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wordpress怎么做企业网站,全国建设通官网,分销微信小程序开发,临沂建设局网站1.再谈inode (1) 理解inode#xff0c;要从文件储存说起。 文件储存在硬盘上#xff0c;硬盘的最小存储单位叫做扇区#xff08;Sector#xff09;。每个扇区储存512字节#xff08;相当于0.5KB#xff09;。操作系统读取硬盘的时候#xff0c;不会一个个…1.再谈inode (1)  理解inode要从文件储存说起。 文件储存在硬盘上硬盘的最小存储单位叫做扇区Sector。每个扇区储存512字节相当于0.5KB。操作系统读取硬盘的时候不会一个个扇区地读取这样效率太低而是一次性连续读取多个扇区即一次性读取一个块block。这种由多个扇区组成的块是文件存取的最小单位。“块的大小最常见的是4KB即连续八个 sector组成一个 block。 (2) 通常情况下文件系统会将文件的实际内容和属性分开存放 文件的属性保存在 inode 中i 节点中每个 inode 都有自己的编号。每个文件各占用一个 inode。不仅如此inode 中还记录着文件数据所在 block 块的编号文件的实际内容保存在 data block 中数据块类似衣柜的隔断用来真正保存衣物。每个 block 都有属于自己的编号。当文件太大时可能会占用多个 block 块。 如图所示文件系统先格式化出 inode 和 block 块假设某文件的权限和属性信息存放到 inode 4 号位置这个 inode 记录了实际存储文件数据的 block 号有 4 个分别为 2、7、13、15由此操作系统就能快速地找到文件数据的存储位置。 note 每个inode都有一个号码操作系统用inode号码来识别不同的文件。 Unix/Linux系统内部不使用文件名而使用inode号码来识别文件。对于系统来说文件名只是inode号码便于识别的别称或者绰号。 表面上用户通过文件名打开文件。 实际上系统内部这个过程分成三步 首先系统找到这个文件名对应的inode号码其次通过inode号码获取inode信息最后根据inode信息分析 inode 所记录的权限与用户是否符合找到文件数据所在的block读出数据。 (3) 联系平时实践大家格式化硬盘U盘时发现有快速格式化和底层格式化。快速格式化非常快格式化一个32GB的U盘只要1秒钟普通格式化格式化速度慢。这两个的差异 其实快速格式化就是只删除了U盘中的硬盘内容管理表其实就是inode真正存储的内容没有动。这种格式化的内容是有可能被找回的。 由于inode也占用一定的磁盘空间所以当inode使用空间用完的时候即使磁盘仍有存储空间也无法使用所有当磁盘显示仍有可用空间但使用时却提示空间不足就有可能是inode使用完毕所造成的。 (4) inode本质上是一个结构体定义如下 struct inode {struct hlist_node i_hash; /* 哈希表 /struct list_head i_list; / 索引节点链表 /struct list_head i_dentry; / 目录项链表 /unsigned long i_ino; / 节点号 /atomic_t i_count; / 引用记数 /umode_t i_mode; / 访问权限控制 /unsigned int i_nlink; / 硬链接数 /uid_t i_uid; / 使用者id /gid_t i_gid; / 使用者id组 /kdev_t i_rdev; / 实设备标识符 /loff_t i_size; / 以字节为单位的文件大小 /struct timespec i_atime; / 最后访问时间 /struct timespec i_mtime; / 最后修改(modify)时间 /struct timespec i_ctime; / 最后改变(change)时间 /unsigned int i_blkbits; / 以位为单位的块大小 /unsigned long i_blksize; / 以字节为单位的块大小 /unsigned long i_version; / 版本号 /unsigned long i_blocks; / 文件的块数 /unsigned short i_bytes; / 使用的字节数 /spinlock_t i_lock; / 自旋锁 /struct rw_semaphore i_alloc_sem; / 索引节点信号量 */struct inode_operations i_op; / 索引节点操作表 */struct file_operations i_fop; / 默认的索引节点操作 */struct super_block i_sb; / 相关的超级块 */struct file_lock i_flock; / 文件锁链表 */struct address_space i_mapping; / 相关的地址映射 /struct address_space i_data; / 设备地址映射 */struct dquot i_dquot[MAXQUOTAS]; / 节点的磁盘限额 /struct list_head i_devices; / 块设备链表 */struct pipe_inode_info i_pipe; / 管道信息 */struct block_device i_bdev; / 块设备驱动 /unsigned long i_dnotify_mask; / 目录通知掩码 */struct dnotify_struct i_dnotify; / 目录通知 /unsigned long i_state; / 状态标志 /unsigned long dirtied_when; / 首次修改时间 /unsigned int i_flags; / 文件系统标志 /unsigned char i_sock; / 可能是个套接字吧 /atomic_t i_writecount; / 写者记数 */void i_security; / 安全模块 /__u32 i_generation; / 索引节点版本号 */union {void generic_ip; / 文件特殊信息 */} u; }; 可以用stat命令查看某个文件的inode信息 5其他 每个 inode 大小均固定为 128 bytes每个文件都仅会占用一个 inode 承上因此文件系统能够创建的文件数量与 inode 的数量有关 2.ext2文件系统 Linux的文件除了原有的数据内容外还含有非常多的权限与属性这些权限与属性是为了保护每个用户所拥有数据的隐密性而我们知道文件系统里面可能含有的inode、数据区块、超级区块等。为什么要谈这个 因为标准的ext2就是使用这种inode为基础的Linux 文件系统。 通常情况下文件系统会将文件的实际内容和属性分开存放 文件的属性保存在 inode 中i 节点中每个 inode 都有自己的编号。每个文件各占用一个 inode。不仅如此inode 中还记录着文件数据所在 block 块的编号文件的实际内容保存在 data block 中数据块类似衣柜的隔断用来真正保存衣物。每个 block 都有属于自己的编号。当文件太大时可能会占用多个 block 块。 而且文件系统一开始就将inode 与数据区块规划好了除非重新格式化或利用resize2fs 等命令修改其大小否则 inode 与数据区块固定后就不再变动。         但是如果仔细考虑一下如果我的文件系统高达数百GB时那么将所有的inode与数据区块通通放置在一起将是很不明智的决定因为inode与数据区块的数量太庞大不容易管理。 因此ext2文件系统格式化的时候基本上是区分为多个区块群组block group每个区块群组 都有独立的inode、数据区块、超级区块系统。 感觉上就好像我们在当兵时一个营分成数个连每个连有自己的联络系统但最终都向营部汇报信息一样这样分成一群群的比较好管理。整个来说ext2格式化后有点像下面这样 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blockgroup的六个主要内容如下 2.1.数据区块data block 数据区块是用来放置文件数据地方在ext2文件系统中所支持的区块大小有1K、2K及4K三种。 在格式化时区块的大小就固定了且每个区块都有编号以方便inode的记录。 不过要注意的是区块大小的差异会导致该文件系统能够支持的最大磁盘容量与最大单一文件容量并不相同因为区块大小而产生的ext2文件系统限制如下 Bolck大小1KB2KB4KB最大单一文件限制16GB256GB2TB最大文件系统总容量2TB8TB16TB 你需要注意的是虽然ext2已经能够支持大于2GB以上的单一文件容量不过某些应用程序依然使用旧的限制也就是说某些程序只能够识别小于2GB以下的文件而已这就跟文件系统无关了。 举例来说有一个图片编辑软件称为PAVE这个软件就无法识别在数值模型仿真后产生的大于2GB以上的文件所以后来只能找更新的软件来替换它。 除此之外ext2文件系统的区块还有什么限制 有的基本限制如下 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磁盘空间会浪费。 如上第四点所说由于每个区块仅能容纳一个文件的数据因此如果你的文件都非常小但是你的区块在格式化时却使用4K大小时可能会产生一些空间的浪费。 我们以下面的一个简单例题来算一下空间的浪费吧 例题         假设你的ext2文件系统使用4K区块而该文件系统中有10000个小文件每个文件大小均为50B请问此时你的磁盘浪费多少容量         答由于ext2文件系统中一个区块仅能容纳一个文件因此每个区块会浪费4096-504046字节系统中总共有一万个小文件所有文件容量为50B×10000488.3KB但此时浪费的容量为4046B×1000038.6MB 。         想一想不到1MB的总文件容量却浪费将近40MB的空间且文件越多将造成越多的磁盘空间浪费。 什么情况会产生上述的状况 例如 BBS网站的数据。如果 BBS上面的数据使用的是纯文本文件来记录每篇留言而留言内容如果都写上【如题】时想一想是否就会产生很多小文件 好既然大的区块可能会产生较严重的磁盘容量浪费那么我们是否就将区块大小设置为1K即可 这也不妥因为如果区块较小的话那么大型文件将会占用数量更多的区块而inode也要记录更多的区块号码此时将可能造成文件系统读写性能不佳。 所以我们可以说在您进行文件系统的格式化之前请先想好该文件系统预计使用的情况。以鸟哥来说我的数值模型仿真平台随便一个文件都好几百MB那么区块容量当然选择较大的至少文件系统就不必记录太多的区块号码读写起来也比较方便。 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的区块大小吧 2.2.inode tableinode表 再来讨论一下inode 这个玩意儿吧 如前所述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个区块内基本上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aumle7,最近修改的时间mtime)定义文件特性的标识flag)如 SetUID;该文件真正内容的指向pointer) inode的数量与大小也是在格式化时就已经固定了除此之外inode 还有些什么特色 每个inode 大小均固定为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符合若符合才能够读取区块的内容。 我们约略来分析一下ext2的inode、数据区块与文件大小的关系。 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。inode哪有这么多可记录的信息 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。这是什么 所谓“直接块”是指该块直接用来存储文件的数据而“一次间接块”是指该块不存 储数据而是存储直接块的地址同样“二次间接块”存储的是“一次间接块”的地址。 这里所说的块指的都是物理块。 我们将inode的结构图绘制出来看一下。 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7.1.4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。 这样子inode 能够指定多少个区块我们以较小的1K区块来说明可以指定的情况如下 12个直接指向12×1K12K 由于是直接指向所以总共可记录12条记录因此总额大小为如上所示 间接256×1K256 K 每条区块号码的记录会使用4B因此1K的大小能够记录256条记录因此一个间接可以记录的 文件大小如上 双间接256×256×1K256x256 k 第一层区块会指定256个第二层每个第二层可以指定256个号码因此总额大小如上 三间接256×256×256×1K256x256x256 K 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 个号码因此总额大小如上 总额将直接、间接、双间接、三间接相加得到12256256×256256×256×256K 16GB; 此时我们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比较一下文件系统限制表的结果可发现是一致的。 但这个方法不能用在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。 2.3.Superblock超级区块 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它记录的 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; 超级区块非常的重要因为我们这个文件系统的基本信息都存储在这里因此如果超级区块损坏你的文件系统可能就需要花费很多时间去恢复。 一般来说超级区块的大小为1024B。相关的超级区块信息我们等一下会使用dumpe2fs命令做说明。 此外每个区块群组block group都可能含有超级区块。但是我们也说一个文件系统应该仅有一个超级区块而已那是怎么回事 事实上除了第一个区块群组内会含有超级区块之外后续的区块群组不一定含有超级区块而若含有超级区块则该超级区块主要是做为第一个区块群组内超级区块的备份这样可以进行超级区块的恢复。 2.4.Filesystem Description文件系统描述说明 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。 2.5.区块对照表block bitmap 新增文件时总会用到区块那你要使用哪个区块来记录 当然是选择空区块来记录新文件的数据。 那你怎么知道哪个区块是空的呢 这就要通过区块对照表的辅助了。从区块对照表当中可以知道哪些区块是空的因此我们的系统就能够很快速地找到可使用的空间来处理文件。         同样如果你删除某些文件时那么那些文件原本占用的区块号码就要释放出来此时在区块对照表当中对应到该区块号码的标志就要修改成为【未使用中】这就是对照表的功能。 2.5. inode 对照表inode bitmap 这个其实与区块对照表的功能类似只是区块对照表记录的是使用与未使用的区块号码inode对照表则是记录使用与未使用的inode号码。 3.dumpe2fs:查询ext系统超级区块信息的命令 了解文件系统之后我们可以使用dumpe2fs 显示ext2、ext3、ext4文件系统的超级快和块组信息。此命令的适用范围RedHat、RHEL、Ubuntu、CentOS、SUSE、openSUSE、Fedora。此命令的基本格式如下 [rootCncLucZK ~]# dumpe2fs [ -bfhixV ] [ -o superblocksuperblock ] [ -o blocksizeblocksize ] device例如通过 df 命令找到根目录硬盘的文件名然后使用 dump2fs 命令观察文件系统的详细信息执行命令如下  [rootCncLucZK test]# df #查看目前挂载的装置 Filesystem 1K-blocks Used Available Use% Mounted on devtmpfs 923060 0 923060 0% /dev tmpfs 936488 40 936448 1% /dev/shm tmpfs 936488 420 936068 1% /run tmpfs 936488 0 936488 0% /sys/fs/cgroup /dev/vda1 51539404 8826008 40516152 18% / tmpfs 187296 0 187296 0% /run/user/0#devtmpfs 、tmpfs 、这些是硬盘的驱动程序 , /dev/vdal 是第一个分区,它的后面放了一个/boot是Linux的启动文件 .[rootCncLucZK test]# dumpe2fs /dev/vda1 dumpe2fs 1.45.6 (20-Mar-2020) Filesystem volume name: none #文件系统的名称 Last mounted on: / Filesystem UUID: 659e6f89-71fa-463d-842e-ccdf2c06e0fe Filesystem magic number: 0xEF53 Filesystem revision #: 1 (dynamic) Filesystem features: has_journal ext_attr resize_inode dir_index filetype needs_recovery extent 64bit flex_bg sparse_super large_file huge_file dir_nlink extra_isize metadata_csum Filesystem flags: signed_directory_hash Default mount options: user_xattr acl #默认挂载的参数 Filesystem state: clean #系统状态健康 Errors behavior: Continue Filesystem OS type: Linux Inode count: 3276800 #Inode总数 Block count: 13106939 #Block总数 Reserved block count: 545215 #保留Block数 Free blocks: 10697434 #剩余可用blocks数 Free inodes: 3180547 #剩余可用inodes数 First block: 0 Block size: 4096 #Block大小 Fragment size: 4096 #碎片大小 Group descriptor size: 64 #组描述符大小 Reserved GDT blocks: 1017 Blocks per group: 32768 Fragments per group: 32768 Inodes per group: 8192 Inode blocks per group: 512 Flex block group size: 16 Filesystem created: Tue Nov 26 10:11:35 2019 Last mount time: Wed Oct 19 13:29:59 2022 Last write time: Wed Oct 19 13:29:56 2022 Mount count: 35 Maximum mount count: -1 Last checked: Tue Nov 26 10:11:35 2019 Check interval: 0 (none) Lifetime writes: 1335 GB Reserved blocks uid: 0 (user root) Reserved blocks gid: 0 (group root) First inode: 11 Inode size: 256 Required extra isize: 32 Desired extra isize: 32 Journal inode: 8 First orphan inode: 398263 Default directory hash: half_md4 Directory Hash Seed: d8b26e9a-4700-4c2b-8265-e64b94a85bfe Journal backup: inode blocks Checksum type: crc32c Checksum: 0x519e5865 Journal features: journal_incompat_revoke journal_64bit journal_checksum_v3 Journal size: 64M Journal length: 16384 Journal sequence: 0x00abc5b6 Journal start: 2066 Journal checksum type: crc32c Journal checksum: 0xaa299391Group 0: (Blocks 0-32767) csum 0x925e [ITABLE_ZEROED] #第一个 data group 内容, 包含 block 的启始/结束号码Primary superblock at 0, Group descriptors at 1-7 #超级区块在 0 号 blockReserved GDT blocks at 8-1024Block bitmap at 1025 (1025), csum 0x0aff0158Inode bitmap at 1041 (1041), csum 0xd8b64b84Inode table at 1057-1568 (1057) #inode table 所在的 block20474 free blocks, 259 free inodes, 1889 directories Free blocks: 10960-11035, 12362-12511, 12520-32767 #剩余未使用的 block 号码#剩余未使用的 inode 号码Free inodes: 1645, 5456-5664, 7507, 7509-7510, 7512, 7514, 7516-7554, 8062, 8080-8083 Group 1: (Blocks 32768-65535) csum 0xe744 [ITABLE_ZEROED] Backup superblock at 32768, Group descriptors at 32769-32775Reserved GDT blocks at 32776-33792Block bitmap at 1026 (bg #0 1026), csum 0xc9157de1Inode bitmap at 1042 (bg #0 1042), csum 0x6cc48e9fInode table at 1569-2080 (bg #0 1569)1 free blocks, 2825 free inodes, 1121 directories, 842 unused inodesFree blocks: 60080Free inodes: 8361-8368, 13523, 13528-13529, 13531, 13559-13908, 13911-14889, 14891-14902, 14907, 14910, 14912-14919, 14923-16384 …剩余输出信息都是data group 内容 如上所示利用dumpe2fs可以查询到非常多的信息不过依内容主要可以划分为上半部分的超级区块内容下半部分则是每个区块群组的信息。 从上面的表格中我们可以观察到这个/dev/vda1使用的区块为4K第一个区块号码为0号且区块群组内的所有信息都以区块的号码来表示然后在超级区块中还有谈到目前这个文件系统的可用区块与inode数量。 至于区块群组的内容我们单纯看Group0信息好了从上表中我们可以发现 Group0所占用的区块号码由0到32767超级区块则在第0号的区块区块内文件系统描述说明在第1号区块中区块对照表与inode 对照表 则在129及145的区块中;至于inode table分布于161-672的区块中由于1一个inode占用256字节2总共有672-1611161本身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Group0目前可用的区块有28521个可用的inode有8181个剩余的inode号码为12到8192;