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我的朋友

分类: LINUX

2010-11-08 11:46:41

我们在进行硬盘分割的时候,最小都是以磁柱为单位进行分割的。 Block是我们磁盘可以记录的最小单位,是由数个 sector 所组成的,所以他的大小通常为 n*512 bytes ,例如 4K

Block 是记录『档案内容数据』的地区
,而inode 则是记录『该档案的属性、及该档案放置在哪一个Block 之内』的信息!所以,每个档案都会占用到至少一个 inode 。而当我们 Linux 系统要找到这个档案时,他会先去搜寻 inode table 找到这个档案的属性及数据放置的地区,然后再到数据去找到数据存放的 Block 进而将数据取出利用。

这个 inode 数目在一开始就会被设定好,他的设定方式通常是利用 ( 硬盘大小 / 一个容量 )
,这个容量至少应该比 Block 要大一些较佳,例如刚刚的 Block 订为 4K ,那么 inode 可以订为 8K 左右。

一个 partition 格式化为一个 filesystem 之后,基本上,他一定会有 inode table 与 data area 两个区块,一个用来记录档案的信息与该档案放置的 block 区块,一个用来记录档案的内容

当 block 越小 ( 最小为 0.5K ) 、inodes 越多,可利用空间越多,但是大档案写入效率较差:适合档案数量多但是档案容量小的系统,例如 BBS 或者新闻群组 news 这方面的服务之系统;
当 block 越大 ( 最大可到 16 * 0.5K 以上 ) 、 inodes 数越少,大档案写入效率较佳,但浪费的空间较多:适合档案容量大的系统。

Hard Links:
当系统要读取某一个档案的时候,就会先去读 inode table ,然后再根据 inode 的信息到 block area 去将数据取出来利用!而 hard link 就是直接再建立一个 inode 连结到档案放置的 block 区块。也就是说,进行 hard link 的时候,实际上,你的档案内容不会改变,只是你在查询的时候,利用原来的 inode 与后来的 inode 均可被指定到该档案放置的地点,因此两个档案的内容会是一样的!所以读取任何一个 inode 的结果都是存取在同一个档案的内容就是了。不过,这样一来就有个问题啦,因为 inode 是会连结到 block 区域去的,而『目录』本身仅消耗 inode 而已,那么一来的话, hard link 不能 link 目录。 Hard link 有两个最大的限制:
  1. 不能跨 filesystem ,因为不同的 filesystem 有不同的 inode table 嘛!
  2. 不能 link 目录!
Soft Links:
再建立一个独立的档案,而这个档案会让数据读取指向他 link 的那个档案内容!由于只是利用档案来做为指向的动作,所以,当来源档被删除之后,symbolic link 的档案会『开不了』,会一直说『无法开启某档案!』

看样子,似乎 hard link 比较安全,因为即使某一个 inode 被杀掉了,只要有任何一个 inode 存在,那么该档案就不会不见!不过,不幸的是,由于 Hard Link 的限制太多了,包括无法做『目录』的 link ,所以在用途上面是比较受限的!反而是 Symbolic Link 的使用方向较广喔!


如果不加任何参数的话,那么就是 Hard Link 啰!如同上面的情况,增加了 hard link 之后,可以发现 link 那一栏属性增加了!而如果这个时候砍掉 passwd 会发生什么事情呢?呵呵! passwd-hard 的内容还是会跟原来 passwd 相同,但是 passwd-soft 就会找不到该档案啦!当你修改 Linux 下的 link 档案时,则更动的其实是『原始档』。
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给主人留下些什么吧!~~

chinaunix网友2010-11-08 15:21:51

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