（1） 在默认的情况下， windows 操作系统是不会认识 Linux 的 Ext2 的。
windows 98 以前的微软操作系统主要利用的文件系统是 FAT (或 FAT16)；
windows 2000 以后的版本有所谓的 NTFS文件系统；
至于 Linux 的正统文件系统则为 Ext2 (Linux second extended file system, ext2fs)

（2）磁盘与文件系统之间的关系如下：
LVM 与软件磁盘阵列(software raid)，这些技术可以将一个分区槽格式化为多个文件系统(例如 LVM)，也能够将多个分区槽合成一个文件系统(LVM, RAID)！
所以，一个可被挂载的数据为一个文件系统而不是一个分区槽

（3）文件系统是如何运作的呢？
例如 Linux 操作系统的文件权限(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。

(4)inode,block,superblock介绍如下

在这里插入图片描述
inode与block之间的关系是：

（5）用索引式文件系统来说明inode与block之间的关系
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阅读顺序，可以一口气将四个 block 内容读出来！
在这里插入图片描述

补充说明：FAT格式的文件系统
在这里插入图片描述

（6）碎片整理的原因是：block太过于分散

（a）碎片整理的概念
需要碎片整理的原因就是文件写入的 block 太过于离散了，此时文件读取的效能将会变的很差所致。这个时候可以透过碎片整理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！

（b）linux的EXT2相较于windows的FAT，是不需要磁盘整理的
在这里插入图片描述

3. Linux 的 EXT2 文件系统(inode)

（1）EXT2文件系统中区块群组block group
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)，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。

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。

（2）Ext2 格式化后，ext2文件系统示意图：

在这里插入图片描述

说明：
（a）启动扇区boot sector的作用
在这里插入图片描述

（b） data block (资料区块)

（i）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。
在这里插入图片描述
（ii）EXT2文件系统的block的基本限制如下：

eg：

（iii）如果block太小？
因为如果 block 较小的话，那么大型文件将会占用数量更多的 block ，而 inode 也要记录更多的 block 号码，此时将可能导致文件系统不良的读写效能。

补充：事实上，现在的磁盘容量都太大了！所以，大概大家都只会选择 4K 的 block 大小吧！

（c）inode table (inode 表格)

（i） 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！
（ii） inode 的数量和大小在格式化的时候就已经固定了，特点如下：
在这里插入图片描述

（iii）EXT2 的 inode / block 与文件大小的关系如下：
inode 记录一个 block 号码要花掉 4byte ；
假设我一个文件有400MB 且每个 block 为 4K 时，那么至少也要十万笔 block 号码的记录呢！

但是呢？只有1K的block能这么计算。。。所以上面的计算，肯定是鸟哥的经验！
（4K/4=1024笔记录，如果是直接指向+间接指向的话是：12✖4K+1024✖4K）

（iiii）inode结构示意图
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。
在这里插入图片描述
说明：
直接：
上图最左边为 inode 本身 (128 bytes)，里面有 12 个直接指向 block 号码的对照，这 12 笔记录就能够直接取得 block 号码啦！；
间接：
再拿一个 block 来当作记录 block 号码的记录区，如果文件太大时，就会使用间接的 block 来记录编号。
双间接：第一个 block 仅再指出下一个记录编号的 block 在哪里，实际记录的在第二个 block 当中。
三间接：利用第三层 block 来记录编号。

（iiii）inode 能够指定多少个 block 呢？我们以较小的 1K block 来说明好了
（从block的方向去考虑）
在这里插入图片描述
注意：但这个方法不能用在 2K 及 4K block 大小的计算中，因为大于 2K 的 block 将会受到 Ext2 文件系统本身的限制，所以计算的结果会不太符合之故。

（如果从inode本身去考虑的话）
eg：CentOS 6.x系统，那么默认还是使用 Ext4 的文件系统喔！ Ext4 文件系统的 inode 容量已经可以扩大到 256bytes 了。
按照间接的方式的话：256/4=64笔记录，如果是指向1k的block，那么64*1k=64k，也就是说，指向的block的内容也就这么大点。。。

（d）Superblock (超级区块)

（i）Superblock 是记录整个 filesystem 相关信息的地方，没有 Superblock ，就没有这个 filesystem 了。
记录的信息主要有：
在这里插入图片描述
（ii）一般来说， superblock 的大小为 1024bytes。
相关的 superblock 讯息我们等一下会以 dumpe2fs 指令来呼叫出来观察喔！

（iii）此外，每个 block group 都可能含有 superblock 喔！
而若含有 superblock 则该 superblock 主要是做为第一个 block group 内 superblock 的备份咯，这样可以进行 superblock 的救援呢！

（e）Filesystem Description (文件系统描述说明)

在这里插入图片描述

（f）block bitmap (区块对照表)

在这里插入图片描述

（g）inode bitmap (inode 对照表)

在这里插入图片描述

（h）dumpe2fs：查询 Ext 家族 superblock 信息的指令

在这里插入图片描述
现在是superblock的信息

现在是block group的信息

说明：
dumpe2fs查询的结果说明：
不过依内容主要可以区分为上半部是superblock 内容，下半部则是每个 block group 的信息了；
从上面的表格中我们可以观察到鸟哥这个 /dev/vda5 规划的 block 为 4K，第一个 block 号码为 0 号，且 block group 内的所有信息都以block 的号码来表示的。

至于 block group 的内容我们单纯看 Group0 信息好了： 主要如下
在这里插入图片描述
注意：4096*512代表的是：多少个bytes的block
数量的话，已经说清楚是512个block了。

4.与目录树的关系（目录与文件在文件系统中如何记录数据？？）

（1） 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：
在这里插入图片描述

（2）查看目录内的文件所占用的 inode 号码，用ls -i
在这里插入图片描述
（3）当你使用『ll / 』时，出现的目录几乎都是 1024的倍数，为什么呢？因为每个 block 的数量都是 1K, 2K, 4K 嘛！

注意：目录并不只会占用一个 block 而已
在目录底下的文件数如果太多而导致一个 block 无法容纳的下所有的档名与 inode 对照表时， Linux 会给予该目录多一个 block来继续记录相关的数据；

（4）新建一个文件，block的分配情况如下：
在这里插入图片描述

（5）目录树是如何用inode读取block的内容的？？

（i）
在这里插入图片描述

（2）eg：举例来说，如果我想要读取 /etc/passwd 这个文件时，系统是如何读取的呢？
在这里插入图片描述

（6）filesystem 大小与磁盘读取效能：

（i）如果文件写入的 block 真的分的很散，会咋样？
在这里插入图片描述
（ii）如果 filesystem 真的太大了，会咋样？

5. EXT2/EXT3/EXT4 文件的存取与日志式文件系统的功能—— block bitmap 及 inode bitmap

（1）假设我们想要新增一个文件，此时文件系统的行为是：
在这里插入图片描述
（2）数据的不一致 (Inconsistent) 状态及早期的解决办法
出现日至式文件系统的原因：数据的不一致状态

（3）日志式文件系统 (Journaling filesystem)——解决数据的不一致状态

（i）早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，
日志式文件的工作过程：
在这里插入图片描述
（ii）日志式文件最基础的功能

（iii）

6.Linux 文件系统的运作

（1）如果你常常编辑一个好大的文件，在编辑的过程中又频繁的要系统来写入到磁盘中，由于磁盘写入的速度要比内存慢很多，因此你会常常耗在等待磁盘的写入/读取上。
为了解决这个效率的问题，因此我们的 Linux 使用的方式是透过一个称为异步处理 (asynchronously)的方式。

异步处理的主要过程如下：
在这里插入图片描述

（2）我们知道内存的速度要比磁盘快的多，因此如果能够将常用的文件放置到内存当中， 这不就会增加系统性能吗？
因此我们 Linux 系统上面文件系统与内存有非常大的关系喔：

在这里插入图片描述

7.挂载点的意义 (mount point)

（1）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』。
重点是：挂载点一定是目录，该目录为进入该文件系统的入口。

so：因此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的。

（2）按照前面的centos7.0的安装方法，
那么应该会有三个挂载点才是，分别是 /, /boot, /home 三个 (对应的装置文件名为 LVM, LVM, /dev/vda2)。
在这里插入图片描述
说明：
（i）观察这三个目录的inode发现：
由于 XFS filesystem 最顶层的目录之 inode 一般为 128 号，因此可以发现 /, /boot, /home为三个不同的 filesystem 啰！ (因为每一行的文件属性并不相同，且三个目录的挂载点也均不相同之故。 )

（ii）同一个 filesystem 的某个 inode 只会对应到一个文件内容而已(因为一个文件占用一个 inode 之故)，
因此我们可以透过判断 inode 号码来确认不同文件名是否为相同的文件喔！

（iii）eg：曾经提到根目录下的 . 与 … 是相同的东西
在这里插入图片描述
说明：
上面的信息中由于挂载点均为 / ，因此三个文件 (/, /., /…) 均在同一个 filesystem 内（判断方法：看inde号码以及目录属性）；
而这三个文件的 inode 号码均为 128 号，因此这三个档名都指向同一个 inode 号码，当然这三个文件的内容也就完全一模一样了！

8.其他 Linux 支持的文件系统与 VFS文件系统

（1）常见的支持的文件系统有：
在这里插入图片描述

（2）想要知道你的 Linux 支持的文件系统有哪些，可以察看底下这个目录：
在这里插入图片描述

（3）Linux VFS (Virtual Filesystem Switch)：VFS文件系统
（i）整个 Linux 的系统都是透过一个名为 Virtual Filesystem Switch 的核心功能去读
取 filesystem 的。
也就是说，整个 Linux 认识的 filesystem 其实都是 VFS 在进行管理！！

在这里插入图片描述

（ii）eg：
在这里插入图片描述

9.XFS 文件系统简介-CentOS 7 开始，预设的文件系统已经由原本的 EXT4 变成了 XFS 文件系统了！

（1）为啥用法XFS来代替EXT文件系统呢？
在这里插入图片描述

（2）XFS文件系统的配置：数据区、登陆区、实时运作区

（a）基本上 xfs 就是一个日志式文件系统，这个 xfs 就是被开发来用于高容量磁盘以及高性能文件系统之用。

（b）xfs 文件系统在资料的分布上，主要规划为三个部份，一个资料区 (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：
（i）数据区 (data section)
xfs 的这个数据区的储存区群组 (allocation groups, AG)，你就将它想成是 ext家族的 block 群组 (block groups) 就对了！
该数据区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

整个文件系统的 superblock、
剩余空间的管理机制、
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！

（ii）文件系统活动登录区 (log section)
在这里插入图片描述

（iii）实时运作区 (realtime section)
在这里插入图片描述

（c）XFS 文件系统的描述数据观察：xfs_info

找出系统 /boot 这个挂载点底下的文件系统的 superblock 纪录： df -T /boot

在这里插入图片描述

二、文件系统的简单操作

1.磁盘与目录的容量

（1）磁盘的整体数据是在 superblock 区块中；每个各别文件的容量则在 inode 当中记载的；

（2）
在这里插入图片描述

（3）df ；查文件系统容量

（a）df的解释
由于 df 主要读取的数据几乎都是针对一整个文件系统，因此读取的范围主要是在Superblock 内的信息，所以这个指令显示结果的速度非常的快速！
在这里插入图片描述
（b）df相关信息说明

说明：

（c）df -h ；容量结果输出为易读

在这里插入图片描述
（d）df -aT

注：/proc 的东西都是 Linux 系统所需要加载的系统数据，而且是挂载在『内存当中』
的，所以当然没有占任何的磁盘空间啰！

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！由于是透过内存仿真出来的磁盘，因此你在这个目录底下建立任何数据文件时，访问速度是非常快速的！但是，建立的东西在下次开机时就消失了！因为是在内存中嘛！

（e）df -h /etc ；/etc 底下的可用的磁盘容量

在这里插入图片描述

（f）df -ih ；各个 partition 当中可用的 inode 数量列出

在这里插入图片描述

（4）du：查文件系统个数

（a）du的解释
在这里插入图片描述

（b）du；仅仅显示部分目录的个数

在这里插入图片描述

（c）du -a；文件和目录的个数都有了

在这里插入图片描述

（d）du -sm /*；检查根目录下每个目录所占个数

在这里插入图片描述

（5）df与du的区别

在这里插入图片描述

2.实体链接与符号链接： ln

（1）在 Linux 底下的连结档有两种，
一种是类似 Windows 的快捷方式功能的文件，可以让你快速的链接到目标文件(或目录)；另一种则是透过文件系统的 inode 连结来产生新档名，而不是产生新文件！这种称为实体链接 (hard link)。

（2）Hard Link (实体链接, 硬式连结或实际连结)

（a）其实文件名只与目录有关，但是文件内容则与 inode 有关。
在这里插入图片描述
（b）有没有可能有多个档名对应到同一个 inode 号码呢？
有的！那就是 hard link 的由来

eg：假设我系统有个 /root/crontab 他是 /etc/crontab 的实体链接，也就是说这两个档名连
结到同一个 inode ，自然这两个文件名的所有相关信息都会一模一样(除了文件名之外)。
在这里插入图片描述
解释：
（i）

（ii）硬链接的文件读取示意图

在这里插入图片描述

（iii）硬链接的缺点：不能跨文件系统和不能link目录

在这里插入图片描述

（3）Symbolic Link (符号链接，亦即是快捷方式)

（a）符号链接的含义
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！由于只是利用文件来做为指向的动作。
所以，当源文件被删除之后，symbolic link 的文件会『开不了』

（b）eg：我们先建立一个符号链接文件链接到 /etc/crontab 去看看，
在这里插入图片描述
解释：
（i）

（ii）符号链接的文件读取示意图

在这里插入图片描述

（iii）
举上面的例子来说，我的/etc/crontab 与 /root/crontab 指向同一个文件，如果我删除了 /root/crontab 这个文件，该删除的动作其实只是将 /root 目录下关于 crontab 的关连数据拿掉而已， crontab 所在的 inode 与 block 其实都没有被变动喔！

（4）链接指令ln的说明，硬链接和符号链接的eg

（a）
在这里插入图片描述
硬链接

符号链接

删除原文件后的情况
在这里插入图片描述
说明：

（b）/tmp目录的作用：
您会发现，过去我们在进行测试时，都会将数据移动到 /tmp 底下去练习

（c）篡改符号链接的内容会影响到源文件

在这里插入图片描述

（d）关于目录的 link 数量：
如果建立目录时，他默认的 link 数量会是多少？
一个『空目录』里面至少会存在些什么？呵呵！就是存在 . 与 … 这两个目录啊！
eg：
在这里插入图片描述

三、磁盘的分区、格式化、检验与挂载

（1）如果我们想要在系统里面新增一颗磁盘时，应该有哪些动作需要做的呢：
在这里插入图片描述

1.观察磁盘分区状态

（1）磁盘分区是GPT格式的，用gdisk来处理分区；
磁盘分区是MBR格式的，用fdisk来处理分区；

（2）lsblk 列出系统上的所有磁盘列表

（a）lsblk 可以看成『list block device 』的缩写，就是列出所有储存装置
在这里插入图片描述
（b）eg1

说明：
目前的系统主要有个 sr0 以及一个 vda 的装置，而 vda 的装置底下又有三个分区，其中 vda3 甚至还有因为 LVM 产生的文件系统！

默认的输出信息如下：
在这里插入图片描述
eg2：

（3）blkid 列出装置的 UUID 等参数

（a）UUID 是全局单一标识符 (universally unique identifier)， Linux 会将系统内所有的装置都给予一个独一无二的标识符，这个标识符就可以拿来作为挂载或者是使用这个装置/文件系统之用了。

（b）
在这里插入图片描述

（4）parted 列出磁盘的分区表类型与分区信息

（a） blkid 也知道了所有的文件系统， parted 来输出磁盘的分区类型
（b）
在这里插入图片描述
（c）eg：

2.磁盘分区：gdisk/fdisk

（1）GPT用gdisk

（a）初步了解各个分区的信息：
在这里插入图片描述

说明：
（i）

（ii）老实说，使用 gdisk 这支程序是完全不需要背指令的！
只要离开 gdisk 时按下『q』，那么所有的动作『都不会生效！』相反的，按下『w』就是动作生效的意思。所以，你可以随便玩 gdisk ，只要离开时按下的是『q』即可。

（iii）以鸟哥这颗磁盘为例，这个磁盘共有 40GB 左右的容量，共有 83886080 个扇区，每个扇区的容量为512bytes。
要注意的是，现在的分区主要是以扇区为最小的单位喔！

下半部的分区表信息主要在列出每个分区槽的个别信息项目。每个项目的意义为：
在这里插入图片描述

（iiii）使用的『装置文件名』请不要加上数字，因为 partition是针对『整个磁盘装置』 而不是某个 partition 呢！

（b）用 gdisk 新增分区槽：
（i）而经过上面的观察，我们也确认系统还有剩下的容量可以来操作练习分区！假设我需要有如下的分区需求：
在这里插入图片描述
（ii）

说明：
重点在『Last sector 』那一行，那行绝对不要使用默认值！因为默认值会将所有的容量用光！
每次新增完毕后，请立即『p 』查看一下结果喔！

（iii）
在这里插入图片描述
（iiii）

（iiiii）

（c）partprobe 更新 Linux 核心的分区表信息
因为 Linux 此时还在使用这颗磁盘，为了担心系统出问题，所以分区表并没有被更新喔！这个时候我们有两个方式可以来处理：

其中一个是重新启动，不过很讨厌！
另外一个则是透过 partprobe 这个指令来处理即可！

（d）用 gdisk 删除一个分区槽
在这里插入图片描述

注意：万分注意！不要去处理一个正在使用中的分区槽！

（2）MBR用fdisk

（a）fdisk与gdisk的区别如下：
在这里插入图片描述
（b）

3.磁盘格式化：make filesystem，mkfs

（1）XFS 文件系统 mkfs.xfs

（a）mkfs.xfs的用法如下
在这里插入图片描述

（b）

说明：
因为 xfs 可以使用多个数据流来读写系统，以增加速度，因此那个 agcount 可以跟 CPU 的核心数来做搭配！举例来说，如果我的服务器仅有一颗 4 核心，但是有启动 Intel 超线程功能，则系统会仿真出 8 颗 CPU 时，那个 agcount 就可以设定为 8 喔！

（c）
在这里插入图片描述

说明：
（i）XFS 文件系统 for RAID 效能优化 (Optional)：针对于格式化后的文件系统设置
RAID磁盘阵列的含义：
磁盘阵列是多颗磁盘组成一颗大磁盘的意思，利用同步写入到这些磁盘的技术，不但可以加快读写速度，还可以让某一颗磁盘坏掉时，整个文件系统还是可以持续运作的状态！
那就是所谓的容错。
在这里插入图片描述
（ii）stripe有啥用？

（iii）文件系统的读写要能够有优化，最好能够搭配磁盘阵列的参数来设计，这样效能才能够起来！

也就是说，你可以先在文件系统就将 stripe 规划好，那交给 RAID 去存取时，它就无须重复进行文件的stripe 过程，效能当然会更好！

那格式化时，优化效能与什么咚咚有关呢？
我们来假设个环境好了：
在这里插入图片描述
结果如下：

说明：
从输出的结果来看， agcount 没啥问题， sunit 结果是 64 个 block，因为每个 block 为 4K，所以算出来容量就是 256K 也没错！那个 swidth 也相同！使用 448 * 4K 得到 1792K！那个 extsz 则是算成 bytes 的单位，换算结果也没错啦！

(d)上面是个方式，那如果使用 sunit 与 swidth 直接套用在mkfs.xfs 当中呢？那你得小心了！因为指令中的这两个参数用的是『几个 512bytes 的 sector 数量』的意思！是『数量』单位而不是『容量』单位！
因此先计算为：
在这里插入图片描述

（2）格式化EXT4 文件系统 mkfs.ext4

（a）指令介绍
因为 ext4 的默认值已经相当适合我们系统使用，大部分的默认值写入于我们系统的 /etc/mke2fs.conf 这个文件中。
在这里插入图片描述
（b）

（c）dumpe2fs

在这里插入图片描述

（3）其他文件系统，mkfs单独使用

（a）指令介绍
在这里插入图片描述
（b）如果要将刚刚的 /dev/vda5 重新格式化为 VFAT 文件系统呢？

4.文件系统检验，检测分区一定是卸载状态

（1）现在我们知道文件系统运作时会有磁盘与内存数据异步的状况发生，因此莫名其
妙的当机非常可能导致文件系统的错乱。

（2）xfs_repair 处理 XFS 文件系统：最好别用到

（a）指令介绍
在这里插入图片描述

（b）eg

说明：

（3）fsck.ext4 处理 EXT4 文件系统:妥当

（a）指令介绍
在这里插入图片描述

（b）eg1：

（c）eg2

说明：

5.文件系统挂载与卸除

（1）挂载点是目录，不过要进行挂载前，你最好先确定几件事：
在这里插入图片描述
尤其是上述的后两点！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。并不是被覆盖掉， 而是暂时的隐藏了起来，等
到新分区槽被卸除之后，则原本的内容就会再次的跑出来啦！