这两天学习的操作性东西比较多，慢慢整理吧。
linux硬盘与文件系统管理（一）
整块磁盘的组成主要有：
圆形的盘片（主要记录数据的部分）；
机械手臂与机械手臂上的磁头（可读写磁盘上的数据）；
主轴马达，可以转动盘片，让机械手臂上的磁头在盘片上读写数据。
磁盘上盘片的物理组成：
扇区（Sector）为最小的物理存储单位，每个扇区为512bytes；
将扇区组成一个园，那就是柱面（Cylinder），柱面是分区（partition）的最小单位；
第一个扇区最重要，里面有硬盘主引导记录（Masterbootrecord,MBR）及分区表（partition table），其中MBR占有446bytes，而partition table则占有64bytes。
linux分区的定义：
主分区与扩展分区最多可以有4个（硬盘的限制）；
扩展分区最多只能有一个（操作系统限制）；
逻辑分区由扩展分区持续分出来的分区；
能够被格式化后作为数据访问的分区为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，linux系统中，IDE硬盘最多有59个逻辑分区（5~63号），SATA硬盘则有11个逻辑分区（5~15号）。
Super block：记录此文件系统的整体信息，包括inode/block的总量、使用量、剩余量，以及文件系统的格式与相关信息等；
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：实际记录文件的内容，若文件太大时，会占用多个block。
磁盘碎片整理：文件写入的block太过于离散了，此时文件读取的性能将会变得很差，通过碎片整理将同一个文件所属的block汇合在一起，这样数据的读取会比较容易。
一个块组（block group）有6部分：
1.date block：在Ext2文件系统中所支持的block大小有1kb，2kb和4kb三种。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文件的数据，如果文件大于block大小，则一个文件会占用多个block数量，如果一个文件小于block大小，则该block的剩余空间不能再被使用（磁盘空间会浪费）。
2.inode table：记录的文件数据：
该文件的访问模式（read/write/excute）；
该文件的所有者与组（owner/group）；
该文件的大小；
该文件创建或状态改变的时间（ctime）；
最近一次读取的时间（atime）；
最近修改的时间（mtime）；
定义文件特性的标志（flag），如SetUID等；
该文件真正内容的指向（pointer）。
inode基本特征：
每个inode大小均固定为128bytes；
每个文件仅占用一个inode，因此文件系统能够创建的文件数量与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。
3.super block（超级块）：记录的信息主要有：
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1k、2k、4k，inode为128bytes）；
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。
super block信息可以用dumpe2fs命令来查看。
4.file system 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（super block、bitmap、inodemap、date block）分别介于哪一个block号码之间。这部分能够用dumpe2fs来查看。
5.block bitmap（块对照表）
记录使用与未使用的block号码。
6.inode bitmap（inode对照表）
记录使用与未使用的inode号码。
日志文件系统（Journaling file system）
预备：当系统要写入一个文件时，会先在日志纪录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meta data的数据。
结束：完成数据与meta data的更新后，在日志记录块当中完成该文件的记录。
linux文件系统的异步处理：
系统加载一个文件到内存后，如果该文件没有被改动过，则在内存区段的文件数据会被设置为（clean）。但如果内存中的数据被更改过（例如使用vim编辑过文件），此时该内存中的数据会被设置为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。系统会不定时地将内存中设置为dirty的数据写回磁盘，以保持磁盘与内存数据的一致性。
linux系统上的文件系统与内存的关系：
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使用光，这是正常现象，可加速系统性能；
可以手动使用sync来强迫内存中设置为Dity的文件回写到磁盘中；
正常关机，关机命令会主动调用sync来将内存的数据回写到磁盘中；
不正常关机（断电、死机等），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进行磁盘检验，甚至可能导致文件系统的损坏（非磁盘损坏）。
挂载：每个文件系统都有独立的inode、block、super block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操作成为挂载。
文件系统的简单操作：
df：列出文件系统的整体磁盘使用量，-h以人们较易阅读的GB、MB、KB等格式自行列出，-i不用硬盘容量，而以inode的数量来显示。
du：评估文件系统的磁盘使用量（常用于评估目录所占容量）。-s列出总量，不列出每个目录占用容量，-S列出子目录的总计，与-s不同，-m以MB单位显示。
连接文件（link file）：ln linkfile newfilename；ln -s linkfile newfilename;
hard link（硬连接或实际连接）：在某个目录下创建一条文件名连接到某inode号码的关联记录，通过文件系统的inode连接来产生新的文件名，而不是新文件。文件名只于目录有关，但是文件内容则与inode有关。hard link限制：不能跨文件系统，不能连接目录。
symbolic link（符号连接，即windows下快捷方式）：创建一个独立的文件，而这个文件会让数据的读取指向它连接的那个文件的文件名。源文件被删除后，symbolic link的文件会显示无法打开。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和block。