实训8-磁盘管理.doc
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1、一、 磁盘分区基本知识1、 硬盘组成与分区扇区(Sector)为最小的物理储存单位,每个扇区为 512 bytes;将扇区组成一个圆,那就是磁柱(Cylinder),磁柱是分区 (partition)的最小单位;第一个扇区最重要,里面有:(1)主要启动区(Master boot record, MBR)及分区表(partition table),其中 MBR 占有 446 bytes,而 partition table 则占有 64 bytes.2、 磁盘分区磁盘分区指指定分区的启始与结束磁柱。即告诉操作系统这颗磁盘在此分区可以存取的区域是由 A 磁柱到 B 磁柱之间的区块,这样操作系统就能够
2、知道他可以在所指定的区块内进行文件数据的读/写/搜寻等动作.指定分区的磁柱范围记录位置:就是第一个扇区的分区表中.但是因为分区表仅有64bytes而已,因此最多只能记录四笔分区的记录,这四笔记录我们称为主要 (primary) 或扩展(extended) 分区,其中扩展分区还可以再分割出逻辑分区表(logical) ,而能被格式化的则仅有主要分区与逻辑分区。n 主要分区与扩展分区最多可以有四笔(硬盘的限制) n 扩展分区最多只能有一个(操作系统的限制) n 逻辑分区是由扩展分区持续切割出来的分区;n 能够被格式化后,作为数据存取的分割槽为主要分区与逻辑分区。扩展分区无法格式化;n 逻辑分区的数
3、量依操作系统而不同,在Linux系统中,IDE硬盘最多有59个逻辑分区(5号到63号), SATA硬盘则有11个逻辑分区(5号到15号).3、 各种接口的磁盘在Linux中的文件名分别为:/dev/sdap115:为SCSI, SATA, U盘, Flash闪盘等接口的磁盘文件名;/dev/hda-d163:为 IDE 接口的磁盘文件名;二、 文件系统1、 格式化因为每种操作系统所配置的文件属性/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)。Linux 的文件系统则为 Ext2 (Linux second e
4、xtended file system, ext2fs)一个分区可以格式化为多个文件系统,如LVM、软件磁盘阵列等2、 文件系统工作原理操作系统的文件数据除了文件实际内容外,通常含有非常多的属性,例如 Linux 操作系统的文件权限(rwx)与文件属性(拥有者、群组、时间参数等)。文件系统通常会将这两部份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 data block 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 block 的总量、使用量、剩余量等.每个 inode 与 block 都有编
5、号。l superblock:记录此 filesystem 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;l 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;l block:实际记录文件的内容,若文件太大时,会占用多个 block 。索引式文件系统(indexed allocation):图1 inode/block数据存取示意图3、inode table (inode 表格)inode 记录的文件数据包括底下这些: 该文件的存取模式(read/write/excute); 该文件的拥有者与群
6、组(owner/group); 该文件的容量; 该文件创建或状态改变的时间(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);inode 的数量与大小也是在格式化时就已经固定了: 每个 inode 大小均固定为 128 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
7、的内容.4、Superblock (超级区块)Superblock 是记录整个 filesystem 相关信息的地方,没有 Superblock ,就没有这个 filesystem 了。其记录的信息主要有: 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 1, 2, 4K,inode 为 128 bytes); filesystem 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
8、 bit 为 0 ,若未被挂载,则 valid bit 为 1 。图2 文件系统示意图练习:查看文件系统dumpe2fs bh 装置文件名选项与参数:-b :列出保留为坏轨的部分h :仅列出 superblock 的数据,不会列出其他的区段内容!范例:找出我的根目录磁盘文件名,并观察文件系统的相关信息df=这个命令可以叫出目前挂载的装置=就是这个光!dumpe2fs /dev/hdc2Filesystem volume name: /1=这个是文件系统的名称(Label)Default mount options: user_xattr acl=默认挂载的参数Filesystem state:
9、 clean=这个文件系统是没问题的(clean)=inode的总数=block的总数=还有多少个 block 可用=还有多少个 inode 可用Block size: 4096=每个 block 的大小啦!Inode size: 128=每个 inode 的大小=底下这三个与下一小节有关=第一个 data group 内容, 包含 block 的启始/结束号码=超级区块在 0 号 block=inode table 所在的 block=所有 block 都用完了!=剩余未使用的 inode 号码。(底下省略)。. 前半部在显示 supberblock 的内容,包括标头名称(Label)以及i
10、node/block的相关信息 后面则是每个 block group 的个别信息!您可以看到各区段数据所在的号码! 也就是说,基本上所有的数据都与 block 的号码有关.三、目录树1、目录在 Linux 下的 ext2 文件系统创建一个目录时, ext2 会分配一个 inode 与至少一块 block 给该目录。其中,inode 记录该目录的相关权限与属性,并可记录分配到的那块 block 号码;而 block 则是记录在这个目录下的文件名与该文件名占用的 inode 号码数据。目录所占用的 block 内记录如下的信息:图:目录占用的 block 记录的数据示意图练习:观察root 家目录
11、内的文件所占用的 inode 号码ls li6546836483226483232、文件当我们在 Linux 下的 ext2 创建一个一般文件时, ext2 会分配一个 inode 与相对于该文件大小的 block 数量给该文件。例如:假设我的一个 block 为 4 Kbytes ,而我要创建一个 100 KBytes 的文件,那么 linux 将分配一个 inode 与 25 个 block 来储存该文件!但同时请注意,由于 inode 仅有 12 个直接指向,因此还要多一个 block 来作为区块号码的记录。3、目录树读取文件的inode 本身并不记录文件名,文件名的记录是在目录的 bl
12、ock 当中。因此在文件与目录的权限中,我们才会提到新增/删除/更名文件名与目录的 w 权限有关!那么因为文件名是记录在目录的 block 当中,因此当我们要读取某个文件时,就务必会经过目录的 inode 与 block ,然后才能够找到那个待读取文件的 inode 号码,最终才会读到正确的文件的 block 内的数据.由于目录树是由根目录开始读起,因此系统通过挂载的信息可以找到挂载点的 inode 号码(通常一个 filesystem 的最顶层 inode 号码会由 2 号开始!),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 内的文件名数据,再一
13、层一层的往下读到正确的文件名。练习:观察读取 /etc/passwd 这个文件的过程(假设身份为一般使用者):ll di / /etc /etc/passwd 2rx1912545r-x1914888r流程:/ 的 inode:透过挂载点的信息找到 /dev/hdc2 的 inode 号码为 2 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) ;n / 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 (1912545);n etc/ 的 inode:读取 1912545 号 ino
14、de 得知 vbird 具有 r 与 x 的权限,因此可以读取 etc/ 的 block 内容;n etc/ 的 block:经过上个步骤取得 block 号码,并找到该内容有 passwd 文件的 inode 号码 (1914888);n passwd 的 inode:读取 1914888 号 inode 得知 vbird 具有 r 的权限,因此可以读取 passwd 的 block 内容;n passwd 的 block:最后将该 block 内容的数据读出来.4、EXT2/EXT3 文件的存取与日志式文件系统的功能新建一个文件或目录的流程:n 先确定用户对于欲新增文件的目录是否具有 w
15、与 x 的权限,若有的话才能新增;n 根据 inode bitmap 找到没有使用的 inode 号码,并将新文件的权限/属性写入;n 根据 block bitmap 找到没有使用中的 block 号码,并将实际的数据写入 block 中,且升级 inode 的 block 指向数据;n 将刚刚写入的 inode 与 block 数据同步升级 inode bitmap 与 block bitmap,并升级 superblock 的内容.5、数据的不一致 (Inconsistent) 状态你的文件在写入文件系统时,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事情发生时)
16、,所以写入的数据仅有 inode table 及 data block 而已,最后一个同步升级中介数据的步骤并没有做完,此时就会发生 metadata 的内容与实际数据存放区产生不一致 (Inconsistent) 的情况了。日志式文件系统的兴起.6、日志式文件系统 (Journaling filesystem)为了避免上述提到的文件系统不一致的情况发生,因此提出一个新的方式,如果在filesystem 当中规划出一个区块,该区块专门在记录写入或修订文件时的步骤,那不就可以简化一致性检查的步骤了?也就是说:1. 预备:当系统要写入一个文件时,会先在日志记录区块中纪录某个文件准备要写入的信息;2
17、. 实际写入:开始写入文件的权限与数据;开始升级 metadata 的数据;3. 结束:完成数据与 metadata 的升级后,在日志记录区块当中完成该文件的纪录。在这样的程序当中,万一数据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,而不必针对整块 filesystem 去检查,这样就可以达到快速修复 filesystem 的能力!这就是日志式文件最基础的功能。ext3 :日志式文件系统,是 ext2 的升级版本,并且可向下兼容 ext2 版本.7、挂载点(mount point):每个 filesystem 都
18、有独立的 inode / block / superblock 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动作我们称为挂载。重点是:挂载点一定是目录,该目录为进入该文件系统的入口。因此并不是你有任何文件系统都能使用,必须要挂载到目录树的某个目录后,才能够使用该文件系统的。练习:观察/, /boot, /home 三个目录,由于 filesystem 最顶层的目录之 inode 一般为 2 号,因此可以发现 /, /boot, /home 为三个不同的 filesystemls lid / /boot /home222四、文件系统操作1、查看磁盘与目录的容量
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