磁盘组成与分区：
- 圆形碟片:主要记录数据部分
- 机械手臂：与在机械手臂上磁头（）可擦写碟片上数据
- 扇区：最小的物理存储单位，磁盘设计不同主要有512B和4KB两种格式
- 扇区组成的一个圆就是柱面，
- 早期分区以柱面为单位分区，现在主要以扇区分区为最小分区单位
- 磁盘分区表有两种格式：一种是MBR分区表，另一种是较新但是限制较少的GPT分区表
- MBR分区表：第一个扇区最重要，里面主要有：主引导记录（446B）和分区表（64B）
- GPT分区表除了分区容量扩充较多，支持硬盘容量也超过2TB
物理磁盘文件名
物理磁盘文件名模拟为/dev/ad[a~p]格式，当使用到软件磁盘阵列时候就需要dev/md[0-128]
的磁盘文件名，使用LVM时，文件名为dev/VGNAME/lVNAME
- dev/sd[a-p][1-128]:物理磁盘文件名
- dev/vd[a-d][1-128]：虚拟磁盘文件名
文件系统特性
磁盘分区后进行格式化才可以进行使用，为啥需要格式化，因为每种操作系统文件属性/权限不相同，为了存放这些数据，所以我们要进行分区格式化，才可以使用操作系统能够利用的文件系统格式。
Linux下默认的文件系统格式是ext2
文件系统和分区
传统文件系统和分区应用，一个分区只能被格式化为一个文件系统，所以我们说一个文件系统就是一个硬盘分区，现在技术发展，我们可以把一个分区格式化为多个文件系统，也可以吧多个分区合并为一个文件系统，所以，现在一般是一个可以被挂载的数据为一个文件系统，而非是一个分区。
文件系统的运行
新的操作系统除了文件实际内容还有很多属性，linux下文件权限和文件属性分在不同区块，每个区块和indoe都由编号
- inode：记录文件属性，一个文件占用一个indoe，同时记录此文件的数据所在区块
- 数据区块：实际记录文件内容，文件太大时候会使用多个区块
- 超级区块：记录文件系统整体信息，包括indoe与数据区块总量、使用量、剩余量、以及文件系统格式和相关信息等
索引文件系统：
indoe下有文件数据放置区块号码，找到indoe就可以找到数据文件区块号码，第一格读取的是4号他就会读取所有数据区块，速度快，简洁
FAT文件系统
工作原理：
FAT文件系统需要依次将区块进行读取，首先会读取第一个区块，然后才会知道下一个区块在哪里，假设文件数据写入过于分散，磁头无法在转一圈就读取这个文件所有区块，通常会转很多圈，于是就有了碎片整理。
碎片整理：
原因：文件写入区块太过离散，读取文件性能将会变得很差所致，这个时候就需要通过碎片整理将同一个文件所属的区块集合在一起，这样数据的读取就会变得更容易。
ext2是索引式文件，所以很少需要进行碎片整理，长时间使用删除移动，编辑文件数据会变得过于离散，就可以使用碎片整理来整理一下。
ext2系统
使用inode为基础的linux文件系统
文件系统一开始就将inode和数据区块规划好了，除非重新格式化，否则他们都不在进行变动
格式化时候为区分多个区块群组（block group），每个区块都由独立indoe、数据区块、超级区块系统
整体规划当中，文件最前面有一个启动扇区，这个启动扇区可以安装启动引导程序，可以使用不同启动引导程序安装到别的文件系统最前端，就不需要覆盖磁盘MBR，这样能够制作多重引导环境。
数据区块：
ext2文件系统支持的区块大小有1k、2k、4k，三种，在格式化区块大小就已经固定了，每个区块都有编号，方便inode记录。
- 区块大小数量在格式化完就不能修改
- 每个区块最多只能放置一个文件数据
- 文件大于区块大小，将会占用多个区块大小
- 文件小于区块大小，该区块剩余容量不能再使用
所以在进行文件格式化执勤啊，要想好文件系统预计使用情况，区块容量太大会浪费，太小会占用多个数据块，使用多个inode，造成文件访问速度下降
inode table
记录内容如下：
- 读写模式
- 文件拥有者和拥有组
- 文件大小
- 文件建立或状态改变时间
- 最近一簇读取时间
- 最近修改时间
- 定义文件特性标识
- 该文件内容指向每个inode大小为128b，exf4设置为256b
- 每个文件只有一个inode
- 文件系统能够监理文件数量与inode数量有关
- 系统读取文件时，先找到inode，再分析inode记录文件权限是否和用户匹配，不符合不能读取
inode结构：分为12个直接，一个间接，一个双间接，一个三间接
12个直接可以直接指向区块号码对照，间接就是拿一个区块来作为记录区块号码的记录区，文件变大时候，就会用到双间接，即拿出一个区块指向下一个记录数据的区块，实际数据在第二个区块之中，三间接同理
总额：直接+双间接+三间接
超级区块：
- 记录整个文件系统相关信息地方
- 记录信息数据区块和inode数量
- 已使用和未使用inode和数据区块数量
- 数据区块和inode的大小
- 文件系统挂载时间，最近一次写入时间，最近一次检验磁盘时间等文件系统相关信息
- 一个有效位数值，文件被挂载为0，文件未被挂载，有效位为1.
第一个区块群组会有超级区块，之后的区块群组可能会含有超级区块，但是作用是为第一个区块群组的超级区块做备份
文件系统说明：
描述每个区块群组开始与结束的区块，一级说明每个区段位于哪一个区块之间
区块对照表：
记录当前区块空间使用情况，存文件会先在对照表查看哪一个区块是空的，然后系统找到未使用区块处理文件，删除文件时候，对照表中对应该区块号码会被释放，设为【未被使用】
inode对照表：记录使用和未使用的inode号码
dumpe2fs：观察文件系统区段和超级区块信息（使用文件系统为ext4）
-b：列出保留为坏道部分。
-h：列出superblock数据，不会列出其他区段内容。
目录树：
Linux之下，每一个文件都会占用一个inode，根据文件内容分配使用多少区块
目录和文件在文件系统下由目录记录文件名，由一个个文件记录数据
目录：在Linux之下创建一个目录时，会分配一个inode和至少一个区块给该目录
- inode：记录目录属性和相关权限
- 区块：记录目录下文件名和这个文件名占用的inode号码数据
使用l了ll -i以列表形式查看inode号码（系统安装和磁盘分区不同inode号码就不同）
ll -d查看区块大小数
文件：
在linux之下的ext2建立一个一般文件时，ext2会分配yigeinode和相对与该文件大小的区块数量，当文件过大就会额外分出一个区块存放区块号码
目录树读取：
inode本身不记录文件名，文件名记录在目录区块当中，读取文件需要先经过目录的inode与区块，之后找到待读取文件inode号码，最终才会读取该文件区块数据
目录树在根目录之下读取，然后通过挂在信息找到挂载点inode号码，然后得到根目录inode内容，然后根据根据该inode读取根目录区块文件数据，再一层层向下读取文件名
文件系统大小宇硬盘读取性能
文件数据离散：文件系统规划很大，文件系统文件通常无法连续存在一起，填入式写入没有被使用的区块之中，当文件写入区域过于离散，就会发生文件数据离散问题。，同时文件系统太大时候，一个文件最前面或者最后面，就会造成读取性能下降，同时也会花费较多时间去查找
文件存取和日志文件系统功能
增加一个文件时候：
- 先确定用户或者想要增加文件的目录有没有w、x权限
- 查找inode对照表没有使用的inode号码，将新文件权限/属性写入
- 根据区块对照表找到又没有使用写入区块，更新inode区块指向数据
- 刚刚写入的inode区块数据和同步更新到inode对照表和区块对照表，并且更新超级区块内容
数据不一致：在写入文件时候因为某些原因导致系统中断，就回导致inode对照表和数据区块有写入数据，而元数据无法同步，即发生了元数据内容与实际数据存放不一致。
解决方法费时费力：借助超级区块中记录的有效位（是否有被挂载）与文件系统状态来检测一致性，当文件过大且数量过多时候就会导致判断时间过长，后来就有了日志式文件系统兴起
日志式文件系统
文件系统中划分一个区块，记录写入和修改文件时候步骤
- 系统写入一个文件时，会在日志文件中记录某个文件准备要写入信息
- 实际写入：写入文件数据和权限，更新metadate数据
- 完成数据和metadate更新，在日志记录区块中完成该文件记录
Linux文件系统的运行
异步处理模式：
系统加载一个文件到内存里面，没有被修改过，内存区段文件数据会被设置为【干净（clean）】，内存区段数据被修改之后就会设置为【脏的（Dirty）】，这时候所有操作都在内存中进行，并未把内存中数据写入硬盘，系统会时不时把内存中的数据和硬盘同步。sync可以进行同样操作
- 系统会将常用文件数据放置内存中缓冲区里面，加快文件系统读取速度。
- 物理内存最后会被用光，正常情况，可以提高系统效率
- 手动设置sync强制内存中数据写会到硬盘里面
- 正常关机时候关机命令自动调用sync将内存中数据写到硬盘
- 不正常关机因为数据没有写会到硬盘里面，磁盘检索耗费大量时间，可能还会导致文件系统损坏
挂载点意义
文件系统和目录树结合的操作被叫做【挂载】，挂载点：目录，这个目录就是进入文件系统入口。并不是所有文件系统都可以进行使用，挂载到某个目录树上目录之后才可以使用该文件系统
管理识别的文件系统：通过vfs内核功能去读取文件系统进行管理的，所以用户不需要知道硬盘上面文件系统是什么，他会主动帮我们做好读取的操作
XFS
日志式文件系统，xfs是用来开发用于高容量磁盘以及高性能文件系统之用
一个数据区，一个文件系统活动登录区，一个实时运行区
数据区 ：分为多个存储区群组放置文件系统所需要的数据，每个存储区群组都包含
整个文件系统的超级区块
剩余空间的管理机制
inode分配和追踪，inode和区块都是系统使用的时候动态配置产生的
区块容量可以在512B~64KB之间调整，在Linux之下，由于存储控制，所以区块最大大小为4KB ，inofe容量在256B~~2MB之间、
文件系统活动登录区：记录文件系统变化，文件变化会在这里记录下来，知道这个变化被写进了数据区后，这条记录才会被结束，当系统不正常关机，文件系统损坏时，系统就会检验这个登录区块，由于系统所有操作都会在这个区块做记录，所以这个磁盘活动频繁，可以指定外部磁盘作为XFS
文件系统简单操作：
磁盘和目录容量：
磁盘整体数据存放在超级区块之中，每个文件容量在inode中设置
df：列出文件系统整体磁盘使用量
特点：读取的数据针对一整个文件系统，所以读取的是超级区块信息，我们要特意根目录之下留意剩余容量，不能让它变成0.
选项参数
- -a：列出文件系统
- -k:以kb容量显示各个文件系统
- -m：以MB容量显示文件系统
- -T：硬盘分区文件系统名称
- -i：以indoe数量显示，不用磁盘容量
- -h：以人们较为方便方式阅读
du:查看文件系统的磁盘使用量
语法：du -【-ahskm】 文件或者目录名称
特点：会直接进入文件系统内查找所有文件数据，所以使用统计总量时命令会持续执行一段时间
选项参数：
-a：列出所有文件和目录容量
-h：以人们易读容量格式显示
-s：列出总量，不列出每个个别目录下占用容量
-S：不包括子目录下总计，所有文件大小列出
-k：以KB格式列出容量显示
-m：以MB格式列出容量显示
硬链接和符号链接：
一种是可以快速链接到目标文件（或目录），另一种是通过文件系统的inode链接产生新文件名，而不是产生新文件，这种方式叫硬链接
硬链接：
- 每个文件都会占用一个inode，文件内容有inode记录来指向
- 想要读取文件，必须经过目录记录文件名指向正确的inode号码才可以读取
硬链接就是在一个目录之下新建一条文件名链接都某inode号码的关联记录数据，实际并不会增加inode也不会消耗区块数量，硬链接好处就是安全，无论删除哪一个链接，最后inode实际都会存在
硬链接所用关联数据量很小，通常不会改变inode和磁盘空间大小，改变硬盘空间情况就是新增加数据将目录区块填满时，就会新增加一个区块来记录文件名关联性
硬链接限制：
- 不支持跨文件系统，硬链接只能在单一文件系统之下工作
- 不能链接目录：因为链接目录会将目录之下所有文件都建立硬链接，以后创建文件都会再次创建新的硬链接，工造成相当大的环境复杂度
符号链接
建立一个独立的文件，这个文件数据是用来指向它链接的文件的文件名，当原文件删除之后就无法找到源文件。因为寻找inode之后无法找到目标文件的inode和目标文件，删除源文件只是把链接的关联数据删除，源文件所在区块和inode没有变动
特点：
符号链接所建立的文件为一个新的文件，会占用新的inode和区块，同时符号链接和windows之下快捷方式含义是相等的
与硬链接比较
- 与硬链接相比，还是硬链接显得更加安全，因为哪怕硬链接其中某一个目录下关联数据删除，只要还剩下任何一个目录之下存在关联数据，文件就不会不见。
- 但是因为硬链接无法链接目录，使用起来比较受限
ln：建立链接
语法：ln 【-sf】 源文件 目标文件
选项参数：
-s：不加参数进行连接就是硬链接，加上-s建立的就是符号链接
-f：目标文件存在时候，主动将目标文件直接删除后再建立
/tmp下文件是用来缓存的，所以平常测试时候都会将文件放在这下面进行练习。
ln使用-s建立符号链接
ln使用-s参数就会创建和windows之下快捷方式同性质的符号链接，修改链接文件实际上就是修改的原始文件，不论原始文件在哪里，只要改变符号链接的文件，最后改变的就是源文件。
吾尝终日而思矣，不如须臾之所学也！