inode

磁盘级别概念 这里讲的主要是网上所谓的老式磁盘，它是由一个个盘片组成的，我们先从个盘片结构讲起。如图1所示，图中的一圈圈灰色同心圆为一条条磁道，从圆心向外画直线，可以将磁道划分为若干个弧段，每个磁道上一个弧段被称之为一个扇区（图践绿色部分）。扇区是磁盘的最小组成单元，通常是512字节。 图2展示了由一个个盘片组成的磁盘立体结构，一个盘片上下两面都是可读写的，图中蓝色部分叫柱面（cylinder）。 简简单介绍了磁盘结构后，下面我们将对磁盘的参数进行讲解。磁盘的常见参数如下： 磁头（head） 磁道（track） 柱面（cylinder） 扇区（sector） 圆盘（platter） 图2中磁盘是一个 3个圆盘6个磁头，7个柱面（每个盘片7个磁道） 的磁盘，图2中每条磁道有12个扇区，所以此磁盘的容量为6*7*12*512字节。 即： 存储容量 ＝ 磁头数 × 磁道(柱面)数 × 每道扇区数 × 每扇区字节数 下面讲一下现代磁盘，在老式磁盘中，尽管磁道周长不同，但每个磁道上的扇区数是相等的，越往圆心扇区弧段越短，但其存储密度越高。不过这种方式显然比较浪费空间，因此现代磁盘则改为等密度结构，这意味着外围磁道上的扇区数量要大于内圈的磁道，寻址方式也改为以扇区为单位的线性寻址。为了兼容老式的3D寻址方式，现代磁盘控制器中都有一个地址翻译器将 3D 寻址参数翻译为线性参数。 扇区

Linux的终端上，没有windows的搜索那样好用的图形界面工具，但find命令确是很强大的。 比如按名字查找一个文件，可以用 find / -name targetfilename 。 唉，如果只知道名字，不知道地点，这样也不失为一个野蛮有效的方法。 按时间查找也有参数 -atime 访问时间 -ctime 改变状态的时间 -mtime修改的时间。但要注意，这里的时间是以24小时为单位的。 查看man手册后使用，你会很迷惑： -mtime n： Files data was last modified n*24 hours ago. 字面上的理解是最后一次修改发生在n个24小时以前的文件，但实际上 find ./ -mtime 0：返回最近24小时内修改过的文件。 find ./ -mtime 1 ： 返回的是前48~24小时修改过的文件。而不是48小时以内修改过的文件。 那怎么返回10天内修改过的文件？find还可以支持表达式关系运算，所以可以把最近几天的数据一天天的加起来： find ./ -mtime 0 -o -mtime 1 -o -mtime 2 ……虽然比较土，但也算是个方法了。 还有没有更好的方法，我也想知道。 另外， -mmin参数-cmin / - amin也是类似的。 Find应用实例 查找最近30分钟修改的当前目录下的.php文件 find .

一、inode是什么？ 理解inode，要从文件储存说起。 文件存储在硬盘上，硬盘的最小存储单位叫做“扇区”（Sector）。每个扇区储存512字节（相当于0.5KB）。 操作系统读取硬盘的时候，不会一个个扇区的读取，这样效率太低，而是一次性连续读取多个扇区，即一次性读取一个“块”（block）。这种由多个扇区组成的“块”，是文件存取的最小单位。“块”的大小，最常见的是4KB，即连续八个sector组成一个block。 文件数据都储存在“块”中，那么很显然，我们还必须找到一个地方储存文件的“元信息”，比如文件的创建者、文件的创建日期、文件的大小等等。这种储存文件元信息的区域就叫做 inode ，中文译名为” 索引节点 “。 每一个文件都有对应的inode ，里面包含了与该文件有关的一些信息。 二、inode的内容 inode包含文件的元信息，具体来说有以下内容： Size 文件的字节数 Uid 文件拥有者的User ID Gid 文件的Group ID Access 文件的读、写、执行权限 文件的时间戳，共有三个： Change 指inode上一次变动的时间 Modify 指文件内容上一次变动的时间 Access 指文件上一次打开的时间 Links 链接数，即有多少文件名指向这个inode Inode 文件数据block的位置 Blocks 块数 IO Blocks 块大小

文件与文件系统 一、文件 1.1 文本文件txt 1.2 音频文件wav 1.3 图像文件bmp 二、文件系统 2.1 目录文件 2.2 平面文件系统 2.3 分层文件系统 三、参考资料 一、文件 同一类型数据的集合组成一个文件，比如文本文件、音频文件、图片文件，对于文件需要一定的排列格式，方便不同的用户按照统一的格式可以正确读写文件，这种格式叫“文件格式”。当然文件格式可以用户自定义，但是为了方便文件的可读取性，最好用现成标准，比如txt、MP3、JPEG等。 1.1 文本文件txt 文本文件的字符内容，实际存储在计算机中以0和1进行存储的，那么字符时如何转化成0和1的呢？ 首先，目前针对不同的字符有不同的编码标准，例如ASCII、GB2312标准、Unicode 字符集和编码， 计算机中存储的字符实际上就是字符在编码标准中的字符编码 。 计算机如何在屏幕上进行显示？ 字模 ：每个字符的图形文件，实质上就是一个个像素点数据。 字库 ：多个字模数据组成的文件称为字库。 计算机显示字符时，根据字符编码与字模数据的映射关系找到对应的字模数据，液晶屏根据字模数据显示该字符 。 1.2 音频文件wav 对于音频文件，后缀.wav，主要有两部分组成： 元数据和音频数据 。 元数据存在文件的开头，在实际数据前面，因此也叫文件头（Header）。元数据中包含码率（bit rate）

一、远程连接排错 1.查看道路是否通畅 ip地址是什么：就是我们要找的服务器在哪里 公网IP地址：全世界的任何地方都能访问到 私网IP地址：也指内网，私有环境，只在当前环境中。比如：192.168.0.？？？ 或者 10.0.0.？？？ 端口：用于连接不同的服务，常见端口SSHD-22（工作中必须要改，否则全世界的人都会连你） 桥接的三种模式： NAT（皇帝-宰相-贫民）、桥接（皇帝-贫民）、仅主机模式（皇帝-贫民（无法连接外网）） 如果连不上我们要查看什么？ 路不通的原因 1、网卡是否运行且IP是否正确(主机IP是否和远程连接用的IP一样) ifconfig eth0 2、DNS是否配置 cat /etc/sysconfig/network-scripts/ifcfg-eth0 查看网卡的配置是否配置DNS cat /etc/resolv.conf 查看DNS中是否配置DNS 网卡的配置是优先于DNS中的 3、软件连接的配置 检查vm软件是否设置正确： #1）.vmware服务是否允许 win+r services.msc #2）.vmware网络配置---编辑---虚拟网络编辑器 子网IP是否设置为10.0.0.0 4、计算机中的网络连接 VMware Network Adapter VMnet8配置的ip（静态，不要更改）和共享（不能打钩） 空格和tab键 ping

基本概念 首先讲下inode和块的基本概念。在Linux系统中， 文件由 元数据 和 数据块 组成。数据块就是多个连续性的扇区（sector），扇区是文件存储的最小单位（每个512字节）。块（block）的大小，最常见的是4KB，也就是连续8个sector组成， 存储文件数据和目录数据 。而元数据用来记录文件的创建者、创建日期、大小等，这种 存储文件元数据 信息的区域叫做inode，即索引节点。 由于 inode也是用来存储文件相关属性信息的，所以也会消耗硬盘空间。 具体包含的信息有inode号，文件的字节数、User ID、Group ID、读、写、执行权限、时间戳（共有三个：ctime指inode上一次变动的时间，mtime指文件内容上一次变动的时间，atime指文件上一次打开的时间）、链接数（软硬链接）、数据block的位置， 注意没有文件名。 在硬盘格式化的时候，操作系统就会将硬盘分为两个区，即数据区和inode区。每个inode节点的大小一般为128B或者256B，inode的总数在格式化文件系统的时候就已经确定。 另外还有几个概念了解一下： inode Bitmap ：即inode位图，用二进制的方式记录了inode的使用情况， 比如inode是否空闲等。 Block Bitmap ：即块位图，同Inode Bitmap，用二进制方式记录了块的使用情况

前言 文件系统是在内核中实现，能够对存储在磁盘上的二进制数据进行有效的层次化管理的一种软件。而用户程序为了实现在磁盘上使用或者创建文件，向内核发起系统调用(实际由文件系统向内核发起的系统调用)并转换为对应磁盘设备的电气信号的请求(数据存储在硬盘上,用户的”0,1”代码信号数据转换成磁盘能识别的存储机制)。 MBR：主引导记录 分区信息放在主引导记录中，为了让操作系统能识别分区 MBR(512bytes): 1，bootloader(引导加载器)：446bytes 2，fat(文件系统分配表)：64bytes(16bytes一个分区，共4个分区) 3，5A(MBR有效性标记)：2bytes 注：3个主分区，1扩展分区：引用额外的分区表–划分为逻辑分区 文件系统 特性 : 文件系统通常将权限和属性放置于inode中,实际数据则放到data block中,还有一个超级块会记录整个文件系统的整体信息,包括inode和block的总量,使用量和剩余量 super block：记录此文件系统的整体信息,inode和block的总量,使用量和剩余量和文件系统的格式和相关信息 inode：记录文件的属性,一个文件占用一个inode,同时记录此文件数据所在的block号码 block：实际记录文件内容,文件过大时,会占用多个block 基本功能是按文件名称实现存取

与 Ext3 兼容。 执行若干条命令，就能从 Ext3 在线迁移到 Ext4，而无须重新格式化磁盘或重新安装系统。原有 Ext3 数据结构照样保留，Ext4 作用于新数据，当然，整个文件系统因此也就获得了 Ext4 所支持的更大容量。 更大的文件系统和更大的文件。 较之 Ext3 目前所支持的最大 16TB 文件系统和最大 2TB 文件，Ext4 分别支持 1EB（1,048,576TB， 1EB=1024PB， 1PB=1024TB）的文件系统，以及 16TB 的文件。 无限数量的子目录。 Ext3 目前只支持 32,000 个子目录，而 Ext4 支持无限数量的子目录。 Extents。 Ext3 采用间接块映射，当操作大文件时，效率极其低下。比如一个 100MB 大小的文件，在 Ext3 中要建立 25,600 个数据块（每个数据块大小为 4KB）的映射表。而 Ext4 引入了现代文件系统中流行的 extents 概念，每个 extent 为一组连续的数据块，上述文件则表示为“该文件数据保存在接下来的 25,600 个数据块中”，提高了不少效率。 多块分配。 当 写入数据到 Ext3 文件系统中时，Ext3 的数据块分配器每次只能分配一个 4KB 的块，写一个 100MB 文件就要调用 25,600 次数据块分配器，而 Ext4 的多块分配器“multiblock

Linux中的软链接和硬链接——Linux中的文件共享 索引结点 硬链接和软连接 基于索引结点共享：硬链接（hard link） 基于基于文件路径共享:符号链接（symbolic link）&软连接（junction link or soft link） 比较 资料出处 硬链接（Hard Link）和软链接也称为符号链接（Symbolic Link）的目的是为了解决文件的共享使用问题。要阐明其原理，必须先理解Linux的文件存储方式。 索引结点 Linux是一个UNIX类操作系统，所有类型的UNIX文件都是由操作系统通过索引节点来管理的。 索引节点是一个控制结构，包含操作系统所需的关于某个文件的关键信息。多个文件名能与一个索引节点相关联，但一个活跃的索引节点只能与一个文件相关联，且每个文件只能由一个索引节点来控制。文件的属性、访问权限和其他控制信息都保存在索引节点中。此处以Linux中ext2的索引结点示例。 Ext2文件系统的每一个文件和目录都对应一个索引结点，每一个数据块组中的索引结点都保存在索引结点表中。 ext2的索引结点的一些主要字段: Mode:包含次索引结点描述的是什么（比如描述文件、目录、符号链接、块设备、字符设备以及FIFO结构等）以及用户拥有的权限 Owner information:文件或目录所有者的用户和组标识符，这使得文件系统可以正确地授权某种存取操作

文件名 -> inode -> device block 转自： http://www.ruanyifeng.com/blog/2011/12/inode.html http://blog.s135.com/post/295/ http://hi.baidu.com/leejun_2005/blog/item/d9aa13a53b3af6e99152ee7e.html 一、inode是什么？ 理解inode，要从文件储存说起。 文件储存在硬盘上，硬盘的最小存储单位叫做"扇区"（Sector）。每个扇区储存512字节（相当于0.5KB）。 操作系统读取硬盘的时候，不会一个个扇区地读取，这样效率太低，而是一次性连续读取多个扇区，即一次性读取一个"块"（block）。这种由多个扇区组成的"块"，是文件存取的最小单位。"块"的大小，最常见的是4KB，即连续八个 sector组成一个 block。 文件数据都储存在"块"中，那么很显然，我们还必须找到一个地方储存文件的元信息，比如文件的创建者、文件的创建日期、文件的大小等等。这种储存文件元信息的区域就叫做inode，中文译名为"索引节点"。 二、inode的内容 inode包含文件的元信息，具体来说有以下内容： 　　* 文件的字节数 　　* 文件拥有者的User ID 　　* 文件的Group ID 　　* 文件的读、写、执行权限 　　*