第5章
文件系统基本管理
本章首先介绍磁盘分区和格式化的概念，以ext2文件系统为例分析文件系统的工作原理。接着以案例的形式介绍文件系统的管理——包括传统的MBR分区和GPT分区。最后简单介绍LVM的概念。
5.1 磁盘分区和格式化简介
5.1.1 磁盘分区的概念
磁盘必须经过分区，操作系统才能读取分区中的文件系统。目前在Linux系统下的磁盘分区主要有两种格式，分别是MBR分区与GPT分区。MBR分区的历史较为悠久，不足之处在于分区有2TB容量的限制，而当前的磁盘容量已经超过2TB，所以MBR分区就不适用了，GPT分区应运而生，GPT分区支持大容量分区。不过GPT分区并没有完全取代MBR分区。例如在虚拟机环境中，大部分磁盘的容量还是小于2TB的，因此MBR分区也还有存在的价值。
1. MBR磁盘分区
在MBR分区表中，第1个扇区最重要，包含以下两部分：
（1）主引导记录（MBR）446字节（Byte）。
（2）分区表（Partition Table）64字节（Byte）。
注意：扇区（Sector）是磁盘中最小的物理存储单位，目前主要有512B（字节）和4KB两种格式。
由于MBR分区表中仅有64字节用于分区表，因此默认分区表只能记录4项分区信息。这4项分区信息记录主分区（Primary）与扩展分区（Extend）。主分区被格式化后可以直接存取数据，但是扩展分区不能直接写入数据，仅相当于一个容器，必须从扩展分区中分出逻辑分区（logical），对逻辑分区格式化后才能存取数据。通常使用P代表主分区，使用E代表扩展分区，L代表逻辑分区，这三者之间的关系总结如下：
（1）主分区与扩展分区最多可以有4个，其中扩展分区最多只能有一个。分区的数量可用数学公式表示，即0<NP+NE≤4，且NE=0或者1。
（2）逻辑分区是在扩展分区上分出的分区。
（3）主分区和逻辑分区都可以被格式化后用作数据存取。扩展分区无法格式化。
（4）逻辑分区的数量依操作系统而不同。
2.?GPT磁盘分区
1）什么是GPT
GPT是全局唯一标识磁盘分区表，其全称是GUID Partition Table，是源自EFI标准的一种全新磁盘分区表标准结构，与普通的MBR分区相比，更加灵活，更加强大。
常见的磁盘扇区有512B和4KB两种容量。为了解决兼容性问题，通常使用逻辑区块地址（Logical Block Address，LBA）来处理扇区的定义。GPT将磁盘所有区块以LBA（默认为512B）来规划，第1个LBA称为LBA0。
与MBR只使用第1个512B区块记录分区信息不同，GPT使用了多个LBA区块记录分区信息。LBA2~LBA33实际记录分区表，每个LBA记录4项数据，所以一共可以记录32×4=128项以上的分区信息。因为每个LBA为512B，所以每条记录可占用512/4=128B，因为每条记录主要记录开始和结束两个扇区的位置，因此记录的扇区位置最多可达64位（bit），若每个扇区容量是512B，则单个分区的最大容量是8ZB（1ZB=230TB）。另外，分区区域结束后就是分区表备份，分区表备份是对分区表32个扇区的完整备份。
值得一提的是，每个GPT分区都属于主分区，可以直接进行格式化。
2）GPT分区的优点
（1）分区数量无限制，但是受到Windows系统的限制，最多只允许创建128个分区。一般够用了。
（2）分区容量支持超过2TB的硬盘。GPT采用64位的整数表示扇区号，支持的容量非常大，而传统的MBR最高支持到2TB。
（3）分区表有容灾功能，如果分区表坏了，系统则将自动读取分区表备份保证正常识别分区。
3）什么时候使用GPT分区
（1）如果硬盘容量大于2TB，则无论是数据盘还是系统盘，直接选用GPT分区。
（2）若新买的计算机主板是集成UEFI BIOS，GPT分区和UEFI是一对好搭档，建议直接选用GPT分区。
5.1.2 格式化的概念
磁盘经过分区后，下一个步骤就是要对磁盘分区进行格式化。格式化是指根据用户选定的文件系统类型（如ext4或xsf），在磁盘的特定区域写入特定数据，在分区中划出一片用于文件管理的磁盘空间，也就是说，将inode和block规划好。格式化的目的就是为了写入文件系统，但是需要注意，格式化操作会导致现有分区中的所有数据被清除，因此要慎重。
格式化的命令为mkfs，在后面章节将详细介绍该命令。
5.1.3 Linux的ext2文件系统简介①
ext2是Linux早期比较流行的文件系统，很多文件系统的设计源自它。只要掌握了ext2文件系统，其他文件系统大同小异。
在ext2文件系统中，需要了解以下几个概念。
（1）block：即区块，实际记录文件的内容，如果文件比较大，则会占用多个block。
（2）inode：即索引节点，记录文件的属性。一个文件占用一个inode，并记录此文件数据所在的block号码。
（3）Super Block：又叫超级区块，记录文件系统的整体信息，包括inode/block的总量、已经使用的量、剩余的量，以及文件系统的格式和一些相关信息。
1.?ext2文件系统布局
ext2文件系统的布局如图5-1所示。
图5-1?ext2文件系统示意图
1）Boot Block（引导块）
每个硬盘分区的开头1024字节，即0Byte到1023Byte是分区的启动扇区。存放由ROM BIOS自动读入的引导程序和数据，但这只对引导设备有效，而对于非引导设备，该引导块不含代码。这个块与ext2没有任何关系。如果这个块损坏，则整个文件系统也就启动不起来了。
2）Super Block（超级块）
Super Block是整个文件系统的综合概要信息。超级块在每个块组的开头都有一份备 份。要读取文件系统一定要从Super Block读起。Super Block主要记录的数据如下：
（1）block与inode的总量。
（2）已经使用或者还尚未使用的inode/block数量。
（3）block与inode的大小（block可以是1KB、2KB、4KB，inode可以是128B或 256B）。
（4）文件系统的挂载时间、最近一次写入数据的时间等相关信息。
（5）一个Valid Bit（有效位）。Valid Bit标记该文件系统是否已经被挂载，若Valid Bit值为0，则表示已挂载；若Valid Bit值为1，则表示没有挂载。
3）Group Descriptors（块组描述符）
整个分区分成多少个块组就对应有多少个块组描述符。每个块组描述符存储一个块组的描述信息，包括inode表从哪里开始，数据块从哪里开始，空闲的inode和数据块还有多少个等。块组描述符表在每个块组的开头也都有一份备份，这些信息是非常重要的，因此它们都有多份备份。
4）Data Block Bitmap（块位图）
Data Block Bitmap是用来描述整个块组中哪些块已用及哪些块空闲的，本身占一个块，其中的每个bit代表本块组中的一个块，如果这个bit为1，则表示该块已用，如果这个bit为0，则表示该块空闲可用。假设块大小为b字节，则可以区别的块数为b×8个。
5）Inode Bitmap（inode索引节点位图）
和Data Block Bitmap类似，本身占一个块，其中每个bit表示一个inode是否空闲可用。
6）Inode Table（inode索引节点表）
Inode Table由若干个inode数据结构组成，需要占用若干个块。每个inode即对应一个文件或目录。inode的内容是对除文件名（目录名）外的所有属性的描述，包括文件类型（普通文件、目录、符号链接等）、权限、文件创建时间/修改时间/访问时间、文件所占数据块的个数及指向数据块的指针。
7）Data Block（数据块）
原则上，Data Block的大小与数量在格式化完成后就不能再修改了；如果需要修改，则必须重新进行格式化。
每个block内最多只能存放一个文件的数据。如果文件较大，则一个文件会占用多个block。如果文件的大小小于block，则该block的剩余容量也不能被其他文件使用了。这样方便管理，但也一定程度上使磁盘空间浪费了。
2.?ext2文件系统原理
对于一个文件来讲，除了它的数据保存在数据块中，其他信息都保存在自己的inode表中，但需要注意的是，inode表和数据块都不保存文件的名字，它的名字保存在目录的数据块中（当然目录也有自己的inode表）。
对于目录来讲，目录的数据块中存储的就是文件名及其这些文件名的inode地址。
其他文件系统会通过虚拟文件系统的方法，演绎出和ext2相似的做法。
1）普通文件相关操作
一般而言，当读取文件系统中的一个文件时，大致流程如下：
（1）读出文件的inode编号。
（2）根据inode内的权限判定用户能否存取该文件。
（3）若用户有足够的权限，则开始读取inode内所记录的数据存放在哪些编号的block中。
（4）读出这些编号block内的数据，将这些数据按逻辑次序组合起来即为一个文件的实际内容。
新建文件的大致流程如下：
（1）当需要新建一个文件时，先到metadata区块找到尚未使用的一个inode。
（2）将权限和属性相关数据写入该inode，并在metadata区块将该inode设置为已使 用，同时更新Super Block信息。
（3）到metadata区块找到尚未使用的block，将实际数据写入block，若文件内容较多，则继续在metadata区块找尚未使用的block，持续写入，直到写完数据为止。
删除文件的大致流程如下：
（1）将要删除文件的inode编号与所属相关的block编号抹除取消。
（2）将metadata区块相对应的inode与block设置为尚未使用，并同步更新Super Block的数据。
2）目录相关操作
当用户创建一个目录时，文件系统会分配一个inode与对应的至少一块block给该目录，其中，inode用于记录该目录的权限与属性，并记录分配到的block的编号；block则记录在这个目录下的文件的文件名和这些文件对应的inode编号。
前面提到，读取文件数据时，最重要的一步是要先读到该文件的inode编号，而我们在实际操作时，是通过“文件名”来读写数据的，并没有直接用inode编号，因此，目录的重要意义就在于此——记录文件名与该文件名对应的inode编号。
5.2 文件系统的管理
某同学在使用虚拟机做openEuler系统实验的过程中发现硬盘容量不足，他考虑增加新硬盘，但是自己又刚接触openEuler系统，所以不知如何下手。下面为这位同学提供解决问题的思路。
（1）首先，为名为openEuler-server的openEuler虚拟机增加一块新硬盘，硬盘大小为20GB，如图5-2所示，选择【编辑虚拟机设置】或者双击【设备】列表中的任一设备打开虚拟机设置对话框。
（2）在虚拟机设置对话框中，如图5-3所示，单击【添加（A）】按钮，接着依次按照如图5-4~图5-9所示完成新硬盘的设置。
注意：若指定的虚拟磁盘大小超过硬盘上实际可用磁盘空间，则会出错，从而导致创建磁盘失败。
在图5-8中，指定磁盘文件使用默认文件名即可，然后单击【完成】按钮就完成了新硬盘的创建。磁盘创建成功后即可出现在虚拟机的主页上，如图5-9所示。
图5-3?虚拟机设置对话框
图5-4?添加硬盘
图5-5 选择硬盘类型
图5-6 创建新虚拟磁盘
图5-7 设置磁盘容量
图5-8 指定磁盘文件
图5-9 新硬盘出现在虚拟机主页
（3）重复步骤（2）中的操作，再创建一个大小为20GB的新硬盘。
（4）重启虚拟机。以上两块新硬盘将分别被系统识别为/dev/sdb和/dev/sdc。
（5）/dev/sdb?和/dev/sdc?分别使用了不同的分区方式。具体规划如下：/dev/sdb?使用 MBR分区，共划分为5个分区，容量分别为2GB、2GB、5GB、5GB、6GB；/dev/sdc使用GPT分区，共分为5个分区，容量分别为2GB、2GB、5GB、5GB、6GB。
（6）以普通用户chen身份登录系统，启动虚拟终端，切换至root用户，工作目录为root的家目录。
5.2.1 MBR分区管理
1. 创建磁盘分区
使用fdisk命令可以对磁盘进行MBR分区操作，包括增加分区、删除分区、查看分区，以及转换分区类型等。命令语法如下：
fdisk [选项] [设备]
fdisk命令的常用选项及含义见表5-1。
表5-1?fdisk命令的常用选项及含义
选??项
含??义
-b
显示扇区计数和大小
-l
列出指定磁盘的分区表信息
-s
显示分区大小，单位为块
-v
显示命令版本信息
fdisk命令采用传统的问答式界面，需要用户输入子命令，fdisk命令的常用子命令的功能见表5-2。
表5-2?fdisk命令的常用交互子命令
子命令
功??能
m
显示fdisk的子命令
n
创建一个新分区，通常接下来系统会询问创建新分区类型：p表示主分区；e表示扩展分区；l表示逻辑分区
d
删除磁盘分区
T
更改分区类型
v
检查校验分区表
p
打印分区表，显示磁盘分区信息
q
退出fdisk而不保存磁盘分区配置
w
保存磁盘分区配置并退出fdisk
注意：为了方便读者理解，本节对fdisk命令的使用进行分步骤讲解，但实际上这是一个连贯的fdisk命令。如果中途退出fdisk命令，则前面的操作可能无效。
使用fdisk命令为/dev/sdb创建磁盘分区。下面fdisk命令代码中的<--表示后面为用户输入，起提示作用，实际中不存在。
（1）进入fdisk界面，显示磁盘分区信息。
[root@server ~]# fdisk /dev/sdb
欢迎使用 fdisk (util-Linux 2.36.1)。
更改将停留在内存中，直到您决定将更改写入磁盘。
使用写入命令前请三思。
设备不包含可识别的分区表。
创建了一个磁盘标识符为 0x62b675ce 的新 DOS 磁盘标签。
命令(输入 m 获取帮助)：<--m
帮助：
DOS (MBR)
a 开关可启动标志
b 编辑嵌套的 BSD 磁盘标签
c 开关DOS兼容性标志
常规
d 删除分区