linux學習篇5---- 《鳥哥的Linux私房菜基礎學習篇（第三版）》讀書筆記
1.文件系統特性
Linux 操作系統的檔案權限(rwx)與文件屬性(擁有者、羣組、時間參數等)。 文件系統通常會將這兩部分的數據分別存放在不同癿區塊，權限與屬性放置到inode中，至於實際數據則放置到 datablock區塊中。
另外，還有一個超級區塊 (superblock) 會記錄整個文件系統的整體信息，包括 inode 不 block 的總量、使用量、剩餘量等。
superblock：記錄此 filesystem 的整體信息，包括inode/block的總量、使用量、剩餘量， 以及文件系統的格式與相關信息等；
inode：記錄檔案的屬性，一個檔案佔用一個inode，同時記錄此檔案的數據所在的每個 block 號碼；
block：實際記錄檔案的內容，若檔案太大時，會佔用多個 block 。
inode/block 資料存取示意圖
如圖 第一個爲索引式文件系統（linux） 第二個爲Fat 沒有inode 無法一次讀出所有的block號 所以一個文件的block分散太厲害的話 容易出現磁盤碎片
ps. df指令查看掛載情況
2.與目錄樹的關係
當我們在 Linux 下的 ext 文件系統建立一個目錄時， ext會分配一個 inode 與至少一塊 block 給該目錄。其中，inode 記錄該目錄的相關權限與屬性，並可記錄分配到的那塊block 號碼； 而block則是記錄在這個目錄下的文件名與該文件名佔用的 inode 號碼數據。
3.EXT3/EXT4 檔案的存取
新增一個檔案，此時文件系統的行爲是：
1. 先確定用戶對於欲新增檔案的目彔是否具有 w 與 x 的權限，若有的話才能新增；
2. 根據 inode bitmap 找到沒有使用的 inode 號碼，並將新檔案的權限/屬性寫入；
3. 根據 block bitmap 找到沒有使用中的 block 號碼，並將實際的數據寫入 block 中，且更新 inode 的 block 指向數據；
4. 將剛剛寫入的 inode 與 block 數據同步更新 inode bitmap 與 block bitmap，並更新 superblock 的內容。
4.日誌式文件系統 (Journaling filesystem)
爲了避免意外中斷導致inode block中數據未同步到中介數據中去（上邊的第四步）我們的前輩們想到一個方式， 如果在我們的 filesystem 當中規劃出一個區塊，該區塊專門在記錄寫入或修訂檔案時的步驟， 那不就可以簡化一致性檢查的步驟了？也就是說：
1. 預備：當系統要寫入一個檔案時，會先在日誌記錄區塊中記錄某個檔案准備要寫入的信息；
2. 實際寫入：開始寫入檔案的權限與數據；開始更新 metadata 的數據；
3. 結束：完成數據與 metadata 的更新後，在日誌記錄區塊當中完成該檔案的記錄。
在這樣的程序當中，萬一數據的記錄過程當中發生了問題，那麼我們的系統只要去檢查日誌記錄區塊， 就可以知道那個檔案發生了問題，針對該問題來做一致性的檢查即可，而不必針對整塊 filesystem 去檢查， 這樣就可以達到快速修復 filesystem 的能力了！這就是日誌式檔案最基礎的功能。
5.Linux 文件系統的運作：
異步處理:
當系統加載一個檔案到內存後，如果該檔案沒有被更改過，則在內存區段的檔案數據會被設定爲乾淨
(clean)的。 但如果內存中的檔案數據被更改過了(例如你用 vi 去編輯過這個檔案)，此時該內存中的
數據會被設定爲髒的 (Dirty)。此時所有的動作都還在內存中執行，並沒有寫入到磁盤中！ 系統會不定
時的將內存中設定爲『Dirty』的數據寫回磁盤，以保持磁盤與內存數據的一致性。 你也可以利用 sync 指令來強迫寫入磁盤。
Linux 文件系統與內存的關係：
系統會將常用的檔案數據放置到主存儲器的緩衝區，以加速文件系統的讀/寫；
承上，因此 Linux 的物理內存最後都會被用！加速系統效能；
你可以手動使用 sync 來強迫內存中設定爲 Dirty 的檔案回寫到磁盤中；
若正常關機時，關機指令會主動呼叫 sync 來將內存的數據回寫入磁盤內；
但若不正常關機(如跳電、當機或其他不明原因)，由於數據尚未回寫到磁盤內， 因此重新啓動後
可能會花很多時間在進行磁盤檢驗，甚至可能尋致文件系統的損毀(非磁盤損毀)。
ps。 .df：列出文件系統的整體磁盤使用量；
du：評估文件系統的磁盤使用量(常用在評估目錄所佔容量)
6.實體鏈接不符號鏈接： ln
Hard Link (實體鏈接, 硬式連結或實際連結)
每個檔案都會佔用一個 inode ，檔案內容由 inode 的記錄來指向；
想要讀取該檔案，必須要經過目錄記錄的文件名來指向到正確的
inode 號碼才能讀取。
如圖。 目標1 和目標2的block都記錄了 同一個inode 這個inode指向一個檔案數據內容
好處：
在於如果你將任何一個『檔名』刪除，其實 inode 與 block 都還是存在的！ 此時你可以透過另一個『檔名』來讀取到正確的檔案數據！此外，不管你使用哪個『檔名』來編輯， 最終的結果都會寫入到相同癿 inode 與 block 中，因此均能進行據的修改！
一般來說，使用 hard link 指定鏈接文件時，磁盤的空間與 inode 的數目都不會改發！ 我們還是由圖來看，由圖中可以知道， hard link 只是在某個目錄下的 block 多寫入一個關連數據而已，既不會增加 inode 也不會耗用 block 數量！（就像是指針一樣）
侷限：
不能跨 Filesystem；
不能 link 目錄。
Symbolic Link (符號鏈接，亦即是快捷方式)
Symbolic link 就是在建立一個獨立的檔案，而這個檔案會讓數據的讀取指向他 link 的那個檔案的檔名！由亍只是利用檔案來做爲指向的動作， 所以，當來源檔被刪除後，symbolic link 癿檔案會無法打開
如圖。 目標1指向的是目標2的inode 如果目標2被刪除 這目標1也無法找到數據
這個 Symbolic Link 與 Windows 的快捷方式可以給他劃上等號，由 Symbolic link 所建立的檔案爲一個獨立的新檔案，所以會佔用掉 inode 與 block ！
修改連接檔的數據 源檔案也會改變
ln [-sf] 來源文件 目標文件
-s ：如果不加任何參數就進行連結，那就是hard link，至於 -s 就是symbolic link
-f ：如果 目標文件 存在時，就主動的將目標文件直接移除後再建立！
ps.
新建目錄的連接檔數目爲2 分別爲當前目錄以及上一級目錄 新建後上一級目錄的連接檔數目會加1
7.磁盤的分割、格式化、檢驗與掛載：
磁盤分區： fdisk
fdisk [-l] 裝置名稱
-l ：輸出後面接的裝置所有的partition 內容。若僅有 fdisk -l 時， 則系統將會把整個系統內能夠搜索到的裝置的 partition 均列出來。
分區後：
partprobe 這個指令。這個指令的執行很簡單， 他僅是告知核心必須要讀取新的分割表而已，因此並不會在屏幕上出現任何信息！
磁盤格式化：mkfs
mkfs [-t 文件系統格式] 裝置文件名
磁盤檢驗： fsck, badblocks
fsck [-t 文件系統] [-ACay] 裝置名稱
通常使用這個指令的場合都是在系統出現極大的問題，導致你在 Linux 開機的時候得進入單人單機模式下進入維護的行爲時，必項使用此指令！
執行 fsck 時， 被檢查癿 partition 務必不可掛載到系統上！亦即是需要在卸除的狀態
磁盤掛載與卸除： mount umount
mount 文件系統 目錄
umount 目錄或者文件系統
8. 開機掛載：/etc/fstab 及 /etc/mtab
p286
9.特殊裝置 loop 掛載 (映象檔不刻錄就掛載使用)
mount -o loop /root/centos5.2_x86_64.iso
10.建立大檔案以製作 loop 裝置檔案
假設我要建立一個空的檔案在 /home/loopdev ，那可以這樣做： [root@www ~]# dd if=/dev/zero of=/home/loopdev bs=1M count=512
格式化 mkfs -t ext3 /home/loopdev
掛載 mount -o loop /home/loopdev /media/cdrom/
11.內存置換空間(swap)的建置
使用實體分割槽建置swap
建立 swap 分割槽的方式也是非常的簡單！透過底下幾個步驟：
1. 分割：先使用 fdisk 在你的磁盤中分割中一個分割槽給系統作爲 swap 。由亍 Linux 癿 fdiskyu預設會將分割槽的 ID設定爲
Linux 的文件系統，所以你可能還得要設定一下 sy stem ID 就是了。
2. 格式化：利用建立 swap 格式的『mkswap裝置文件名』就能夠格式化該分割槽成爲 swap 格式囉
3. 使用：最後將該 swap 裝置啓動，方法爲：『swapon裝置文件名』。
4. 觀察：最終透過 free 這個指令來觀察一下內存的用量吧！
ps.fdisk無法支持2T以上的分割槽 這個時候就需要用到parted