Linux制作之linux文件体系―inode及相干观点仓酷云

讨论什么版本好并无意义,关键是你是不是真心想学.不过,为了避免曲高和寡,最好选用的人多的版本。
一．inodesize界说
单元：Byte

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<br>inodetablesample

inodetable是dataarea的索引表。
Inode分为内存中的inode和文件体系中的inode，我们这里说的是文件体系中的inode。
1.linuxFS能够复杂分红inodetable与dataarea两部分。inodetable上有很多的inode,每一个inode分离纪录一个档案的属性与这个档案散布在哪些datablock上(也就是我们说的指针)。
inode两个功效：纪录档案属性和指针
2.inodetable中白色地区即inodesize，是128Byte，在liunx体系上经由过程命令我们能够看到，体系就是这么界说的。
Inodesize是指分派给一个inode来纪录文档属性的磁盘块的巨细。

1. dumpe2fs-h/dev/hda6|grepnodeInodesize:128

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3.dataares中紫色的地区blocksize，就是我们一样平常观点上的磁盘块。这块地区是我们用来寄存数据的中央。
4.另有一个逻辑上的观点：FS中每分派2048byte给dataarea,就分派一个inode。但一个inode就其实不必定就用失落2048byte,也不是说filesallocation的最小单元是2048byte,它仅仅是代表filesystem中inodetable/dataarea分派空间的比例是128/2048，也就是1/16。
mkfs.ext3-i2048这条命令中的-i参数就是我们所说的逻辑观点，它的巨细决意inodecount的巨细，redhat5默许-i最小为可设置为1024.
网上良多先容关于inode的文章，把inodesize的界说弄错了，他们把-i参数这个值或blocksize解读为inodesize以是良多文章使人隐晦。
5.inode参数是能够经由过程mkfs.ext3命令改动的：

1. mkfs.ext3-i2048-b8192-f1024/dev/sdb2

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-i2048变动inode为每2KB创立一个
-b8192设置blocksize的巨细为8kB
-f1024设置fragments的巨细为1KB

1. mkfs.ext3&ndash;N2939495/dev/sdb2

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&ndash;N2939495变动inodecount。
二．变动一个分区inode参数的完全操纵历程：
1.卸载硬盘分区：

1. [root@localhost~]#umount/dev/hda7

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2.调剂inode参数

1. [root@localhost~]#mkfs.ext3-i1024-b8192/dev/hda7mke2fs1.39(29-May-2006)Filesystemlabel=OStype:LinuxBlocksize=4096(log=2)Fragmentsize=4096(log=2)2048256inodes,512064blocks25603blocks(5.00%)reservedforthesuperuserFirstdatablock=0Maximumfilesystemblocks=52525056063blockgroups8240blockspergroup,8240fragmentspergroup32512inodespergroupSuperblockbackupsstoredonblocks:8240,24720,41200,57680,74160,206000,222480,403760Writinginodetables:doneCreatingjournal(8192blocks):doneWritingsuperblocksandfilesystemaccountinginformation:doneThisfilesystemwillbeautomaticallycheckedevery30mountsor180days,whichevercomesfirst.Usetune2fs-cor-itooverride.

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3.修正/etc/fstab
修正前

1. [root@localhost~]#vi/etc/fstabLABEL=//ext3defaults11LABEL=/boot/bootext3defaults12devpts/dev/ptsdevptsgid=5,mode=62000tmpfs/dev/shmtmpfsdefaults00LABEL=/opt/optext3defaults12proc/procprocdefaults00sysfs/syssysfsdefaults00LABEL=/usr/usrext3defaults12LABEL=/var/varext3defaults12LABEL=SWAP-hda8swapswapdefaults00~

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修正后：

1. [root@localhost~]#vi/etc/fstabLABEL=//ext3defaults11LABEL=/boot/bootext3defaults12devpts/dev/ptsdevptsgid=5,mode=62000tmpfs/dev/shmtmpfsdefaults00/dev/hda7/optext3defaults12proc/procprocdefaults00sysfs/syssysfsdefaults00LABEL=/usr/usrext3defaults12LABEL=/var/varext3defaults12LABEL=SWAP-hda8swapswapdefaults00

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4.挂载分区

1. mount-a

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5.完成后，参数-i最小值是1024，这个值的巨细决意inodecount的巨细，他们之间的对应干系是：

i=2048Inodecount:1025024
i=1024Inodecount:2048256

inodesize的值在这是没有变更的，这也能够证实我下面界说的inodesize。
让我们加倍明晰的这几个界说之间的干系。
Inodesize
Blocksize
Inodeconut

1. [root@localhost~]#dumpe2fs-h/dev/hda7dumpe2fs1.39(29-May-2006)Filesystemvolumename:<none>Lastmountedon:<notavailable>FilesystemUUID:440696ad-80e7-4810-8648-a9efda177ea9Filesystemmagicnumber:0xEF53Filesystemrevision#:1(dynamic)Filesystemfeatures:has_journalresize_inodedir_indexfiletypeneeds_recoverysparse_superDefaultmountoptions:(none)Filesystemstate:cleanErrorsbehavior:ContinueFilesystemOStype:LinuxInodecount:2048256Blockcount:1024128Reservedblockcount:51206Freeblocks:873767Freeinodes:2048245Firstblock:0Blocksize:2048Fragmentsize:2048ReservedGDTblocks:512Blockspergroup:8176Fragmentspergroup:8176Inodespergroup:16256Inodeblockspergroup:1016Filesystemcreated:FriJul1118:10:332008Lastmounttime:FriJul1118:11:022008Lastwritetime:FriJul1118:11:022008Mountcount:1Maximummountcount:34Lastchecked:FriJul1118:10:332008Checkinterval:15552000(6months)Nextcheckafter:WedJan718:10:332009Reservedblocksuid:0(userroot)Reservedblocksgid:0(grouproot)Firstinode:11Inodesize:128Journalinode:8Defaultdirectoryhash:teaDirectoryHashSeed:ad1b7c40-6978-49e9-82f6-2331c5cac122Journalbackup:inodeblocksJournalsize:32M

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因为工夫干系：关于mkfs.ext3-i2048-b8192-f1024/dev/sdb2中这个-i参数的界说，我是依据对应干系揣度，给了它只是个逻辑观点的界说。
接待年夜虾们有更无力的论据来注释一下，或颠覆我的概念。
三．读取一个树状目次下的文件/etc/crontab的流程
1.操纵体系依据根目次(/)的相干材料可获得/etc这个目次地点的inode，并前去读取/etc这个目次的一切相干属性；
2.依据/etc的inode的材料，能够获得/etc这个目次底下一切文件的干系数据是安排在哪个Block傍边，并前去该block读取文件的干系性容；
3.由上个步骤的Block傍边，能够晓得crontab这个文件的inode地点地，并前去该inode；
4.由上个步骤的inode傍边，能够获得crontab这个文件的一切属性，而且可前去由inode所指向的Block地区，顺遂的获得crontab的文件内容

四.硬链接
HardLink只是在某个目次下新增一个该档案的干系数据罢了！
1.举个例子来讲，我的/home/vbird/crontab为一个hardlink的档案，他保持到/etc/crontab这个档案，也就是说，实在/home/vbird/crontab与/etc/crontab是统一个档案，只是有两个目次(/etc与/home/vbird)纪录了crontab这个档案的干系数据而已！也就是说，我由/etc的Block所纪录的干系数据可晓得crontab的inode安排在A处，而由/home/vbird这个目次下的干系数据,contab一样也指到A处的inode！以是，crontab这个档案的inode与block都没有改动，有的只是有两个目次纪录了干系数据.
2.利用hardlink设定保持文件时，磁盘的空间与inode的数量都不会改动！由下面的申明来看，我们能够晓得，hardlink只是在某个目次下的block多写进一个干系数据，以是固然不会用失落inode与磁盘空间。
3.当我们修正个中一个文件的内容时，互为硬链接的文件的内容也会随着变更。假如我们删除互为硬链接干系的某个文件时，别的的文件其实不受影响.
4.因为hardlink是在统一个partition下面举行数据干系的创建，以是hardlink是无限制的：
a.不克不及跨Filesystem.
b.不克不及link目次。

五．软链接
1.软链接也叫标记链接，他和硬链接有所分歧，软链接文件只是其源文件的一个标志。当我们删除源文件后，链接文件不克不及自力存在，固然仍保存文件名，
但我们却不克不及检察软链接文件的内容了.
2.SymbolicLink与Windows的快速体例能够给他划上等号，由Symboliclink所创建的档案为一个自力的新的档案，以是会占用失落inode与block
3.以是可用利用软链接办理某个分区inodeconut不敷的成绩(软链接到另外一个inodecount充足多的分区)
本文来自：http://it.dianping.com/inode-related-conceptions-in-linux-file-system.htm

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Linux只是个内核!这点很重要，你必须理解这一点。只有一个内核是不能构成一个操作系统的。