linux文件系统—inode及相关概念

linux文件系统—inode及相关概念  

2011-03-09 17:25:15|  分类： rh131笔记 |  标签： |字号大中小 

Documentation Home  >  >  > UFS 文件系统的柱面组结构

一．inode size 定义
单位：Byte

 

inode table sample

inode table是data area的索引表。

Inode分为内存中的inode和文件系统中的inode，我们这里说的是文件系统中的inode。

1. linux FS 可以简单分成 inode table与data area两部份。inode table上有许多的inode, 每个inode分别记录一个档案的属性与这个档案分布在哪些datablock上(也就是我们说的指针)。
inode两个功能：记录档案属性和指针

2. inode table中红色区域即inode size，是128Byte，在liunx系统上通过命令我们可以看到，系统就是这么定义的。
Inode size是指分配给一个inode来记录文档属性的磁盘块的大小。
dumpe2fs -h /dev/hda6 | grep node
Inode size:128

3. data ares中紫色的区域block size，就是我们一般概念上的磁盘块。这块区域是我们用来存放数据的地方。

4. 还有一个逻辑上的概念：FS中每分配2048 byte给data area, 就分配一个inode。但一个inode就并不一定就用掉2048 byte, 也不是说files allocation的最小单位是2048 byte, 它仅仅是代表filesystem中inode table/data area分配空间的比例是128/2048，也就是1/16。

mkfs.ext3 -i 2048 这条命令中的-i参数就是我们所说的逻辑概念，它的大小决定inode count的大小，redhat5默认-i最小为可设置为1024.

网上很多介绍关于inode的文章，把inode size的定义搞错了，他们把-i参数这个值或block size解读为inode size 所以很多文章令人费解。

5. inode参数是可以通过mkfs.ext3命令改变的：
mkfs.ext3 -i 2048 -b 8192 -f 1024 /dev/sdb2

-i 2048更改inode为每2KB创建一个
-b 8192设置block size的大小为8kB
-f 1024设置fragments的大小为1KB 

 

Fragment size 系统块的大小

mkfs.ext3 –N 2939495 /dev/sdb2

–N 2939495更改inode count。

二．更改一个分区inode参数的完整操作过程：

1. 卸载硬盘分区：
[root@localhost ~]# umount /dev/hda7

2. 调整inode参数
[root@localhost ~]# mkfs.ext3 -i 1024 -b 8192 /dev/hda7

mke2fs 1.39 (29-May-2006)
Filesystem label=
OS type: Linux
Block size=4096 (log=2)
Fragment size=4096 (log=2)
2048256 inodes, 512064 blocks
25603 blocks (5.00%) reserved for the super user
First data block=0
Maximum filesystem blocks=525250560
63 block groups
8240 blocks per group, 8240 fragments per group
32512 inodes per group
Superblock backups stored on blocks: 
        8240, 24720, 41200, 57680, 74160, 206000, 222480, 403760

Writing inode tables: done                            
Creating journal (8192 blocks): done
Writing superblocks and filesystem accounting information: done

This filesystem will be automatically checked every 30 mounts or
180 days, whichever comes first. Use tune2fs -c or -i to override.

3.修改/etc/fstab
修改前
[root@localhost ~]# vi /etc/fstab

LABEL=/       /              ext3    defaults 1 1
LABEL=/boot /boot        ext3    defaults 1 2
devpts         /dev/pts   devpts gid=5,mode=620 0 0
tmpfs          /dev/shm   tmpfs   defaults 0 0
LABEL=/opt /opt          ext3    defaults          1 2
proc           /proc         proc    defaults          0 0
sysfs          /sys          sysfs   defaults          0 0
LABEL=/usr /usr          ext3    defaults          1 2
LABEL=/var /var          ext3    defaults          1 2
LABEL=SWAP-hda8   swap   swap    defaults        0 0
~

修改后：
[root@localhost ~]# vi /etc/fstab  

LABEL=/      /       ext3    defaults    1 1
LABEL=/boot /boot ext3    defaults   1 2
devpts   /dev/pts devpts gid=5,mode=620 0 0
tmpfs   /dev/shm tmpfs   defaults    0 0
/dev/hda7 /opt   ext3    defaults   1 2
proc /proc proc    defaults   0 0
sysfs /sys   sysfs   defaults 0 0
LABEL=/usr   /usr    ext3    defaults 1 2
LABEL=/var /var     ext3    defaults 1 2
LABEL=SWAP-hda8 swap swap   defaults 0 0

4.挂载分区
mount -a

5.完成后，参数-i 最小值是1024，这个值的大小决定inode count的大小，他们之间的对应关系是：

i=2048 Inode count:1025024
i=1024 Inode count:2048256

inode size的值在这是没有变化的，这也可以证明我上面定义的inode size。
让我们更加清晰的这几个定义之间的关系。
Inode size
Block size
Inode conut
[root@localhost ~]# dumpe2fs -h /dev/hda7
dumpe2fs 1.39 (29-May-2006)
Filesystem volume name:  
Last mounted on:         
Filesystem UUID:          440696ad-80e7-4810-8648-a9efda177ea9
Filesystem magic number: 0xEF53
Filesystem revision #:    1 (dynamic)
Filesystem features:      has_journal resize_inode dir_index filetype needs_recovery sparse_super
Default mount options:    (none)
Filesystem state:         clean
Errors behavior:          Continue
Filesystem OS type:       Linux
Inode count:              2048256
Block count:              1024128
Reserved block count:     51206
Free blocks:              873767
Free inodes:              2048245
First block:              0
Block size:               2048
Fragment size:            2048
Reserved GDT blocks:      512
Blocks per group:         8176
Fragments per group:      8176
Inodes per group:         16256
Inode blocks per group:   1016
Filesystem created:       Fri Jul 11 18:10:33 2008
Last mount time:          Fri Jul 11 18:11:02 2008
Last write time:          Fri Jul 11 18:11:02 2008
Mount count:              1
Maximum mount count:      34
Last checked:             Fri Jul 11 18:10:33 2008
Check interval:           15552000 (6 months)
Next check after:         Wed Jan 7 18:10:33 2009
Reserved blocks uid:      0 (user root)
Reserved blocks gid:      0 (group root)
First inode:              11
Inode size:               128
Journal inode:            8
Default directory hash:   tea
Directory Hash Seed:      ad1b7c40-6978-49e9-82f6-2331c5cac122
Journal backup:           inode blocks
Journal size:             32M

由于时间关系：关于mkfs.ext3 -i 2048 -b 8192 -f 1024 /dev/sdb2中这个-i参数的定义，我是根据对应关系推断，给了它只是个逻辑概念的定义。

欢迎大虾们有更有力的论据来解释一下，或推翻我的观点。

三．读取一个树状目录下的文件/etc/crontab 的流程

1.操作系统根据根目录( / )的相关资料可取得 /etc 这个目录所在的 inode ，并前往读取 /etc 这个目录的所有相关属性；

2.根据 /etc 的 inode 的资料，可以取得 /etc 这个目录底下所有文件的关连数据是放置在哪一个 Block 当中，并前往该 block 读取文件的关连性容；

3.由上个步骤的 Block 当中，可以知道 crontab 这个文件的 inode 所在地，并前往该 inode ；

4.由上个步骤的 inode 当中，可以取得 crontab 这个文件的所有属性，并且可前往由 inode 所指向的 Block 区域，顺利的取得 crontab 的文件内容

四.硬链接
Hard Link 只是在某个目录下新增一个该档案的关连数据而已！

1.举个例子来说，我的 /home/vbird/crontab 为一个 hard link 的档案，他连结到 /etc/crontab 这个档案，也就是说，其实 /home/vbird/crontab 与 /etc/crontab 是同一个档案，只是有两个目录( /etc 与 /home/vbird )记录了 crontab 这个档案的关连数据罢了！也就是说，我由 /etc 的 Block 所记录的关连数据可知道 crontab 的 inode 放置在 A 处，而由 /home/vbird 这个目录下的关连数据,contab 同样也指到 A 处的 inode ！所以， crontab 这个档案的 inode 与 block 都没有改变，有的只是有两个目录记录了关连数据.

2.使用 hard link 设定连结文件时，磁盘的空间与 inode 的数目都不会改变！由上面的说明来看，我们可以知道， hard link 只是在某个目录下的 block 多写入一个关连数据，所以当然不会用掉 inode 与磁盘空间。

3.当我们修改其中一个文件的内容时，互为硬链接的文件的内容也会跟着变化。如果我们删除互为硬链接关系的某个文件时，其它的文件并不受影响.

4.由于 hard link 是在同一个 partition 上面进行数据关连的建立，所以 hard link 是有限制的：
a. 不能跨 Filesystem.
b. 不能 link 目录。

五．软链接

1.软链接也叫符号链接，他和硬链接有所不同，软链接文件只是其源文件的一个标记。当我们删除了源文件后，链接文件不能独立存在，虽然仍保留文件名，
但我们却不能查看软链接文件的内容了.

2.Symbolic Link 与 Windows 的快捷方式可以给他划上等号，由 Symbolic link 所建立的档案为一个独立的新的档案，所以会占用掉 inode 与 block

3.所以可用使用软链接解决某个分区inode conut不足的问题(软链接到另一个inode count足够多的分区)

tune2fs -l

• 档案系统 volume 名称 (Filesystem volume name) - 即是，用作简述该档案系统的用途或其储存数据。现时  都会用 USB 手指/IEEE1394 硬盘等可移除储存装置的档案系统标签作为其挂载目录的名称，方便使用者识别。而个别  如、 和  等亦在  取代传统装置档案名称 (即 /dev/sda1 和 /dev/hdc5 等) 的，避免偶然因为 BIOS 设定或插入次序的改变而引起的混乱。可以使用。
• 上一次挂载于 (Last mounted on)' - 上一次挂载档案系统的挂载点路径，此栏一般为空，很少使用。可以使用命令 tune2fs -M 设定。
• 档案系统 UUID (Filesystem UUID) - 一个一般由乱数产生的识别码，可以用来识别档案系统。个别 如 ] 等亦在  取代传统装置档案名称 (即 /dev/sda1 和 /dev/hdc5 等) 的，避免偶然因为 BIOS 设定或插入次序的改变而引起的混乱。可以使用。
• (Filesystem magic number) - 用来识别此档案系统为 Ext2/Ext3/Ext3 的签名，位置在档案系统的 0x0438 - 0x0439 (Superblock 的 0x38-0x39)，现时必定是 0xEF53。
• 档案系统版本编号 (Filesystem revision #) - 档案系统微版本编号，只可以在格式化时使用mke2fs -r 设定。现在只支援：
  • 0 - 原始格式，Linux 1.2 或以前只支援此格式
  • 1 (dymanic) - V2 格式支援动态 inode 大小 (现时一般都使用此版本)
• 档案系统功能 (Filesystem features) - 开启了的档案系统功能，可以使用合令 tune2fs -O 改变。现在可以有以下功能：
  • has_journal - 有日志 (journal)，亦代表此档案系统必为  或 
  • ext_attr - 支援 extended attribute
  • resize_inode - resize2fs 可以加大档案系统大小
  • dir_index - 支援目录索引，可以加快在大目录中搜索档案。
  • filetype - 目录项目为否记录档案类型
  • needs_recovery - e2fsck 检查 Ext3/Ext4 档案系统时用来，快速自动修复档案系统
  • extent - 支援 Ext4 extent 功能，可以加快档案系系效能和减少 external fragmentation
  • flex_bg
  • sparse_super - 只有少数 superblock 备份，而不是每个区块组都有 superblock 备份，节省空间。
  • large_file - 支援大于 2GiB 的档案
  • huge_file
  • uninit_bg
  • dir_nlink
  • extra_isize
• 档案系统旗号 (Filesystem flags) - signed_directory_hash
• 缺省挂载选项 (Default mount options) - 挂载此档案系统缺省会使用的选项
• 档案系统状态 (Filesystem state) - 可以为 clean (档案系统已成功地被卸载)、not-clean (表示档案系统挂载成读写模式后，仍未被卸载) 或 erroneous (档案系统被发现有问题)
• 错误处理方案 (Errors behavior) - 档案系统发生问题时的处理方案，可以为 continue (继续正常运作) 、remount-ro (重新挂载成只读模式) 或 panic (即时当掉系统)。可以。
• 作业系统类型 (Filesystem OS type) - 建立档案系统的作业系统，可以为 Linux/Hurd/MASIX/FreeBSD/Lites
• Inode 数目 (Inode count) - 档案系统的总 inode 数目，亦是整个档案系统所可能拥有档案数目的上限
• 区块数目 (Block count) - 档案系统的总区块数目
• 保留区块数目 (Reserved block count) - 保留给系统管理员工作之用的区块数目
• 未使用区块数目 (Free blocks) - 未使用区块数目
• 未使用 inode 数目 (Free inodes) - 未使用 inode 数目
• 第一个区块编数 (First block) - Superblock 或第一个区块组开始的区块编数。此值在 1 KiB 区块大小的档案系统为 1，大于1 KiB 区块大小的档案系统为 0。(Superblock/第一个区块组一般都在档案系统 0x0400 (1024) 开始)
• 区块大小 (Block size) - 区块大小，可以为 1024, 2048 或 4096 字节 (Compaq Alpha 系统可以使用 8192 字节的区块)
• Fragment（碎片；片断或不完整部分） 大小 (Fragment size) - 实际上 Ext2/Ext3/Ext4 未有支援 Fragment，所以此值一般和区块大小一样
• 保留 GDT 区块数目 (Reserved GDT blocks) - 保留作在线 (online) 改变档案系统大小的区块数目。若此值为 0，只可以先卸载才可脱机改变档案系统大小
• 区块/组 (Blocks per group) - 每个区块组的区块数目
• Fragments/组 (Fragments per group) - 每个区块组的 fragment 数目，亦用来计算每个区块组中 block bitmap 的大小
• Inodes/组 (Inodes per group) - 每个区块组的 inode 数目
• Inode 区块/组 (Inode blocks per group) - 每个区块组的 inode 区块数目
• (Flex block group size) - 16
• 档案系统建立时间 (Filesystem created) - 格式化此档案系统的时间
• 最后挂载时间 (Last mount time) - 上一次挂载此档案系统的时间
• 最后改动时间 (Last write time) - 上一次改变此档案系统内容的时间
• 挂载次数 (Mount count) - 距上一次作完整档案系统检查后档案系统被挂载的次数，让 fsck 决定是否应进行另一次完整档案系统检查
• 最大挂载次数 (Maximum mount count) - 档案系统进行另一次完整检查可以被挂载的次数，若挂载次数 (Mount count) 大于此值，fsck 会进行另一次完整档案系统检查
• 最后检查时间 (Last checked) - 上一次档案系统作完整检查的时间
• 检查间距 (Check interval) - 档案系统应该进行另一次完整检查的最大时间距
• 下次检查时间 (Next check after) - 下一次档案系统应该进行另一次完整检查的时间
• 保留区块使用者识别码 (Reserved blocks uid) - 0 (user root)
• 保留区块群组识别码 (Reserved blocks gid) - 0 (group root)
• 第一个 inode (First inode) - 第一个可以用作存放正常档案属性的 inode 编号，在原格式此值一定为 11， V2 格式亦可以改变此值
• Inode 大小 (Inode size) - Inode 大小，传统为 128 字节，新系统会使用 256 字节的 inode 令扩充功能更方便
• (Required extra isize) - 28
• (Desired extra isize) - 28
• 日志 inode (Journal inode) - 日志档案的 inode 编号
• 缺省目录 hash 算法 (Default directory hash) - half_md4
• 目录 hash 种子 (Directory Hash Seed) - 17e9c71d-5a16-47ad-b478-7c6bc3178f1d
• 日志备份 (Journal backup) - inode blocks
• 日志大小 (Journal size) - 日志档案的大小