linux-磁盘相关

摘要：扇区是磁盘的最小组成单元，通常是字节。磁盘的柱面数与一个盘面上的磁道数是相等的。由于每个盘面都有自己的磁头，因此，盘面数等于总的磁头数。

磁盘由磁盘盘，机械手臂，磁盘读取头、主轴马达组成
磁盘盘有两种单位，1.扇区，2.磁道
扇区的物理量设计有两种大小，1. 512bytes,2.4Kbytes

参考地 址https://www.cnblogs.com/jswang/p/9071847.html

硬盘中一般会有多个盘片组成，每个盘片包含两个面，每个盘面都对应地有一个读/写磁头。
受到硬盘整体体积和生产成本的限制，盘片数量都受到限制，一般都在5片以内。
盘片的编号自下向上从0开始，如最下边的盘片有0面和1面，再上一个盘片就编号为2面和3面。
如下图：

图1

下图显示的是一个盘面，盘面中一圈圈灰色同心圆为一条条磁道，
从圆心向外画直线，可以将磁道划分为若干个弧段，每个磁道上一个弧段被称之为一个扇区（图践绿色部分）。
扇区是磁盘的最小组成单元，通常是512字节。（由于不断提高磁盘的大小，部分厂商设定每个扇区的大小是4096字节）

图2

硬盘通常由重叠的一组盘片构成，每个盘面都被划分为数目相等的磁道，并从外缘的“0”开始编号，具有相同编号的磁道形成一个圆柱，称之为磁盘的柱面。
磁盘的柱面数与一个盘面上的磁道数是相等的。由于每个盘面都有自己的磁头，因此，盘面数等于总的磁头数。 如下图

图3

把不同文件放于不同分区
ex:1.系统文件在一分区，2.数据文件在二分区，3.日志文件在三分区
1.易于管理和使用
2.有利于数据安全;
3.节约寻找文件的时间

一圈一圈的磁柱与分区有什么关系呢？爱的魔力转圈圈

从外圈0开始形成一个一个的磁柱，磁柱是分区槽的最小单位，意味着比如A分区最少为1磁柱，这个是MBR分区方式
但是GPT，由于GPT的分区表有更大的空间支持，所以分区的最小单位为1扇区

MBR简介

MSDOS 全称Microsoft Disk Operating system 微软磁盘操作系统
MBR 全称 Master Boot record-主要开机记录取
由于linux早期为了兼容Windows磁盘，因此使用的是Windows的MBR的方式来处理开机管理程序与分区表

MBR

MBR一般存在磁盘的第一个扇区
磁盘的第一个扇区
1.由主要启动记录器MBR：可以安装开机管理程序的地方，446bytes
2.分区表：记录整颗磁盘的分区状态，64bytes;
由于分区表只有64bytes,所以只能记录4组记录，意味着只能有4个分区

分区类型

分区类型有两种1.主分区primary partion和2.Extended partion 扩展分区
主分区最多有4个，扩展分区最多有一个
因为扩展分区Extened还可以拆分成多个逻辑分区Logical partion
同时由于分区的最小单位为连续的磁道组成的磁柱，因此把扩展分区Extended partion放在最后一个分区
同时Extended 也方便扩容
推荐的分区方式 P P P E(L,L,L...)

MBR的限制

1.操作系统无法抓取到2.2T以上的磁盘容量，因此要把磁盘一个一个拆出来 拆成逻辑分区
2.同时MBR只存在于一个扇区，如果损坏，将无法使用
3.MBR的开机管理程序区块只有446bytes,无法容纳更多的代码

所以出现了GPT分区,GPT分区解决了上述问题

GPT

GPT扇区大小 512bytes----4KBytes
早期的扇区大小为：512bytes
GPT为了兼容所有磁盘，因此在扇区的定义上，大多使用逻辑区块地址（Logical Address,LBA）512bytes
GPT使用了34个LBA区块记录分区信息，整个磁盘的最后33个LBA也拿来做备份
这样GPT就解决了
1.操作系统无法抓取2.2T以上的磁盘容量
2.如果GPT的扇区损坏，可以用备份扇区
LBA0,存储了第一个阶段的开机管理程序
LBA1,GPT表头，记录了分区表的位置和大小和备份的分区表位置
LBA2-LBA33，实际记录分区信息

[root@VM_158_86_centos ~]# lsblk
NAME   MAJ:MIN RM SIZE RO TYPE MOUNTPOINT
vda    253:0    0  50G  0 disk  #硬盘
└─vda1 253:1    0  50G  0 part / #分区

[root@VM_158_86_centos ~]# parted /dev/vda1 print
Model: Virtio Block Device (virtblk)
Disk /dev/vda1: 53.7GB
Sector size (logical/physical): 512B/512B
Partition Table: loop #这里显示为loop其实是为MBR,如果为GPT会显示gpt
                            
Disk Flags: 

Number  Start  End     Size    File system  标志
 1      0.00B  53.7GB  53.7GB  ext3

磁盘分区完毕后需要格式化,之后操作系统才能使用这个文件系统,为什么需要格式化呢？
因为每种操作系统设定的文件属性/权限并不相同

文件系统格式
windows98:FAT16
windows2000...:NTFS
Linux:Ext2

传统的磁盘与文件系统应用中，
一个分区槽只能被格式化成为一个文件系统，也就是一个partion对应一个文件系统

新的磁盘与文件系统应用中，
LVM:Logical Volume Manager，可以把一个partion格式化为多个文件系统
RAID:Redundant Arrays of Independent Drives,将多个分区槽合成一个文件系统
因此，目前我们在格式化时已经不再说针对partition来格式化了，一个可被挂载的数据为一个文件件系统，而不是一个分区槽

superblock：记录此filesystem 的整体资讯，包括inode/block的总量、使用量、剩余量， 以及档案系统的格式与相关资讯等；
inode：记录档案的属性，一个档案占用一个inode，同时记录此档案的资料所在的block 号码；
block：实际记录档案的内容，若档案太大时，会占用多个block 。

索引式
EXT2:有inode 记录了该文件所有占用的block号，可以直接通过inode取出所有block
非索引式
FAT:没有inode,不能直接取出全部，只能通过上一个block记录的下一个block取出

文件系统一开始将inode与block规划好了

档案系统一开始就将inode与block规划好了，除非重新格式化(或者利用resize2fs等指令变更档案系统大小)，否则inode与block固定后就不再变动

当文件系统高达数百GB时，如果把inode和block放在一起，inode和block就会太过于庞大，为了方便管理 引入 block group 来处理

ext2文件系统格式化时候基本上是区分多个block group,每个block group都有独立的inode/block/superblock
并且文件系统最前面有一个启动扇区，相当于每个文件系统的挂载点，可以安装不同的开机管理程序

原则上，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档案的资料；
承上，如果档案大于block 的大小，则一个档案会占用多个block 数量；
承上，若档案小于block ，则该block 的剩余容量就不能够再被使用了(磁碟空间会浪费)。

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

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 而已；
承上，因此文件系统能够建立文件案数量与inode 的数量有关；
系统读取文件时需要先找到inode，并分析inode 所记录的权限与使用者是否符合，若符合才能够开始实际读取 block 的内容。

block 为1, 2, 4K，
inode 为128bytes 或256bytes

假设我一个档案有400MB 且每个block 为4K 时， 那么至少也要十万笔block 号码的记录呢！inode 哪有这么多可记录的资讯？

因此Inode记录block号码的区域被系统灵活的设计为
12个直接指向，1个间接指向，1个双间接指向，1个三间接指向，

**当block大小为1k(1024byte)时,每个block号码占用4byte，也就是1k能记录256个block号码
对应这256个block**

inode以及对应的1k单位block的单一文件大小限制

12个直接指向： 12*1K=12K 
由于是直接指向，所以总共可记录12笔记录，因此总额大小为如上所示；

间接： 256*1K=256K 
每笔block号码的记录会花去4bytes，因此1K的大小能够记录256笔记录，因此一个间接可以记录的档案大小如上； 

双间接： 256*256*1K=256 2 K 
第一层block会指定256个第二层，每个第二层可以指定256个号码，因此总额大小如上；

三间接： 256*256*256*1K=256 3 K 
第一层block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，因此总额大小如上；

总额：将直接、间接、双间接、三间接加总，得到12 + 256 + 256*256 + 256*256*256 (K) = 16GB

当block为2k或4k时,计算结果也会相应的增大，分别为256GB和2TB

但是有些软件或文件系统不支持大于2k的block设计

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、最近一次写入资料的时间、最近一次检验磁碟(fsck) 的时间等档案系统的相关资讯；
一个valid bit 数值，若此档案系统已被挂载，则valid bit 为0 ，若未被挂载，则valid bit 为1 

每个block group 都可能含有superblock
但是我们也说一个档案系统应该仅有一个superblock 而已，那是怎么回事啊？
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，
这样可以进行superblock的救援

[root@VM_158_86_centos ~]# blkid
/dev/vda1: UUID="49f819fd-e56d-48a4-86d3-7ebe0a68ec88" TYPE="ext3" 
[root@VM_158_86_centos ~]# dumpe2fs -h /dev/vda1
dumpe2fs 1.42.9 (28-Dec-2013)
Filesystem volume name:   
Last mounted on:          /
Filesystem UUID:          49f819fd-e56d-48a4-86d3-7ebe0a68ec88
Filesystem magic number:  0xEF53
Filesystem revision #:    1 (dynamic)
Filesystem features:      has_journal ext_attr resize_inode dir_index filetype needs_recovery sparse_super large_file
Filesystem flags:         signed_directory_hash 
Default mount options:    user_xattr acl
Filesystem state:         clean
Errors behavior:          Continue
Filesystem OS type:       Linux
Inode count:              3276800
Block count:              13106944
Reserved block count:     655341
Free blocks:              10647845
Free inodes:              3163700
First block:              0
Block size:               4096
Fragment size:            4096
Reserved GDT blocks:      508
Blocks per group:         32768
Fragments per group:      32768
Inodes per group:         8192
Inode blocks per group:   512
Filesystem created:       Thu Apr 21 15:00:29 2016
Last mount time:          Thu May 23 12:02:40 2019
Last write time:          Thu May 23 12:01:29 2019
Mount count:              16
Maximum mount count:      -1
Last checked:             Thu Apr 21 15:00:29 2016
Check interval:           0 ()
Lifetime writes:          736 GB
Reserved blocks uid:      0 (user root)
Reserved blocks gid:      0 (group root)
First inode:              11
Inode size:              256
Required extra isize:     28
Desired extra isize:      28
Journal inode:            8
First orphan inode:       139996
Default directory hash:   half_md4
Directory Hash Seed:      e74c0d45-bdb1-4aaa-9864-f29ad06e91c1
Journal backup:           inode blocks
Journal features:         journal_incompat_revoke
日志大小:             128M
Journal length:           32768
Journal sequence:         0x0066dd50
Journal start:            22289


Group 0: (Blocks 0-32767)-   ##这个就是block group 0
  主 superblock at 0, Group descriptors at 1-4
  保留的GDT块位于 5-512
  Block bitmap at 513 (+513), Inode bitmap at 514 (+514)
  Inode表位于 515-1026 (+515)
  26201 free blocks, 8173 free inodes, 2 directories

[root@VM_158_86_centos ~]# ls -li
总用量 16
131079 -rw-------. 1 root root 2523 4月  21 2016 anaconda-ks.cfg
131086 drwxr-xr-x  2 root root 4096 9月   4 2018 dockerTest
133347 drwxr-xr-x  4 root root 4096 5月  17 16:08 linux_learn
223431 drwxr-xr-x  3 root root 4096 9月  29 2018 project

当创建一个目录时，文件系统会分配一个inode以及至少一个block给目录
目录的inode:记录了目录的属性和权限，以及目录对应的block
目录的block:记录了该目录下的文件的inode和文件名

为什么文件系统会分配至少一个block，而不是一个？
一个block号占用4byte,一个文件名(文件名不相同)大概就6byte,
这样假如1个1k的block只能记录100个文件，那当超出的文件就只能有inode的下一个直接指向来处理

目录的block图：

当创建一个文件时，其他都目录类似，只是文件的block存储的是真实的数据
当第一个block容量不够时，会用下一个直接指向，间接指向...

inode本身并不记录文件名，文件名的记录是在目录的block当中。那么因为档名是记录在目录的block当中，因此当我们要读取某个档案时，就务必会经过目录的inode与block ，然后才能够找到那个待读取档案的inode号码，最终才会读到正确的档案的block内的资料。

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 内的档名资料，再一层一层的往下读到正确的档名

[root@VM_158_86_centos sbin]# ll -di / /etc /etc/passwd
     2 dr-xr-xr-x. 21 root root  4096 6月  11 16:48 /
458753 drwxr-xr-x. 89 root root 12288 5月  27 16:49 /etc
459310 -rw-r--r--   1 root root  1833 5月  27 16:49 /etc/passwd

/的inode：
透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block的内容(有r与x) ；

/的block：
经过上个步骤取得block的号码，并找到该内容有etc/目录的inode号码(33595521)； 

etc/的inode：
读取33595521号inode得知dmtsai具有r与x的权限，因此可以读取etc/的block内容； 

etc/的block：
经过上个步骤取得block号码，并找到该内容有passwd档案的inode号码(36628004)； 

passwd的inode：
读取36628004号inode得知dmtsai具有r的权限，因此可以读取passwd的block内容； 

passwd的block：
最后将该block内容的资料读出来。

先确定使用者对于欲新增档案的目录是否具有w 与x 的权限，若有的话才能新增；
根据inode bitmap 找到没有使用的inode 号码，并将新档案的权限/属性写入；
根据block bitmap 找到没有使用中的block 号码，并将实际的资料写入block 中，且更新inode 的block 指向资料；
将刚刚写入的inode 与block 资料同步更新inode bitmap 与block bitmap，并更新superblock 的内容。

inode和block称为数据存放区域

inode bitmap和block bitmap称为中介数据metadata

例如你的档案在写入档案系统时，
因为不知名原因导致系统中断(例如突然的停电啊、系统核心发生错误啊～等等的怪事发生时)，
所以写入的资料仅有inode table及data block而已，最后一个同步更新中介资料的步骤并没有做完，
此时就会发生metadata的内容与实际资料存放区产生不一致(Inconsistent)的情况了。

既然有不一致当然就得要克服！在早期的Ext2档案系统中，如果发生这个问题，那么系统在重新开机的时候，就会藉由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资料一致性的检查！若有需要检查时则以e2fsck这支程式来进行的。

弊端：
不过，这样的检查真的是很费时～因为要针对metadata 区域与实际资料存放区来进行比对， 呵呵～得要搜寻整个filesystem 呢～如果你的档案系统有100GB 以上，而且里面的档案数量又多时， 哇！系统真忙碌～而且在对Internet 提供服务的伺服器主机上面， 这样的检查真的会造成主机复原时间的拉长～真是麻烦～这也就造成后来所谓日志式档案系统的兴起了。

预备：当系统要写入一个档案时，会先在日志记录区块中纪录某个档案准备要写入的资讯；
实际写入：开始写入档案的权限与资料；开始更新metadata 的资料；
结束：完成资料与metadata 的更新后，在日志记录区块当中完成该档案的纪录。
在这样的程序当中，万一资料的纪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， 就可以知道哪个档案发生了问题，针对该问题来做一致性的检查即可，而不必针对整块filesystem 去检查， 这样就可以达到快速修复filesystem 的能力了！这就是日志式档案最基础的功能啰～

系统会将常用的档案资料放置到主记忆体的缓冲区，以加速档案系统的读/写；
承上，因此Linux 的实体记忆体最后都会被用光！这是正常的情况！可加速系统效能；
你可以手动使用sync 来强迫记忆体中设定为Dirty 的档案回写到磁碟中；
若正常关机时，关机指令会主动呼叫sync 来将记忆体的资料回写入磁碟内；
但若不正常关机(如跳电、当机或其他不明原因)，由于资料尚未回写到磁碟内， 因此重新开机后可能会花很多时间在进行磁碟检验，甚至可能导致档案系统的损毁(非磁碟损毁)。

挂载点一定是目录，该目录为进入该文件系统的入口

[root@study ~]# ls -lid / /boot /home 
128 dr-xr-xr-x. 17 root root 4096 May 4 17:56 /
 128 dr-xr-xr-x. 4 root root 4096 May 4 17 :59 /boot
 128 drwxr-xr-x. 5 root root 41 Jun 17 00:20 /hom

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,因为inode相同(每个filesystem只会有一个唯一的inode)，而文件属性不相同，所以不是同一个文件，为不同的三个文件系统

[root@study ~]# ls -ild / /. /..
128 dr-xr-xr-x. 17 root root 4096 May 4 17:56 /
128 dr-xr-xr-x. 17 root root 4096 May 4 17:56 /.
128 dr-xr-xr-x. 17 root root 4096 May 4 17:56 /..

inode相同，文件属性相同，所以为同一文件

假设你的 / 使用的是 /dev/hda1 ，用 ext3 ，而 /home 使用 /dev/hda2 ，用 reiserfs ， 那么你取用 /home/dmtsai/.bashrc 时，有特别指定要用的什么文件系统的模块来读取吗？
这个就是 VFS 的功能啦！透过这个 VFS 的功能来管理所有的 filesystem， 省去我们需要自行配置读取文件系统的定义啊～方便很多！整个 VFS 可以约略用下图来说明：

[root@VM_158_86_centos sbin]# df
文件系统          1K-块    已用     可用 已用% 挂载点
/dev/vda1      51474044 8896976 39955704   19% /
devtmpfs         930500       0   930500    0% /dev
tmpfs            941176      24   941152    1% /dev/shm
tmpfs            941176     440   940736    1% /run
tmpfs            941176       0   941176    0% /sys/fs/cgroup
tmpfs            188236       0   188236    0% /run/user/0

-s ：列出总量而已，而不列出每个各别的目录占用容量
[root@VM_158_86_centos sbin]# du -s /*
4    /a.txt
0    /bin
173504    /boot
0    /b.txt
4    /data
0    /dev
39516    /etc
176    /home
0    /lib
0    /lib64
16    /lost+found
4    /media
4    /mnt
8    /opt
0    /proc

硬链接：

两个链接文件的inode都指向real-inode，删除其中一个对另一个没有影响，修改其中一个的内容，另一个的内容都相应被更改
局限：

不能跨 Filesystem；
不能 link 目录。
不能跨 Filesystem 还好理解，那不能 hard link 到目录又是怎么回事呢？
这是因为如果使用 hard link 链接到目录时， 链接的数据需要连同被链接目录底下的所有数据都创建链接

创建硬链接

[root@VM_158_86_centos ~]# ln linux_learn/learn_01.sh 
[root@VM_158_86_centos ~]# ll -i /root/learn_01.sh linux_learn/learn_01.sh 
133351 -rwxr-xr-x 2 root root 99 3月   1 17:38 linux_learn/learn_01.sh
133351 -rwxr-xr-x 2 root root 99 3月   1 17:38 /root/learn_01.sh

其中的2表示连结数量

符号链接（快捷方式）：

[root@www ~]# ln -s /etc/crontab crontab2
[root@www ~]# ll -i /etc/crontab /root/crontab2
1912701 -rw-r--r-- 2 root root 255 Jan  6  2007 /etc/crontab
 654687 lrwxrwxrwx 1 root root  12 Oct 22 13:58 /root/crontab2 -> /etc/crontab

由上表的结果我们可以知道两个文件指向不同的 inode 号码，当然就是两个独立的文件存在！ 而且连结档的重要内容就是他会写上目标文件的『文件名』， 你可以发现为什么上表中连结档的大小为 12 bytes 呢？ 因为箭头(-->)右边的档名『/etc/crontab』总共有 12 个英文，每个英文占用 1 个 byes ，所以文件大小就是 12bytes了

[root@www ~]# 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创建！

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

符号链接文件的block记录指向目标源文件的inode,当源文件被删除，通过符号链接将无法访问源文件。