 UUID 等参数(列出格式化后的区块)
UUID 是全局单一标识符(universally unique identifier)，Linux会给系统内所有装置给予一个独一无二的标识符。
parted 列出磁盘的分区表类型与分区信息，修改磁盘的分区格式(MBR or GPT)
如果仅查看相关信息的话使用 parted devicename print 命令

磁盘分区

分区前需要确定磁盘的分区格式(MBR or GPT)，使用parted devicename 然后在内部使用 mklabel gpt 可以将磁盘设置为 gpt 分区格式，使用mklabel msdos 设置为 mbr 分区格式。

设置完分区格式后就可以分区了，MBR 分区表使用 fdisk 进行分区，GPT分区表使用gdisk 分区。fdisk 与 gdisk 命令很相似。

命令格式： gdisk devicename fdisk devicename，比如：gdisk /dev/sdb

使用命令后进入内部命令区，命令区的常用命令含义：

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

分区信息在 /proc/partitions 中有记录，刚新增的分区不会立即同步到文件内，可以通过 partprobe -s 命令更新。

磁盘格式化(建置文件系统)

磁盘格式化就是讲一个分区设置为需要的文件系统(xfs or ext4)，使用命令 mkfs (make filesystem 的缩写)。格式化后，可以通过命令 blkid devicename 查看UUID，比如：blkid /dev/sdb1。

XFS 文件系统 mkfs.xfs
一般使用默认指令 mkfs.xfs devicename 即可，通过参数可以设置 inode size，block size
EXT4 文件系统 mkfs.ext4
一般使用默认指令 mkfs.ext4 devicename 即可。
其他文件系统，使用命令 mkfs[tab][tab] 即可查看支持的文件系统

文件系统的检验

当出现断电等导致宕机情况发生时，文件系统会有磁盘与内存数据异步情况，可能导致文件系统错误。

xfs_repair 处理 XFS 文件系统
命令格式：

[root@study ~]# xfs_repair [-fnd] 装置名称 
选项与参数： -f  ：后面的装置其实是个文件而不是实体装置 
-n  ：单纯检查并不修改文件系统的任何数据 (检查而已) 
-d  ：通常用在单人维护模式底下，针对根目录 (/) 进行检查与修复的动作！很危险！不要随便使用

fsck.ext4 处理 EXT4 文件系统
fsck 是个综合指令，如果针对 ext4 使用 fsck.ext4 较好
命令格式：

[root@study ~]# fsck.ext4 [-pf] [-b superblock] 装置名称 
选项与参数： 
-p  ：当文件系统在修复时，若有需要回复 y 的动作时，自动回复 y 来继续进行修复动作。 
-f  ：强制检查！一般来说，如果 fsck 没有发现任何 unclean 的旗标，不会主动进入细部检查的，如果您想要强制 fsck 进入细部检查，就得加上 -f 旗标啰！ 
-D  ：针对文件系统下的目录进行优化配置。 
-b  ：后面接 superblock 的位置！一般来说这个选项用不到。但是如果你的 superblock 因故损毁时，透过这个参数即可利用文件系统内备份的 superblock 来尝试救援。一般来说，superblock 备份在：1K block 放在 8193, 2K block 放在 16384, 4K block 放在 32768

通常只有 root 用户且文件系统有问题的时候才使用这个指令，否则在正常状况下使用此一指令可能会造成对系统的危害，执行 xfs_repair / fsck.ext4 时，被检查的 partition 不能挂载在系统上。

文件系统挂载与卸除

挂载前需要的准备：

单一文件系统不应该被重复挂载在不同的挂载点(目录)中
单一目录不应该重复挂载多个文件系统
要作为挂载点的目录，理论上应该都是空目录

如果原目录不为空那么挂载后，原目录内的文件会暂时消失，卸除后恢复显示

挂载命令为 mount ，命令格式：

[root@study ~]# mount -a 
[root@study ~]# mount [-l] 
[root@study ~]# mount [-t 文件系统] LABEL=''  挂载点 
[root@study ~]# mount [-t 文件系统] UUID=''   挂载点  # 鸟哥近期建议用这种方式喔！ 
[root@study ~]# mount [-t 文件系统] 装置文件名  挂载点 
选项与参数： -a  ：依照配置文件 /etc/fstab 的数据将所有未挂载的磁盘都挂载上来 
-l  ：单纯的输入 mount 会显示目前挂载的信息。加上 -l 可增列 Label 名称！ 
-t  ：可以加上文件系统种类来指定欲挂载的类型。常见的 Linux 支持类型有：xfs, ext3, ext4,       reiserfs, vfat, iso9660(光盘格式), nfs, cifs, smbfs (后三种为网络文件系统类型) 
-n  ：在默认的情况下，系统会将实际挂载的情况实时写入 /etc/mtab 中，以利其他程序的运作。       但在某些情况下(例如单人维护模式)为了避免问题会刻意不写入。此时就得要使用 -n 选项。 
-o  ：后面可以接一些挂载时额外加上的参数！比方说账号、密码、读写权限等：

现在不需要加上 -t 这个选项，系统会自动的分析最恰当的文件系统来尝试挂载你需要的装置文件。系统几乎都有 superblock ， Linux 可以透过分析 superblock 搭配 Linux 自己的驱动程序去测试挂载，如果成功的套和了，就立刻自动的使用该类型的文件系统挂载起来。其参考文件：

/etc/filesystems：系统指定的测试挂载文件类型的优先级
/proc/filesystems：Linux系统已经加载的文件系统类型
Linux 支持的文件系统之驱动程序都写在如下的目录中：/lib/modules/$(uname -r)/kernel/fs/

范例：

[root@centos764 ~]# cd learn/test/
[root@centos764 test]# blkid /dev/sdb2
/dev/sdb2: UUID="de0f4e15-4905-4d76-9026-7f835a20d3f4" TYPE="ext4" PARTLABEL="Linux filesystem" PARTUUID="5997bc72-0f8b-4ad2-bcd2-2dd4fb366a8c" 
[root@centos764 test]# mount UUID='de0f4e15-4905-4d76-9026-7f835a20d3f4' .
[root@centos764 test]# df ~/learn/test/
文件系统        1K-块  已用   可用 已用% 挂载点
/dev/sdb2      999320  2564 927944    1% /root/learn/test

linux 中不支持 NTFS 的文件系统的U盘的挂载，要想将U盘挂载到 Linux 中，必须将U盘格式化。

卸载命令为 umount ：命令格式： umount [-fn] 装置文件名或挂载点，例如 umount /dev/sdv1

设定开机挂载

开机挂载/etc/fstab 及 /etc/mtab

系统挂载的限制

根目录 / 是必须挂载的﹐而且一定要先于其它 mount point 被挂载进来
其它 mount point 必须为已建立的目录﹐可任意指定﹐但一定要遵守必须的系统目录架构原则 (FHS)
所有 mount point 在同一时间之内﹐只能挂载一次
所有 partition 在同一时间之内﹐只能挂载一次
若进行卸除﹐必须先将工作目录移到 mount point(及其子目录) 之外

/etc/fstab(filesystem table) 是挂载时的选项与参数的文件，共有六个字段：

[root@study ~]# cat /etc/fstab 
# Device                              Mount point  filesystem parameters    dump fsck 
/dev/mapper/centos-root                   /       xfs     defaults            0 0 
UUID=94ac5f77-cb8a-495e-a65b-2ef7442b837c /boot   xfs     defaults            0 0 
/dev/mapper/centos-home                   /home   xfs     defaults            0 0 
/dev/mapper/centos-swap                   swap    swap    defaults            0 0

特殊装置 loop 挂载

阿里云的服务器就是用的 loop 挂载~
loop 挂载的步骤：

建立大型文件 dd if=/dev/zero of=/srv/loopdev bs=1M count=512
大型文件格式化 mkfs.xfs -f /srv/loopdev 跳过了分区表设置，默认为 loop 分区格式也可修改为GPT or MBR 分区表格式
挂载 mount /srv/loopdev /mnt

内存置换空间(swap)之建置

CPU 所读取的数据都来自于内存，当内存不足的时候，为了让后续的程序可以顺利的运作，因此在内存中暂不使用的程序与数据就会被挪到 swap 中。
建立 swap 有两种方法：

设定一个swap partition
建立一个虚拟内存文件

使用实体分区槽建置 swap

步骤如下：

分区，先使用 gdisk 在你的磁盘中分区出一个分区槽给系统作为 swap 。由于 Linux 的 gdisk 预设会将分区槽的 ID 设定为 Linux 的文件系统，所以你可能还得要设定一下 system ID。
格式化：使用命令 mkswap 装置文件名 格式化该分区槽成为 swap 格式。
使用：将该 swap 装置启动，方法为：swapon 装置文件名 。

范例：

[root@centos764 ~]# gdisk /dev/sdb
GPT fdisk (gdisk) version 0.8.6

Partition table scan:
  MBR: protective
  BSD: not present
  APM: not present
  GPT: present

Found valid GPT with protective MBR; using GPT.

Command (? for help): p
Disk /dev/sdb: 20971520 sectors, 10.0 GiB
Logical sector size: 512 bytes
Disk identifier (GUID): 9952BB36-8485-48E1-99EC-FCC5A9488A7E
Partition table holds up to 128 entries
First usable sector is 34, last usable sector is 20971486
Partitions will be aligned on 2048-sector boundaries
Total free space is 16777149 sectors (8.0 GiB)

Number  Start (sector)    End (sector)  Size       Code  Name
   1            2048         2099199   1024.0 MiB  8300  Linux filesystem
   2         2099200         4196351   1024.0 MiB  8300  Linux filesystem

Command (? for help): n
Partition number (3-128, default 3): 
First sector (34-20971486, default = 4196352) or {+-}size{KMGTP}: 
Last sector (4196352-20971486, default = 20971486) or {+-}size{KMGTP}: +512M 
Current type is 'Linux filesystem'
Hex code or GUID (L to show codes, Enter = 8300): 8200 # 选择 swap 格式
Changed type of partition to 'Linux swap'

Command (? for help): p
Disk /dev/sdb: 20971520 sectors, 10.0 GiB
Logical sector size: 512 bytes
Disk identifier (GUID): 9952BB36-8485-48E1-99EC-FCC5A9488A7E
Partition table holds up to 128 entries
First usable sector is 34, last usable sector is 20971486
Partitions will be aligned on 2048-sector boundaries
Total free space is 15728573 sectors (7.5 GiB)

Number  Start (sector)    End (sector)  Size       Code  Name
   1            2048         2099199   1024.0 MiB  8300  Linux filesystem
   2         2099200         4196351   1024.0 MiB  8300  Linux filesystem
   3         4196352         5244927   512.0 MiB   8200  Linux swap

Command (? for help): w

Final checks complete. About to write GPT data. THIS WILL OVERWRITE EXISTING
PARTITIONS!!

Do you want to proceed? (Y/N): y
OK; writing new GUID partition table (GPT) to /dev/sdb.
The operation has completed successfully.
[root@centos764 ~]# mkswap /dev/sdb3
正在设置交换空间版本 1，大小 = 524284 KiB
无标签，UUID=efb2b703-88ae-4db5-97f8-47ca1480be0c
[root@centos764 ~]# blkid /dev/sdb3
/dev/sdb3: UUID="efb2b703-88ae-4db5-97f8-47ca1480be0c" TYPE="swap" PARTLABEL="Linux swap" PARTUUID="a5995a6b-e0d8-4dae-b3f2-999dbc8c6e43" 
[root@centos764 ~]# free
              total        used        free      shared  buff/cache   available
Mem:        1865252     1034280      376356       22288      454616      570804
Swap:       2097148         264     2096884 # 会增大
[root@centos764 ~]# swapon /dev/sdb3 # 使用
[root@centos764 ~]# free
              total        used        free      shared  buff/cache   available
Mem:        1865252     1034576      376032       22288      454644      570540
Swap:       2621432         264     2621168 # 变大了
[root@centos764 ~]# swapon -s # 查看有哪些 swap 装置 
文件名             类型      大小  已用  权限
/dev/dm-1                               partition   2097148 264 -1
/dev/sdb3                               partition   524284  0   -2

使用文件建置 swap

步骤如下：

使用 dd 这个指令来新增一个 128MB 的文件在 /tmp 底下： dd if=/dev/zero of=/tmp/swap bs=1M count=128
使用 mkswap 将 /tmp/swap 这个文件格式化为 swap 的文件格式： mkswap /tmp/swap
使用 swapon 来将 /tmp/swap 启动 swapon /tmp/swap

使用 swapoff devicename 将 swap 停用，例如 swapoff /tmp/swap。
总的来说swap 来是需要建立的，只是不需要太大。

个人博客原文地址 : Linux 磁盘与文件系统