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日志

 
 

【转】浅谈linux文件系统中inode及相关概念  

2011-06-03 14:54:12|  分类: Linux |  标签: |举报 |字号 订阅

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转自:http://www.ixdba.net/article/5c/2177.html

一.inode size 定义

inode table sample

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

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                           
IXDBA.NET社区论坛
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:   <none>
Last mounted on:          <not available>
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)。


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