行业知识
Linux磁盘与文件系统管理
文章目录
- Linux磁盘与文件系统管理
- 物理设备的命名规则
- 磁盘设备名称解释
- 磁盘分区表
- MBR磁盘分区表
- GPT磁盘分区表
- 文件系统的特性
- Linux的ext2文件系统(inode)
- dumpe2fs：查询ext系列超级区块信息
- 与目录树的关系
- ext2/ext3/ext4 文件的存取与日志式文件系统的功能
- Linux文件系统的运行
- 挂载点的意义（mount point）
- 其他Linux支持的文件系统与VFS
- XFS文件系统简介
- 文件系统的简单操作
- 磁盘与目录的容量：df、du
- 硬链接与符号链接：ln
- 磁盘的分区、格式化、检验与挂载
- 观察磁盘分区状态：lsblk、blkid、
- 磁盘分区：gdisk/fdisk
- 磁盘格式化（创建文件系统）：mkfs.xfs、mkfs.ext4
- 文件系统检验：xfs_repair 、fsck.ext4
- 文件系统挂载与卸载：mount、umount
- 磁盘/文件系统参数自定义：mknod、xfs_admin、tune2fs
- 设备启动挂载
- 启动挂载/etc/fstab及/etc/mtab
- 特殊设备loop挂载（镜像文件不刻录就挂载使用）
- 内存交换分区（swap）创建
- 使用物理分区创建内存交换分区
- 使用文件创建内存交换文件
- 文件系统的特殊观察与操作
- ���盘空间浪费问题
Linux磁盘与文件系统管理
在Linux系统中，“一切皆文件”是一个经典的观念，意味着Linux将许多系统资源和设备都视为文件来对待。一般都存储在/dev目录下
物理设备的命名规则
常见的设备类型
硬件设备 文件名称 IDE设备 /dev/hda，hdb，hdc… SCSI/SATA/U盘 /dev/sda，sdb，sdc… NVME设备 /dev/nvme0n1，/dev/nvme01n2 … virtio设备 /dev/vda，vdb，vdc… 软驱 /dev/fd0，fd1 … 打印机 /dev/lp0，lp1，lp2 … 光驱 /dev/cdrom或者/dev/sr0，sr1，sr2… 鼠标 /dev/mouse 磁带机 /dev/st0或者/dev/ht0 磁盘设备名称解释
磁盘分区表
磁盘主要由碟片、机械手臂、磁头与主轴马达所组成，而数据的写入其实是在碟片上面。
碟片上面又可细分出扇区与磁道两种单位，其中扇区的物理大小设计有两种，分别是 512 字节与 4K 字节
整块磁盘的第一个扇区特别重要，因为它记录了整块磁盘的重要信息。
早期磁盘第一个扇区里面含有的重要信息我们称为 MBR(Master Boot Record)格式，但是由于近年来磁盘的容量不断扩大，造成读写上的一些困扰,甚至有些 2TB 以上的磁盘分区已经让某些操作系统无法存取，因此后来又多了一个新的磁盘分区格式，称为 GPT(GUID partition table )
那么分区表又是啥?其实你刚刚拿到的整块硬盘就像一根原木，你必须要在这根原木上面切割出你想要的区段，这个区段才能够再制作成为你想要的家具，如果没有进行切割，那么原木就不能被效地使用。同样的道理，你必须要针对你的硬盘进行分区，这样硬盘才可以被你使用。
MBR磁盘分区表
- 主引导记录（Master Boot Record，MBR）：可以安装启动引导程序的地方，有446字节
- 分区表（partition table）：记录整块硬盘分区的状态，有64字节
由于分区表所在区块仅有 64字节容量，因此最多仅能有四组记录区，每组记录区记录了该区段的启始与结束的柱面号码。
- 所谓的分区只是针对那个64字节的分区表进行设置而已
- 硬盘默认的分区表仅能写入四组分区信息
- 这个四组划分信息我们称为主要或扩展分区
- 分区的最小单位通常为柱面
- 当系统要写入磁盘时，一定会参考磁盘分区表，才能针对某个分区进行数据的处理
虽然主分区只能有四个，但可以通过创建扩展分区来克服这个限制，从而在一块硬盘上划分出更多的分区。扩展分区是一种特殊的分区类型，它可以容纳多个逻辑分区。通过在扩展分区中创建逻辑分区，可以突破主分区数量的限制。
可以看到扩展分区并不是一个区块，而是会分布每个分区的最前面几个扇区来记录分区信息
扩展分区的目的是使用额外的扇区来记录分区信息，扩展分区本身不能被拿来格式化
可以通过扩展分区指向的那个区块继续做分区的记录，由扩展分区切出来的分区，就被称为逻辑分区
逻辑分区的设备名称号码由5号开始
主要分区、扩展分区与逻辑分区的特性：
-
主要分区与扩展分区最多可以有4个（硬盘限制）
-
扩展分区最多只能有一个（操作系统的限制）
-
逻辑分区是由扩展分区持续划分出来的分区
-
能够被格式化后作为数据存取的分区是主要分区与逻辑分区，扩展分区无法格式化
-
逻辑分区的数量依操作系统而不同
MBR分区表的缺点：
- 操作系统无法使用2.2TB以上的磁盘容量
- MBR仅有一个区块，若被破坏后，很难恢复
- MBR内的存放启动引导程序区块仅446字节，无法存储就较多的程序代码
GPT磁盘分区表
过去磁盘的一个扇区大小仅有512字节，由于目前出现了4k扇区，因此在扇区的定义上，大多会采用逻辑区块地址（Logical Block Address，LBA）来处理。
GPT会将磁盘的所有区块以LBA（默认512字节）进行规划，从数字0从小到大开始编号，第一个LBA为LBA0
与MBR仅使用第一个512字节区块来记录不同，GPT使用了34个LBA区块来记录分区信息。同时MBR仅有一个区块，被干掉就挂了。GPT除了前面34个LBA之外，整个磁盘的最后34个LBA也拿来作为另一个备份。
LBA0（MBR兼容块）
与 MBR 模式相似，这个兼容区块也分为两个部分，一个就是跟之前 446 字节相似的区块，存储了第一阶段的启动引导程序。而在原本的分区表的记录区内，这个兼客模式仅放入一个特殊标志符，用来表示此磁盘为 GPT 格式之意。而不懂 GPT 分区表的磁盘管理程序，就不会认识这块磁盘，除非用户有特别要求要处理这块磁盘，否则该管理软件不能修改此分区信息，进一步保护了磁盘。
LBA1（GPT表头记录）
这部分记录了分区表自身的位置和大小，同时也记录了前面提到备份用的GPT分区所在位置（最后34个LBA），还放置了分区表的校验码（CRC32），校验码的作用是让操作系统判断GPT的正确与否，倘若发现错误则可以从备份的GPT中恢复正常运行
LBA2-33（实际记录分区信息处）
从LBA2开始，每个LBA可以提供4组的分区记录，一共可以记录128组分区信息，每组分区信息占用128字节的空间，因为每个LBA都有512字节，除了每组记录需要的标识符和相关记录信息外，GPT在每组记录中提供了64位记载始末的扇区号码，以至于GPT的单个分区的最大容量提升到了【264×512字节=263×1k字节=233×8ZB】，1ZB=230TB，这也是GPT与MBR在这一点上的区别。
GPT分区已经没有所谓的主、扩展、逻辑分区的概念，每组记录都可以独立存在，每个都可以视为是主要分区，每个分区都可以拿来格式化使用。
``在磁盘管理工具上：fdisk不支持GPT，要使用GPT的话，需要用到parted或gdisk命令`
文件系统的特性
磁盘分区完毕后还需要进行格式化，之后操作系统才能够使用这个文件系统
为什么要进行格式化？
因为每种操作系统所设置的文件属性/权限并不相同，为了存放这些文件所需的数据，因此就需要将分区进行格式化，以成为操作系统能够利用的文件系统格式(filesystem)
OS类型 常见文件系统 Linux ext2/ext3/ext4/xfs Windows NTFS/FAT 文件系统如何存放数据位置？
例如 Linux操作系统的文件权限(rwx)与文件属性(拥有者、用户组、时间参数等)文件系统通常会将这两部分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数据区块中。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 与数据区块的总量、使用量、剩余量等
-
Super Block（超级区块）：记录此文件系统的整体信息，包括inode与数据区块的总量、使用量、剩余量以及文件系统的格式与相关信息等
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inode table（inode表）：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区块号码
-
Date block（数据区块）：实际记录文件的内容，若文件太大时，会占用多个区块
由于每个inode与数据区块都有编号，而每个文件都会占用一个inode，inode内则有文件数据放置的区块号码
ext2文件系统数据存取
如下图，假设某一个文件的属性与权限数据是放置到inode4号中，而这个inode记录了文件数据的实际放置位置点为2、7、13、15这4个区块号码，此时我们的操作系统就能够据此来排列磁盘的读取顺序，可以一口气将四个区块内容读出来
通过inode和数据区块的记录与对应关系，操作系统可以有效地读取文件数据，这种存取方法我们称为索引式文件系统(indexed allocation)
FAT文件系统数据存取
假设文件的数据依序写入 1>7>4>15 号 4个区块号码中，但这个文件系统没有办法一口气就知道四个区块的号码，它要一个一个地将区块读出来后，才会知道下一个区块在何处。
如果同一文件区块太分散，则我们的磁头将无法在磁盘旋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地读取到这个文件的内容
常常会听到碎片整理，碎片整理就是原因就是因为文件写入的区块太过于离散，此时文件读取的性能将会变得很差所致
这个时候可以通过碎片整理将同一个文件所属区块集合在一起，这样数据的读取会比较容易
因此FAT的文件系统需要不时地将碎片整理一下
Linux的ext2文件系统(inode)
ext2就是使用这种inode为基础的Linux文件系统
-
inode记录了文件的权限和相关属性
-
数据区块存储文件的实际内容
在文件系统创建时就规划好了inode和数据区块的位置，固定后一般不会再变动，除非重新格式化或调整大小（resize2fs 等命令修改其大小）。如果我的文件系统高达百GB时，集中存放所有的inode和数据区块会导致管理困难，因为数量庞大。
因此，ext2文件系统格式化的时候基本上是区分为多个区块模组（block group），每个区块群组都有独立的inode、数据区块（Date block）、超级区块系统（Super block）
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启动引导程序，这是个非常重要的设计，因为如此一来我们就能够将不同的启动引导程序安装到别的文件系统最前端，而不用覆盖整块磁盘唯一的 MBR，这样也才能够制作出多重引导的环境。至于每一个区块群组（block group）的六个主要内容如下
数据区块（data block）
真正存储文件数据的地方，文件的实际内容存储在这些数据块中，在ext2文件系统中所支持的区块大小有1k、2k及4k三种，在格式化时区块大小就固定了，且每个区块都有编号，以便inode记录。
不同的区块大小会影响最大支持的磁盘容量和单个文件的最大大小。通常情况下，较大的区块大小能够提高文件系统的性能，因为可以减少磁盘寻址次数，但同时会浪费一些空间。以下是不同区块大小对文件系统支持容量的影响：
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 除了最大支持的磁盘容量和单个文件大小受区块大小影响外，ext2文件系统中区块还存在着以下限制：
- 原则上，区块的大小与数量在格式化完就不能够再修改（除非重新格式化）
- 每个区块内最多只能够放置一个文件的数据
- 承上，如果文件大于区块的大小，则一个文件会占用多个区块数量
- 承上，若文件小于区块，则该区块的剩余容量就不能够再被使用了
inode表区（inode table）
inode记录的数据至少有下面这些：
- 该文件的读写属性（read、write、excute）
- 该文件的拥有者与用户组（owner、group）
- 该文件的大小
- 该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）
- 定义文件特性的标识（flag），如SetUID（SUID）
- 该文件的真正内容的指向
除了在格式化时就被固定的数量和大小外，inode还具有以下特点：
- 每个inode大小均固定位128B（新的ext4与xfs可设置到256B）
- 每个文件都仅会占用一个inode而已
- 承上，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相符，若符合才能够读取区块的内容
inode要记录的数据非常多，但偏偏又只有128B而已，而inode记录一个数据区块要使用4B，假设一个文件有400MB且每个区块为4K时，那么至少也要十万个区块的记录。
为此我们的系统很聪明地将inode记录区块号码的区域定义为12个直接、一个间接、一个双间接与一个三间接记录区
上图最左边为 inode 本身(128B)，里面有 12个直接指向区块号码的对照，这 12 条记录就能够直接取得区块号码。至于所谓的间接就是再拿一个区块来当作记录区块号码的记录区，如果文件太大就会使用间接的区块来记录编号。如图所示，间接只是拿一个区块来记录额外的号码而已。同理，如果文件持续变大，那么就会利用所谓的双间接，第一个区块仅再指出下一个记录编号的区块在那里，实际记录的在第二个区块当中。依此类推，三间接就是利用第三层区块来记录编号。
例如：假设我们使用较小的1K（1024字节）的数据块大小来进行说明
- 12个直接指向：12x1k=12KB
由于是直接指向，所以总共可以记录12条数据
- 间接：256x1k=256KB
每条区块号码的记录会使用4B，因此1k的大小能够记录256条记录
- 双间接：256x256x1KB=256^2KB
第一层区块会指定256个第二层，每个第二层可以指定256个号码
- 三间接：256x256x256x1KB=256^3KB
第一层区块会指定256个第二层，每个第二层可以指定256个第三层，每个第三层可以指定256个号码
- 总额：将直接、间接、双间接、三间接相加，得到：12+256+256x256+256x256x256=16GB
此时可以知道，当文件系统将区块格式化为1K大小时，能够容纳的最大文件为16GB
这个方法不能用在2k及4k区块大小的计算中，因为大于2k的区块将受到ext2文件系统本身的限制，所以计算的结果会不太符合。
超级区块（Super block）
超级区块是记录整个文件系统相关信息的地方，没有超级区块，就没有这个文件系统，他记录的信息主要有：
- 数据区块与 inode 的总量
- 未使用与已使用的 inode 与数据区块 数量
- 数据区块与inode 的大小(block为1、2、4K，inode为 128B或 256B)
- 文件系统的挂载时间、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
- 一个有效位数值，若此文件系统已被挂载，则有效位为0，若未被挂载，则有效位为1
在文件系统中，超级区块包含了关于整个文件系统的重要信息，如文件系统的类型、大小、使用情况等。通常情况下，一个文件系统只有一个超级区块。这个超级区块通常位于文件系统的第一个块，用于标识整个文件系统的属性和结构。
区块群组是为了更好地管理大容量文件系统而引入的概念。文件系统将数据分成多个区块群组，每个区块群组包含一组数据块、索引节点（inode）等。第一个区块群组中通常包含有一个超级区块，而后续的区块群组可以选择性地包含备份超级区块，以便在超级区块损坏时进行恢复
文件系统描述说明（Filesystem Description）
这个区段可以描述每个区块群组的开始与结束的区块，以及说明每个区段(超级区块、对照表、inode 对照表、数据区块)分别介于哪一个区块之间，这部分也能够用 dumpe2fs 来观察
区块对应表（block bitmap）
区块对应表用于记录数据块的分配情况，标识哪些数据块已被使用，哪些是空闲的
inode对应表（inode bitmap）
inode 对应表用于记录 inode 的分配情况，标识哪些 inode 已被使用，哪些是空闲的
dumpe2fs：查询ext系列超级区块信息
dumpe2fs 是一个用于查询 ext 系列文件系统超级块信息的实用程序。显示文件系统的详细信息，包括块大小、inode大小、文件系统状态等
[root@chenshiren ~]# dumpe2fs [-bh] 设备文件名选项：-b：列出保留位坏道的部分-h：仅列出superblock的数据，不会列出其他的区段内容# 示例# 显示ext4文件系统内容[root@chenshiren ~]# blkid # 显示出目前系统被格式化的设备/dev/nvme0n1p5: UUID="205e6436-c996-4e74-95c2-469e7359a8f2" TYPE="xfs" PARTUUID="18a2fc52-45c3-4432-91fe-3f39c83e98f7"/dev/nvme0n1p3: UUID="a0af4b7c-a869-4878-af70-40226ede5b91" TYPE="xfs" PARTUUID="f2af498c-d9e3-4c3a-b4d5-06ae09dd18a9"/dev/nvme0n1p4: UUID="df24e683-7e21-4ff3-91bc-e1c1f53234de" TYPE="swap" PARTUUID="a4af7b02-46ef-48cd-8b86-02503969f574"/dev/sr0: UUID="2023-04-13-16-58-02-00" LABEL="RHEL-9-2-0-BaseOS-x86_64" TYPE="iso9660" PTUUID="d3d1f9a5" PTTYPE="dos"/dev/nvme0n1p1: PARTUUID="27a8469a-5ffe-ff46-a679-30c0de080ed8"/dev/nvme0n1p2: PARTUUID="1d0ca8ad-63d0-48b4-b8b2-2a84afd6c86f"/dev/nvme0n2p1: UUID="e972e669-1de9-4a67-ac67-52c2a82e82f4" TYPE="ext4" PARTUUID="a0f96632-01"[root@chenshiren ~]# dumpe2fs /dev/nvme0n2p1 dumpe2fs 1.46.5 (30-Dec-2021)Filesystem volume name: # 文件系统名称Last mounted on: # 上一次挂载的目录位置Filesystem UUID: e972e669-1de9-4a67-ac67-52c2a82e82f4 Filesystem magic number: 0xEF53 # 上方的UUID为Linux对设备的定义Filesystem revision #: 1 (dynamic) # 下方的features为文件系统的特征数据Filesystem features: has_journal ext_attr resize_inode dir_index filetype extent 64bit flex_bg sparse_super large_file huge_file dir_nlink extra_isize metadata_csumFilesystem flags: signed_directory_hash Default mount options: user_xattr acl # 默认挂载时会主动加上的挂载参数Filesystem state: clean # 这块文件系统的状态是什么，clean是没问题Errors behavior: ContinueFilesystem OS type: LinuxInode count: 1310720 # inode的总数Block count: 5242624 # 区块的总数Reserved block count: 262131 # 保留的区块总数Overhead clusters: 126316 Free blocks: 5116302 # 还有多少的区块可用数量Free inodes: 1310709 # 还有多少的inode可用数量First block: 0Block size: 4096 # 单个区块的大小Fragment size: 4096 Group descriptor size: 64Reserved GDT blocks: 1024Blocks per group: 32768Fragments per group: 32768Inodes per group: 8192Inode blocks per group: 512Flex block group size: 16Filesystem created: Sun Mar 3 00:21:35 2024Last mount time: n/aLast write time: Sun Mar 3 00:21:36 2024Mount count: 0Maximum mount count: -1Last checked: Sun Mar 3 00:21:35 2024Check interval: 0 ()Lifetime writes: 4158 kBReserved blocks uid: 0 (user root)Reserved blocks gid: 0 (group root)First inode: 11Inode size: 256 # inode容量大小，256了Required extra isize: 32Desired extra isize: 32Journal inode: 8Default directory hash: half_md4Directory Hash Seed: 40599935-aec8-4f6d-9e82-640e6226c077Journal backup: inode blocksChecksum type: crc32cChecksum: 0x3ee54802Journal features: (none)Total journal size: 128MTotal journal blocks: 32768Max transaction length: 32768Fast commit length: 0Journal sequence: 0x00000001Journal start: 0组 0：(块 0-32767) 校验值 0x1817 主 超级块位于 0，组描述符位于 1-3 保留的GDT块位于 4-1027 块位图位于 1028 (+1028)，校验值 0x3c0689a1 Inode 位图位于 1044 (+1044)，校验值 0xf8836269 Inode表位于 1060-1571 (+1060) 23510 个可用 块，8181 个可用inode，2 个目录 ，8181个未使用的inodes 可用块数： 9258-32767 可用inode数： 12-8192 ........
前半部分显示超级区块的内容，后面则是每个区块群组的信息，可以看到各区段数据所在的号，也就是说，基本上所有的数据还是与区块的号码有关
【dumpe2fs /dev/nvme0n2p1】区块群组信息：
- Group0所占用的区块号码由0-32767，超级区块则在第0号区块中
- 文件系统描述说明在1-3号区块中
- 区块对照表与inode对照表，则在1028及1040的区块中
- inode表区（inode table）分布于1060-1571的区块中
- 由于（1）一个inode占用256字节（2）总共由1571-1060+1=512个区块，（3）每个区块的大小为4096字节（4K）由这些数据可以算出inode的数量共有512*4096/256=8192个inode
- 这个Group 0 目前可用的区块有23510个，可用的inode有8181个
- 剩余的inode号码为12-8192
与目录树的关系
每个文件（不管是一般文件还是目录文件）都会占用一个inode，且可依据内容大小来分配多个区块给该文件使用，在文件系统中，目录和文件都是通过inode来管理的，但它们在文件系统中记录数据的方式稍有不同：
目录
当在Linux下的文件系统建立一个目录时，文件系统会分配一个inode与至少一个区块给目录。
inode记录该目录的相关权限与属性，并记录着分配的那块区块号码
区块记录该目录下的文件名与对应文件名占用的inode号码数据
如果想要观察root根目录内的文件所占用的inode号码时，可以使用【ls -li】
[root@chenshiren ~]# ls -li51666757 -rw----r--. 1 root root 0 2月 28 00:31 abcdefg51667283 -rw----r--. 1 root root 1437 2月 26 23:58 anaconda-ks.cfg
当你使用 【ll /】时，出现的几乎都是1024的倍数，因为每个区块的数量都是1K、2K、4K
[root@localhost ~]# ll -d /boot/ /usr/sbin/ /proc/ /sysdr-xr-xr-x. 6 root root 4096 3月 3 18:01 /boot/ # 一个4K区块dr-xr-xr-x. 368 root root 0 3月 3 18:03 /proc/ # 这两个位内存中数据，不占磁盘容量dr-xr-xr-x. 13 root root 0 3月 3 18:03 /sys dr-xr-xr-x. 2 root root 20480 3月 3 17:59 /usr/sbin/ # 五个4K区块
文件
当我们在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区块数量给该文件。
例如：我的一个区块位4KB，而我要建立一个100KB的文件，那么Linux将分配一个inode与25个区块来存储该文件。由于inode仅有12个直接指向，因此还需要一个区块来记录该区块号码
目录树读取
当我们想要读取/etc/passwd这个文件时
[root@chenshiren ~]# ll -di / /etc/ /etc/passwd 128 dr-xr-xr-x. 17 root root 224 3月 3 18:39 /33575041 drwxr-xr-x. 133 root root 8192 3月 3 18:25 /etc/34873908 -rw-r--r--. 1 root root 2187 2月 27 23:28 /etc/passwd
读取流程为：
- /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区块的内容（有r与x）
- /的区块
经过上个步骤取得区块的号码，并找到该内容由 etc/ 目录的inode号码（33575041）
- etc/的inode
读取33575041号inode得知csq（普通用户）具有rx的权限，因此可以读取etc/的区块内容
- etc/的区块
经过上个步骤取得区块号码，并找到该内容有passwd文件的inode号码（34873908）
- passwd的inode
读取34873908号inode得知csq具有r的权限，因此可以读取passwd的区块内容
- passwd的区块
最后将该区块内容的数据读取出来
文件系统大小与磁盘读取性能
- 如果文件写入的区块太分散，就会有所谓的文件数据离散的问题
- 如果文件系统真的太大，那么当一个文件分别记录在这个文件系统的最前面与最后面的区块号码中，此时会造成磁盘的机械手臂移动幅度过大，也会造成数据读取性能的下降。而且磁头在查找整个文件系统时，也会花费比较多的时间去查找。因此，磁盘分区的规划并不是越大越好，而是要针对主机用途来进行规划。
ext2/ext3/ext4 文件的存取与日志式文件系统的功能
假设要新增一个文件，此时文件系统的操作是:
- 先确定用户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
- 根据 inode 对照表找到没有使用的 inode 号码，并将新文件的权限/属性写入
- 根据区块对照表找到没有使用中的区块号码，并将实际的数据写入区块中，且更新inode 的区
块指向数据
- 将刚刚写入的 inode 与区块数据同步更新 inode 对照表与区块对照表，并更新超级区块的内容
因为超级区块、inode对照表及区块对照表的数据是经常变动的，每次新增、删除、编辑时都可能会影响这三个部分的数据，因此被称为元数据。
数据的不一致
当发生突然停电、系统崩溃等异常情况，可能导致数据写入过程中出现不一致的情况，即元数据与实际数据存放区不匹配。在早期的ext2文件系统中，这种情况会导致系统在重新启动时通过e2fsck程序进行数据一致性检查。 e2fsck程序主要用于检查ext2文件系统的一致性，并尝试修复发现的问题。它会遍历整个文件系统，对元数据区域和实际数据存放区进行比对，以确保它们的一致性。对于大容量的文件系统，特别是在提供网络服务的服务器主机上，这种检查可能会非常耗时，导致系统恢复时间延长，影响系统的可用性。
为了解决这一问题，日志式文件系统应运而生
日志式文件系统
通过在文件系统中设置专门的日志记录区块，记录文件系统的写入和修改操作过程，可以确保在发生意外情况时，能够快速恢复文件系统的一致性而无需对整个文件系统进行耗时的全面扫描。
- 预备：当系统要写入一个文件时，会先在日志记录区块中记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记录
在这样的程序当中，万一数据的记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，而不必针对整个文件系统进行检查，这样就可以达到快速修复文件系统的目的
ext3和ext4是ext2文件系统的升级版本，同时也保留了向下兼容性，因此可以以较低的风险从ext2升级到ext3或ext4来获得日志式文件系统的优势
这里实验使用的是ext4，使用【dumpe2fs】查看超级区块信息
[root@chenshiren ~]# dumpe2fs -h /dev/nvme0n2p1.....Journal inode: 8 # 指定了文件系统日志使用的inode号码Journal backup: inode blocks # 表示文件系统日志备份的方式Journal features: journal_64bit journal_checksum_v3 # 描述了文件系统日志的一些特性Total journal size: 128M # 指定了日志的总大小，这里是128MTotal journal blocks: 32768 # 指定了日志占用的总块数Journal sequence: 0x00000002 # 日志序列号,用于标识不同的日志版本
Linux文件系统的运行
如果你常常编辑一个好大的文件，在编辑的过程中又频繁地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读写上真没效率。
Linux系统中的异步处理是一种提高系统性能的方式
当系统加载一个文件到内存后，如果该文件没有被修改过，则在内存区段的文件数据会被设置为【干净(clean)】。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置为【脏的（Dirty）】此时所有的操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。也可以利用sync命令来手动强制写入磁盘
- 系统会将常用的文件数据放置到内存的缓冲区，以加速文件系统的读写操作
- 承上，因此 Linux 的物理内存最后都会被用光，这是正常的情况，可加速系统性能
- 你可以手动使用 sync 来强制内存中设置为 Dirty 的文件回写到磁盘中
- 若正常关机时，关机命令会主动调用 sync 来将内存的数据回写入磁盘内
- 但若不正常关机(如断电、宕机或其他不明原因)，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校验，甚至可能导致文件系统的损坏（非磁盘损坏）
挂载点的意义（mount point）
每个文件系统在计算机上都有独立的inode、区块、超级区块等信息，但要让文件系统可以被访问和使用，它需要连接到系统的目录结构中。这个将文件系统和目录结构结合起来的过程称为挂载。
在挂载过程中，文件系统会被连接到目录树中的一个特定目录作为入口点，这个目录被称为挂载点。通过挂载文件系统到特定目录，我们才能够对该文件系统进行访问和操作。
例如，观察inode号码
[root@chenshiren ~]# ll -di / /boot128 dr-xr-xr-x. 17 root root 224 3月 3 18:39 /128 dr-xr-xr-x. 5 root root 4096 2月 24 16:00 /boot# inode号码均为128，表示它们是在同一个文件系统
其他Linux支持的文件系统与VFS
常见的支持文件系统有：
- 传统文件系统：ext2、minix、FAT、iso9660
- 日志式文件系统：ext3、ext4、NTFS、XFS、ZFS
- 网络文件系统：NFS、SMBFS
如果你想要知道Linux支持的文件系统有哪些，可以查看下面的这个目录
[root@chenshiren ~]# ls -l /lib/modules/$(uname -r)/kernel/fs
系统当前加载到内存中支持的文件系统：
[root@chenshiren ~]# cat /proc/filesystems
在Linux内核中，所有文件系统的管理都是通过一个名为Virtual Filesystem Switch（VFS）的内核功能进行的。VFS可以帮助Linux系统识别和管理各种不同的文件系统，使用户无需关心硬盘分区上使用的具体文件系统类型，VFS会自动处理文件读取等操作。
XFS文件系统简介
XFS文件系统是一种高性能的日志式文件系统，它拥有很多优点，因此成为了CentOS 7以后默认的文件系统选择。
ext文件系统：支持度最广，但格式化超慢
在选择将默认文件系统从ext4变更为XFS的原因中，一个主要因素是XFS对大容量磁盘的支持和处理能力更好。相比于ext文件系统系列采用的预先规划所有inode、区块和元数据的方式，XFS在处理大容量磁盘时更为高效。由于现代磁盘容量越来越大，如TB、PB甚至EB级别，传统的ext文件系统在格式化过程中预先分配inode和区块会耗费大量时间，而XFS在这方面表现得更出色。
从Centos 7.x 开始，文件系统已经由默认的ext4变成了xfs这一个较适合高容量磁盘与巨型文件，且性能较佳的文件系统
XFS文件系统的配置
几乎所有ext4文件系统有的功能，XFS都具备
XFS文件系统在数据的分布上，主要规划为三个部分，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）
在XFS文件系统中的功能类似于ext系列文件系统的数据块组，包括inode、数据块、超级块等数据的存储。数据区被分成多个存储区组（allocation groups），每个存储区组包含（1）整个文件系统的超级块、（2）剩余空间的管理机制、（3）inode的分配和跟踪。在格式化操作过程中，由于inode和数据块是在系统需要时才会动态配置生成，所以格式化的速度非常快
与ext系列不同的是，XFS的区块和inode具有多种可配置的容量选项
区块的容量可以设置在512字节到64KB之间
对于inode的容量，可以设置在256字节到2MB之间
- 文件系统活动登录区（log section）
文件系统活动登录区（log section）在该区域主要用于记录文件系统的变化，类似于一个日志区。文件的变化会首先被记录在这里，直到完整地写入数据区域后，该记录才会被标记为完成。
当文件系统因为突发情况（例如停电）而损坏时，系统会使用这个活动登录区来进行检验，查看在系统发生故障之前文件系统正在进行的操作，以便快速修复文件系统。由于系统的所有操作都会在这个区域进行记录，因此这个区域的磁盘活动非常频繁。
- 实时运行区（realtime section）
当创建新文件时，XFS会在实时运行区找到一个或多个extent区块，将文件放置在这些区块内，然后分配完毕后再写入到数据区的inode和区块中。在格式化阶段，需要预先指定extent区块的大小，最小为4KB，最大可达1GB。通常情况下，对于非磁盘阵列的磁盘，默认的extent大小为64KB；而在具有磁盘阵列的情况下，建议将extent的大小设置为与stripe相同大小，以获得最佳性能。
XFS文件系统的描述与数据观察
可以使用【xfs_info】去查看超级区块信息
[root@chenshiren ~]# xfs_info 挂载点|设备文件名[root@chenshiren ~]# xfs_info / 或者 xfs_info /dev/nvme0n1p51 meta-data=/dev/nvme0n1p5 isize=512 agcount=4, agsize= blks2 = sectsz=512 attr=2, projid32bit=13 = crc=1 finobt=1, sparse=1, rmapbt=04 = reflink=1 bigtime=1 inobtcount=15 data = bsize=4096 blocks=4386560, imaxpct=256 = sunit=0 swidth=0 blks7 naming =version 2 bsize=4096 ascii-ci=0, ftype=18 log =internal log bsize=4096 blocks=2560, version=29 = sectsz=512 sunit=0 blks, lazy-count=110 realtime =none extsz=4096 blocks=0, rtextents=0
元数据（meta-data）:
-
meta-data=/dev/nvme0n1p5：文件系统的元数据存储在/dev/nvme0n1p5
-
isize=512: 每个inode的大小为512字节
-
agcount=4, agsize=1096640 blks:总共有4个数据块组（agcount），每个数据块组具有1096640个区块，配合第四行的区块设置为4K，因此整个文件系统的容量应该是4*1096640*4K那么大。
-
sectsz=512：指逻辑扇区的容量设置为512B这么大
数据（data）:
- bsize=4096: 数据块的大小为4096字节4K
- blocks=4386560: 文件系统总共有4386560个数据块。
日志（log）:
- internal log: 指的是这个登录区的位置在文件系统内，而不是外部设备
- bsize=4096: 日志块的大小为4096字节，4K
- blocks=2560: 日志共有2560个区块。
- 总共约：4K*2560个区块
实时运行区（realtime）:
- none: 未启用实时运行区。
- extsz=4096: extent的大小为4096字节，4K
文件系统的简单操作
磁盘与目录的容量：df、du
df：列出文件系统的整体磁盘使用量
[root@chenshiren ~]# df [-ahikHTm] [目录或文件名]
选项 作用 -a 列出所有文件系统，包括系统特有的/proc等文件系统 -h 以人类可读的方式显示磁盘空间大小，例如以K、M、G为单位 -k 以KBytes的容量显示各文件系统 -H 以M=1000K替换M=1024K的进位方式 -T 显示文件系统类型 -m 以MBytes的容量显示各文件系统 -i 不显示磁盘容量，以inode的数量来显示 # 示例1 将系统内的所有特殊文件格式及名称都列出来[root@chenshiren ~]# df -aT文件系统 类型 1K-块 已用 可用 已用% 挂载点proc proc 0 0 0 - /procsysfs sysfs 0 0 0 - /sysdevtmpfs devtmpfs 4096 0 4096 0% /devsecurityfs securityfs 0 0 0 - /sys/kernel/securitytmpfs tmpfs 1992188 0 1992188 0% /dev/shmdevpts devpts 0 0 0 - /dev/ptstmpfs tmpfs 796876 9680 787196 2% /runcgroup2 cgroup2 0 0 0 - /sys/fs/cgrouppstore pstore 0 0 0 - /sys/fs/pstorebpf bpf 0 0 0 - /sys/fs/bpf/dev/nvme0n1p5 xfs 17536000 6382148 11153852 37% /selinuxfs selinuxfs 0 0 0 - /sys/fs/selinuxsystemd-1 - - - - - /proc/sys/fs/binfmt_miscdebugfs debugfs 0 0 0 - /sys/kernel/debugmqueue mqueue 0 0 0 - /dev/mqueuehugetlbfs hugetlbfs 0 0 0 - /dev/hugepagestracefs tracefs 0 0 0 - /sys/kernel/tracingfusectl fusectl 0 0 0 - /sys/fs/fuse/connectionsconfigfs configfs 0 0 0 - /sys/kernel/configvmware-vmblock fuse.vmware-vmblock 0 0 0 - /run/vmblock-fusenone ramfs 0 0 0 - /run/credentials/systemd-tmpfiles-setup-dev.servicenone ramfs 0 0 0 - /run/credentials/systemd-sysctl.service/dev/nvme0n1p3 xfs 1038336 263036 775300 26% /bootnone ramfs 0 0 0 - /run/credentials/systemd-tmpfiles-setup.servicetmpfs tmpfs 398436 52 398384 1% /run/user/42tmpfs tmpfs 398436 36 398400 1% /run/user/0binfmt_misc binfmt_misc 0 0 0 - /proc/sys/fs/binfmt_misc# 示例2 列出Linux文件系统的整体磁盘使用量 将容量以易读的格式显现出来，以及显示文件系统类型[root@chenshiren ~]# df -hT文件系统 类型 容量 已用 可用 已用% 挂载点devtmpfs devtmpfs 4.0M 0 4.0M 0% /devtmpfs tmpfs 1.9G 0 1.9G 0% /dev/shmtmpfs tmpfs 779M 9.5M 769M 2% /run/dev/nvme0n1p5 xfs 17G 6.1G 11G 37% //dev/nvme0n1p3 xfs 1014M 257M 758M 26% /boottmpfs tmpfs 390M 52K 390M 1% /run/user/42tmpfs tmpfs 390M 36K 390M 1% /run/user/0# 示例3 将目前各个硬盘分区可用的inode数量列出[root@chenshiren ~]# df -ih文件系统 Inodes 已用(I) 可用(I) 已用(I)% 挂载点devtmpfs 479K 402 479K 1% /devtmpfs 487K 1 487K 1% /dev/shmtmpfs 800K 846 800K 1% /run/dev/nvme0n1p5 8.4M 126K 8.3M 2% //dev/nvme0n1p3 512K 357 512K 1% /boottmpfs 98K 53 98K 1% /run/user/42tmpfs 98K 36 98K 1% /run/user/0
du：查看文件系统的磁盘使用量（常用于查看目录所占磁盘空间）
[root@chenshiren ~]# du [-ahskm] 文件或目录名称
选项 作用 -a 列出所有的文件与目录容量 -h 以人类可读的方式显示文件使用的磁盘空间大小，例如以K、M、G为单位。 -s 仅显示总和，不显示每个文件或目录的磁盘使用情况 -k 以KBytes为单位显示文件使用的磁盘空间大小 -m 以MBytes为单位显示文件使用的磁盘空间大小 # 示例1 列出目前目录下的所有文件容量[root@chenshiren ~]# du.....576 ./.local/share576 ./.local3556 . # 每个目录都会列出来，包括隐藏文件的目录# 实际显示时，仅会显示目录容量（不含文件）# 示例2 同上示例 将文件容量列出来.....12 ./.bash_history4 ./.lesshst4 ./anaconda-ks.cfg# 示例3 检查根目录下面每个目录所占用的容量[root@chenshiren ~]# du -sh /* 0 /bin218M /boot0 /dev31M /etc1.5M /home0 /lib0 /lib640 /media0 /mnt0 /optdu: 无法访问 '/proc/2206/task/2206/fd/4': 没有那个文件或目录du: 无法访问 '/proc/2206/task/2206/fdinfo/4': 没有那个文件或目录du: 无法访问 '/proc/2206/fd/4': 没有那个文件或目录du: 无法访问 '/proc/2206/fdinfo/4': 没有那个文件或目录0 /proc3.5M /root9.6M /run0 /sbin0 /srv0 /sys1.5M /tmp3.7G /usr174M /var# 利用*代表每个目录
硬链接与符号链接：ln
ln命令用于创建硬链接或符号链接。硬链接和符号链接是在文件系统中创建的两种不同类型的链接方式，它们之间有一些区别：
硬链接（Hard Link，硬式链接或实际链接）
-
硬链接是指向同一索引节点（inode）的多个目录项。
-
硬链接不占用额外的磁盘空间，因为它们只是多个文件名指向同一个数据块。
-
删除原始文件并不会影响硬链接文件，因为它们都指向相同的数据块。
-
硬链接不能跨越文件系统，即不能指向不同的硬盘分区
-
可以使用ln命令创建硬链接，例如：ln source_file hard_link_name
上图的意思是，你可以通过1或2的目录的inode 指定的区块找到两个不同的文件名，而不管用哪个文件名均可以指到那个 inode 去读取到最终数据。
这样做的好处是，如果你将任何一个文件名删除，其实 inode 与区块都还是存在的。此时你可以通过另个文件名来读取到正确的文件数据。此外，不论你使用哪个文件名来编辑，最终的结果都会写入到相同的inode 与区块中，因此均能进行数据的修改。
符号链接（Symbolic Link，就是快捷方式）
- 符号链接是一个特殊类型的文件，它包含指向另一个文件的路径或位置信息
- 符号链接占用磁盘空间，因为它们实际上是一个指向另一个文件的路径
- 如果原始文件被删除或移动，符号链接将失效
- 符号链接可以指向不同文件系统中的文件
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。
这个符号链接与 Windows 的快捷方式可以给它划上等号,由符号链接所建立的文件为一个独立的新的文件，所以会占用 inode 与区块。
ln：用于创建硬链接或符号链接
[root@chenshiren ~]# ln [-sf] 源文件 目标文件选项：-s：如果不加任何参数就进行链接，那就是硬链接，加上-s就是符号链接-f：如果目标文件存在时，就主动的将目标文件直接删除后再建立# 示例1 将/etc/passwd 复制到 /tmp 下面，并且观察inode与区块[root@chenshiren ~]# cp -a /etc/passwd /tmp/[root@chenshiren ~]# cd /tmp/[root@chenshiren tmp]# du -sb; df -ih .8494 .文件系统 Inodes 已用(I) 可用(I) 已用(I)% 挂载点/dev/nvme0n1p5 8.4M 126K 8.3M 2% /# 示例2 将/tmp/passwd 制作硬链接成为 /tmp/passwd-csq，并查看文件与容量[root@chenshiren tmp]# ln passwd passwd-csq[root@chenshiren tmp]# du -sb; df -ih . 8494 . # 容量并没有改变文件系统 Inodes 已用(I) 可用(I) 已用(I)% 挂载点/dev/nvme0n1p5 8.4M 126K 8.3M 2% / [root@chenshiren tmp]# ll -i passwd*17688088 -rw-r--r--. 2 root root 2187 2月 27 23:28 passwd #指向了同一个inode17688088 -rw-r--r--. 2 root root 2187 2月 27 23:28 passwd-csq# 示例3 将/tmp/passwd 建立一个符号链接[root@chenshiren tmp]# ln -s passwd passwd-zhw[root@chenshiren tmp]# ll -i passwd*17688088 -rw-r--r--. 2 root root 2187 2月 27 23:28 passwd17688088 -rw-r--r--. 2 root root 2187 2月 27 23:28 passwd-csq # 可以看到指向的inode不同了17642940 lrwxrwxrwx. 1 root root 6 3月 4 16:46 passwd-zhw -> passwd[root@chenshiren tmp]# du -sb; df -ih . 8500 . # 目录容量也变了文件系统 Inodes 已用(I) 可用(I) 已用(I)% 挂载点/dev/nvme0n1p5 8.4M 126K 8.3M 2% /# 示例4 将原始文件/tmp/passwd 删除看看其他两个文件是否能查看[root@chenshiren tmp]# cat passwd-csq # 可以查看[root@chenshiren tmp]# cat passwd-zhw # 不可以查看cat: passwd-zhw: 没有那个文件或目录
关于目录的链接数量
当我们以硬链接进行文件的链接时，可以发现，在【ls -l】所显示的第二个字段会增加一才对，那么，创建目录时，它默认的链接数量会是多少？还会是一
目录在Linux文件系统中会默认包含两个硬链接：一个指向该目录本身，一个指向该目录的父目录。
[root@chenshiren ~]# mkdir csq[root@chenshiren ~]# ls -ld csq/ drwxr-xr-x. 2 root root 6 3月 4 16:53 csq/ # 两个链接[root@chenshiren ~]# mkdir csq/zhw[root@chenshiren ~]# ls -ld csq/ # 再创建目录只增加一个链接drwxr-xr-x. 3 root root 17 3月 4 16:54 csq/
磁盘的分区、格式化、检验与挂载
如果我们想要在系统里面新增一块磁盘，应该有哪些操作需要做：
- 磁盘分区
- 磁盘格式化
- 文件系统检验
- 挂载磁盘
观察磁盘分区状态：lsblk、blkid、
lsblk：列出系统上的所有磁盘列表
lsblk是【list block device】的缩写
[root@chenshiren ~]# lsblk [-dfimpt] [device]
选项 作用 -d 用于显示整个磁盘而非分区的信息 -f 显示完整的信息，包括文件系统类型、UUID等 -i 使用ASCII的字符输出，不要使用复杂的编码 -m 同时输出该设备在/dev 下面的权限信息(rwx的数据) -p 以全路径显示设备节点路径 -t 列出该磁盘设备的详细数据，包括磁盘阵列机制，预读写的数据量大小 # 示例1 列出本系统下的所有磁盘与磁盘内的分区信息[root@chenshiren ~]# lsblkNAME MAJ:MIN RM SIZE RO TYPE MOUNTPOINTSsr0 11:0 1 8.9G 0 rom nvme0n1 259:0 0 20G 0 disk ├─nvme0n1p1 259:1 0 300M 0 part ├─nvme0n1p2 259:2 0 1M 0 part ├─nvme0n1p3 259:3 0 1G 0 part /boot├─nvme0n1p4 259:4 0 2G 0 part [SWAP]└─nvme0n1p5 259:5 0 16.7G 0 part /nvme0n2 259:6 0 20G 0 disk └─nvme0n2p1 259:7 0 20G 0 part
- NAME：就是设备的文件名，会省略/dev等前导目录
- MAJ:MIN：其实内核识别的设备都是通过这两个代码来实现的,分别是主要与次要设备代码
- RM：是否为可卸载设备(removable device )，如光盘、USB 磁盘等;
- SIZE：当然就是容量
- RO：是否为只读设备的意思
- TYPE：是磁盘(disk)、分区(part)还是只读存储器(rom)等输出
- MOUNTPOINT：就是挂载点
blkid：列出设备的UUID等参数
lsblk -f 也可以列出文件系统与设备的UUID数据
[root@chenshiren ~]# blkid/dev/nvme0n1p5: UUID="205e6436-c996-4e74-95c2-469e7359a8f2" TYPE="xfs" PARTUUID="18a2fc52-45c3-4432-91fe-3f39c83e98f7"/dev/nvme0n1p3: UUID="a0af4b7c-a869-4878-af70-40226ede5b91" TYPE="xfs" PARTUUID="f2af498c-d9e3-4c3a-b4d5-06ae09dd18a9"/dev/nvme0n1p1: PARTUUID="27a8469a-5ffe-ff46-a679-30c0de080ed8"/dev/nvme0n1p4: UUID="df24e683-7e21-4ff3-91bc-e1c1f53234de" TYPE="swap" PARTUUID="a4af7b02-46ef-48cd-8b86-02503969f574"/dev/nvme0n1p2: PARTUUID="1d0ca8ad-63d0-48b4-b8b2-2a84afd6c86f"/dev/sr0: UUID="2023-04-13-16-58-02-00" LABEL="RHEL-9-2-0-BaseOS-x86_64" TYPE="iso9660" PTUUID="d3d1f9a5" PTTYPE="dos"/dev/nvme0n2p1: UUID="e972e669-1de9-4a67-ac67-52c2a82e82f4" TYPE="ext4" PARTUUID="a0f96632-01"
每一行代表一个文件系统，主要列出设备名称、UUID以及文件系统的类型
parted：列出磁盘的分区表类型与分区信息
[root@chenshiren ~]# parted /dev/nvme0n2 print 错误: /dev/nvme0n3: 无法辨识的磁盘卷标型号：VMware Virtual NVMe Disk (nvme) 磁盘 /dev/nvme0n3：21.5GB扇区大小 (逻辑/物理)：512B/512B分区表：unknown +-}size{KMGTP}: # 回车Last sector (2048-41943006, default = 41943006) or {+-}size{KMGTP}: +1G # 容量# 这里直接回车的话会将所有的容量用光 Current type is 8300 (Linux filesystem)Hex code or GUID (L to show codes, Enter = 8300): # 默认值回车Changed type of partition to 'Linux filesystem'Command (? for help): p # 打印分区信息...Number Start (sector) End (sector) Size Code Name 1 2048 2099199 1024.0 MiB 8300 Linux filesystem# 如法炮制创建其他两个分区Command (? for help): pDisk /dev/nvme0n2: 41943040 sectors, 20.0 GiBModel: VMware Virtual NVMe DiskSector size (logical/physical): 512/512 bytesDisk identifier (GUID): 35E07EB6-C028-4816-B425-7BDAD860D3D8Partition table holds up to 128 entriesMain partition table begins at sector 2 and ends at sector 33First usable sector is 34, last usable sector is 41943006Partitions will be aligned on 2048-sector boundariesTotal free space is 35651517 sectors (17.0 GiB)Number Start (sector) End (sector) Size Code Name 1 6293504 8390655 1024.0 MiB 8300 Linux filesystem 2 10487808 12584959 1024.0 MiB 0700 Microsoft basic data 3 8390656 10487807 1024.0 MiB 8200 Linux swap# Number：分区编号# Start：起始扇区# End：结束扇区# Size：大小# Code：分区类型码，8300 (Linux 文件系统) swap为8200 windows为0700# 如果忘了这些数字，可以通过 gdisk 按下L来显示# Name：文件系统的名称# 分区正常的话直接保存写入磁盘分区表Command (? for help): wFinal checks complete. About to write GPT data. THIS WILL OVERWRITE EXISTINGPARTITIONS!!Do you want to proceed? (Y/N): y # 会警告你你得确定你分区是对的，然后按下yOK; writing new GUID partition table (GPT) to /dev/nvme0n2.The operation has completed successfully.# 显示系统中所有磁盘和分区的信息[root@chenshiren ~]# cat /proc/partitions major minor #blocks name 259 0 20971520 nvme0n1 259 1 307200 nvme0n1p1 259 2 1024 nvme0n1p2 259 3 1048576 nvme0n1p3 259 4 2066432 nvme0n1p4 259 5 17546240 nvme0n1p5 259 6 20971520 nvme0n2 259 8 1048576 nvme0n2p1 259 9 1048576 nvme0n2p2 259 10 1048576 nvme0n2p3 259 7 20971520 nvme0n3 11 0 9371072 sr0# 发现已经更新了 nvme0n2p1 nvme0n2p2 nvme0n2p3 这三个是新创建的+-}size{KMGTP}: Last sector (12584960-41943006, default = 41943006) or {+-}size{KMGTP}: +2GCurrent type is 8300 (Linux filesystem)Hex code or GUID (L to show codes, Enter = 8300): 8200 # 这里要写8200 swapChanged type of partition to 'Linux swap'Command (? for help): p # 展示分区...Number Start (sector) End (sector) Size Code Name... 3 12584960 16779263 2.0 GiB 8200 Linux swapCommand (? for help): w...Do you want to proceed? (Y/N): y...[root@chenshiren ~]# lsblkNAME MAJ:MIN RM SIZE RO TYPE MOUNTPOINTS....└─nvme0n2p3 259:10 0 2G 0 part # 这个是我们刚刚创建的swap分区
-
- internal log: 指的是这个登录区的位置在文件系统内，而不是外部设备
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- 实时运行区（realtime section）
- 文件系统活动登录区（log section）
- 数据区（Data Section）
- 总额：将直接、间接、双间接、三间接相加，得到：12+256+256x256+256x256x256=16GB
- 三间接：256x256x256x1KB=256^3KB
- 双间接：256x256x1KB=256^2KB
- 间接：256x1k=256KB
- 12个直接指向：12x1k=12KB
-
-
-
- ���盘空间浪费问题
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