Linux 磁盘与文件系统管理

7.1 认识 Linux 文件系统

文件系统是建在磁盘上的。Linux 最传统的文件系统是 EXT2，CentOS 7 开始默认改用 XFS。本章从 EXT2 入手讲原理，再对比 XFS。

7.1.1 磁盘组成与分区的复习

HDD 机械硬盘

物理组成：盘片 + 机械手臂（磁头）+ 主轴马达
扇区（Sector）：最小物理储存单位（512B 或 4K）
磁道（Track）/ 柱面（Cylinder）：扇区组成的同心圆 / 多盘片同一磁道的集合
分区表：MBR（老旧、≤2TB）和 GPT（新、支持大容量）。MBR 第一个扇区 = 446B 开机区 + 64B 分区表
磁盘文件名：实体磁盘 /dev/sd[a-p]，分区 /dev/sda[1-128]；虚拟磁盘 /dev/vd[a-p]；LVM 用 /dev/VGNAME/LVNAME
CentOS 7 分区最小单位已从柱面改为扇区，默认强制 GPT

SSD 固态硬盘

上述内容描述的是传统 HDD（机械硬盘） 的物理结构，至今原理没变——盘片 + 机械臂 + 主轴马达，只是密度和容量在涨（HAMR、MAMR 等技术已推到 30TB+）。但现在的电脑主力已经是 SSD（固态硬盘），结构完全不同。

SSD 的结构

SSD 是纯电子设备，没有机械部件。核心组件：

NAND Flash 芯片：实际存数据的地方，类似 U 盘的闪存但性能和寿命强得多
控制器（Controller）：SSD 的大脑，负责管理数据读写、磨损均衡（wear leveling）、垃圾回收（GC），以及最重要的事——FTL（Flash Translation Layer），把文件系统看到的 LBA 地址映射到 NAND 上的实际物理位置
DRAM 缓存：部分 SSD 有独立缓存（类似 HDD 的 cache），加速随机写入；入门级 SSD 可能没有 DRAM，改用 HMB（Host Memory Buffer，借用系统内存）

SSD 的读写特点

最小读写单位：Page（通常 4K~16K）
最小擦除单位：Block（几十到几百个 Page 的集合）
关键限制：不能直接覆盖。要修改一个 Page 的数据，必须先擦除整个 Block，再重新写入。如果 Block 里还有别的 Page 在用，控制器得先把它们搬到别处——这多出来的写入量就是”写入放大（Write Amplification）”
TRIM：OS 删文件时通知 SSD “这些 Page 可以回收了”，让控制器提前擦除，避免写入时才发现没空位。用 SSD 必须确保 TRIM 已开启（Linux 在 /etc/fstab 加 discard 或定期跑 fstrim）

HDD vs SSD 对比

	HDD	SSD
存储介质	磁性盘片	NAND Flash 芯片
机械部件	有（盘片旋转、磁头寻道）	无，纯电子
怕震动	是	否
随机读写	慢（磁头要物理移动）	快（直接电信号寻址）
最小读写单位	扇区（512B / 4K）	Page（4K~16K）
覆盖写入	直接覆盖	需先擦除 Block（写入放大）
碎片问题	有，需要重组	基本不需要，但需开 TRIM
寿命	机械磨损（很长）	NAND cell 有 P/E 次数限制，但日常用很难写坏

文件系统层面的 inode/block 原理对 HDD 和 SSD 都适用——那是文件系统管的事，跟介质无关。

分区表

分区表和存储介质无关——不管 HDD 还是 SSD，都要靠分区表（MBR 或 GPT）告诉 OS “哪些扇区属于哪个分区”。前面 HDD 小节已提了一行，MBR 与 GPT 的详细结构（每条记录的字段拆解、限制来源、对比）已整合到 02-主机规划与磁盘分区 > 2.2.2 MSDOS（MBR）与 GPT 磁盘分区表，这里不再重复。

存储接口协议：SATA / SAS / NVMe

HDD/SSD 是”里面存数据的介质”，接口协议是”怎么跟主板通信”，两者独立——同一个 SATA 口可以插 HDD 也可以插 SSD。

接口	面向	带宽	典型介质
SATA	消费级（PC/笔记本）	6Gbps	HDD / SSD 都有
SAS	企业级（服务器/存储阵列）	12~24Gbps	HDD / SSD 都有
NVMe	高性能（直连 PCIe）	32Gbps+	几乎全是 SSD

SATA：最常见的消费级接口，所有主板都有。HDD 和入门 SSD 用
SAS：SATA 的企业级亲戚，可靠性更高、支持级联多盘。个人 PC 基本见不到，需要专用控制器。SAS 背板兼容 SATA 盘（反过来不行）
NVMe：走 PCIe 通道，比 SATA/SAS 快一个数量级。现代 SSD 的主力接口。设备文件是 /dev/nvme* 而非 /dev/sd*
设备文件名：SATA/SAS 盘 → /dev/sd*；NVMe 盘 → /dev/nvme*；跟盘是 HDD 还是 SSD 无关

7.1.2 文件系统特性

格式化 = 创建一个 OS 认得的文件系统结构（每种 OS 的文件系统不同：Windows 用 FAT/NTFS，Linux 用 EXT2/XFS）。

一个可被挂载的数据单位称为”文件系统”——因为 LVM/RAID 技术可以将一个分区格式化为多个文件系统，或将多个分区分成单个文件系统，所以”一个 partition = 一个 filesystem”的说法已经过时了。

文件系统将数据分两类存放：

区块	存放内容
superblock	整个文件系统的总信息：inode/block 总量、使用量、剩余量、格式等
inode	文件属性（权限、拥有者、时间戳）+ 该文件数据所在的 block 号码
data block	文件的实际内容

这种”inode → block 号码”的方式叫索引式文件系统（indexed allocation），效率高——知道 inode 就能一口气找到所有 block。

对比：U 盘的 FAT 文件系统没有 inode，block 号码一个个链在前一个 block 里（“1→7→4→15”），文件分散时就得多转好几圈才能读完——这就是为啥 Windows 需要”磁盘重组”，而 EXT2/XFS 基本不需要。

7.1.3 Linux 的 EXT2 文件系统（inode）

EXT2 不会把所有 inode 和 block 堆在一起（大到没法管），而是分成多个区块群组（block group）——每个 block group 有自己独立的 inode/block/superblock 体系，像军营里分成多个连。

每个 block group 包含 6 个区域：

data block（数据区块）：存放文件内容。block 大小有 1K/2K/4K，格式化后固定。一个 block 最多放一个文件的 data，所以小文件 + 大 block = 浪费空间。如 block=4K、放了 10000 个 50B 的小文件，实际不到 1MB 却浪费近 40MB。
inode table：每个 inode 固定 128B（EXT4 可 256B）。记录文件的 rwx 权限、owner、时间戳（ctime/atime/mtime）及指向 data block 的指针。一个文件占一个 inode，所以文件系统能创建的文件数 = inode 数量。
superblock（超级区块）：记录 inode/block 总/用/余量、block 与 inode 大小、挂载时间、valid bit（0=已挂载，1=未挂载）。没有 superblock 就没有这个文件系统。后续 block group 可能含有 superblock 备份。
block bitmap（区块对照表）：哪个 block 被用了、哪个是空的——新增/删除文件时更新。
inode bitmap（inode 对照表）：同上，记录 inode 使用状况。
Filesystem Description：描述每个 block group 的起止 block 号码。

inode 怎么记录大文件的 block？ inode 只有 128B，记 block 号码一个要 4B。方案：

记录方式	说明	1K block 时可寻址
12 个直接指向	直接存 block 号	12K
间接	用一个 block 装额外的 block 号（1K/4B=256 个）	256K
双间接	再套一层	256×256K
三间接	再套一层	256³K

EXT4 的 inode 已扩展到 256B，支持单一文件 16TB、文件系统总容量 1EB。

用 dumpe2fs 可以查看 EXT 家族的 superblock 详情。

7.1.4 与目录树的关系

目录：分配一个 inode + 至少一个 block。block 里记的是”文件名 → inode 号码”的对照表。目录下文件太多、一个 block 装不下时就会多分几个 block。
文件：分配一个 inode + 对该文件大小的 block 数量。
inode 不记文件名——文件名存在目录的 block 里！这就是为什么增/删/改名文件需要目录的 w 权限（要改目录的 block 内容）。

读取 /etc/passwd 的流程：

通过挂载信息找到 / 的 inode → 有 r+x 权限 → 读 / 的 block
在 / 的 block 里找到 etc/ 的 inode 号码 → 有 r+x 权限 → 读 etc/ 的 block
在 etc/ 的 block 里找到 passwd 的 inode 号码 → 有 r 权限 → 读 passwd 的 block

另外，文件系统规划太大容易导致 block 离散、磁头移动幅度过大，反而降低性能——分区不是越大越好。

7.1.5 EXT2/EXT3/EXT4 文件的存取与日志式文件系统的功能

新增文件的流程：

确认使用者对目录有 w+x 权限
通过 inode bitmap 找空 inode → 写入权限/属性
通过 block bitmap 找空 block → 写入数据 → 更新 inode 的 block 指向
同步更新 inode/block bitmap 和 superblock

数据不一致（Inconsistent）问题：如果步骤 4 做完之前断电，实际数据（inode table + data block）和元数据（bitmap + superblock）就对不上了。旧的 EXT2 需要开机时用 e2fsck 做全盘一致性检查——100GB 数据要查很久。

日志式文件系统（Journaling） 解决此问题：在文件系统中划一个日志区，三步走：

预备：在日志区记下”准备写文件 X”
实际写入：写入权限和数据，更新 metadata
结束：完成后在日志区标记完成

出问题时只查日志区就能定位哪份文件有问题，不用全盘扫描。EXT3/EXT4 就是 EXT2 + 日志，向下兼容（dumpe2fs 输出里能见到 Journal size 约 32MB）。

7.1.6 Linux 文件系统的运行

异步处理（Asynchronously）：文件被编辑后，改动先留在内存（标记为 Dirty），系统不定时批量写回磁盘，或手动 sync。这样做是因为内存比磁盘快太多——所以：

常用文件会被缓存到内存，Linux 实体内存最后会被用光是正常的（不是内存泄漏）。
正常关机时会自动 sync；异常断电 → Dirty 数据丢失 → 开机要花时间磁盘检验，甚至 damage 文件系统。

7.1.7 挂载点的意义（mount point）

挂载 = 将文件系统链接到目录树的某个目录。该目录即为进入该文件系统的”入口”。

同一个文件系统的顶层 inode 号通常相同（如 XFS 都是 128 号），所以检查 ls -lid / /boot /home 的 inode 可以判断它们是否属于同一个文件系统——inode 号相同 → 不同文件系统。根目录的 . 和 .. inode 相同（都是根目录自己的 inode），因为 /.. 就是 /。

7.1.8 其他 Linux 支持的文件系统与 VFS

Linux 支持的文件系统非常多：

传统：ext2、minix、FAT（vfat 模块）、iso9660（光盘）
日志式：ext3/ext4、ReiserFS、NTFS、JFS、XFS、ZFS
网络：NFS、SMBFS

VFS（Virtual Filesystem Switch）：Linux 核心通过 VFS 这一层来管理所有文件系统，使用者和应用程序不需要关心每个 partition 是什么格式——VFS 自动处理读取，对外提供统一接口。

7.1.9 XFS 文件系统简介

CentOS 7 换 XFS 的原因：EXT 家族格式化时要预先分配所有 inode/block/metadata，TB 以上磁盘格式化极慢。XFS 的 inode/block 用时才动态分配，格式化几秒搞定。

XFS 分三个区：

数据区（data section）：类似 EXT 的 block group，分多个 allocation group（AG）。inode/block 动态产生。block 支持 512B~~64K（但 Linux 限于 memory page 大小只能 4K），inode 256B~~2M。
活动登录区（log section）：日志区，可指定外部设备（如 SSD）当日志，提升性能。
实时运行区（realtime section）：创建文件时先在这里分配 extent，再写入 data section。extent 大小 4K~1G，普通磁盘默认 64K。

用 xfs_info 查看 XFS 文件系统详情（类似 EXT 的 dumpe2fs）。

7.2 文件系统的简单操作

7.2.1 磁盘与目录的容量

df：列出文件系统整体使用量（读 superblock，速度快）

df -h：人类可读格式
df -T：同时显示文件系统类型
df -i：以 inode 为单位显示（有的场景 block 还剩很多但 inode 用光了，也无法创建文件）
df 目录名：自动分析该目录所在分区的容量

du：评估目录/文件占用空间（直接扫描文件系统，速度慢）

du -sm /*：用 MB 列出各根目录占用，常用于找”谁占的容量最大”
du -s：只列总量
du -S：不含子目录的总计

教训：磁盘总空间还有，但某个分区满了就没法往里写数据。尤其留意 /var/spool/mail 容易被灌爆。

7.2.2 实体链接与符号链接：ln

回顾关键概念：文件名存在目录的 block 里，inode 是文件的”身份证”。

Hard Link（实体链接）：

原理：在某个目录的 block 里新增一条记录，指向同一个 inode 号
ls -l 的第二字段（链接数）会增加
创建 hard link 不增加 inode 和 block（只多一条目录记录）
删除任何一个文件名，实际数据还在（因为 inode 还在）
限制：不能跨文件系统、不能 link 目录（否则会造成循环引用，异常复杂）

Symbolic Link（符号链接/捷径）：

原理：创建一个新的独立文件，内容存放目标文件的”文件路径”
ls -l 显示文件名 → 目标文件，文件大小 = 目标路径的字符数
会占用 inode + block（是新文件）
原文件被删除后，符号链接就”断掉”了（No such file or directory）
可以跨文件系统、可以链接目录
修改符号链接文件实际上修改的是原始文件

ln 源文件 目标文件        # hard link（不加参数）
ln -s 源文件 目标文件     # symbolic link

目录的 link 数：空目录的 link 数为 2（目录本身 + 目录内的 .），上层目录的 link 数 + 1（因为子目录里的 .. 指向上层）。

💡 Hard link 限制太多（不能跨 FS、不能 link 目录），实际多用 Symbolic link，但它就是”指针”，原文件没了就废了——各有利弊。

7.3 磁盘的分区、格式化、检验与挂载

新增磁盘的四步：分区 → 格式化 → 检验 → 挂载。

7.3.1 观察磁盘分区状态

指令	用途
`lsblk`	列出所有储存设备的树状结构（磁盘 + 分区 + 挂载点）
`blkid`	列出每个设备的 UUID、文件系统类型（TYPE）
`parted /dev/xxx print`	查看分区表类型（MBR/GPT）和各分区详情

UUID 是全域唯一识别码，比设备文件名可靠——同一个 USB 盘插不同机器设备名可能变（sda→sdb），但 UUID 不变。

7.3.2 磁盘分区：gdisk / fdisk

关键规则：MBR → 用 fdisk；GPT → 用 gdisk。搞反会破坏分区表！

gdisk 操作要点：

? 查看帮助，p 打印分区表，n 新增分区，d 删除分区
q = 放弃修改退出，w = 写入生效并退出（只要不按 w，随便玩没事）
分区参数用 +1G、+500M 这样的格式指定大小（不用自己算扇区号）
创建完分区后用 partprobe -s 更新核心分区表（否则新分区不出现）
绝对不要处理正在使用中的文件系统

fdisk 操作类似，只是按 m 看帮助，且 MBR 有 Primary/Extended/Logical 的复杂规则。

7.3.3 磁盘格式化（创建文件系统）

格式化 = make filesystem = mkfs。

XFS：mkfs.xfs /dev/xxx（快，秒级完成）。可调参数：-b block 大小、-d agcount=N（AG 数建议匹配 CPU 核心数）、-L 设置标头名。
EXT4：mkfs.ext4 /dev/xxx。-b 设置 block 大小（1K/2K/4K）。
综合指令：mkfs -t xfs /dev/xxx（自动调用对应的 mkfs.xxx）
mkfs[tab][tab] 查看系统支持的所有格式化工具

RAID 性能优化（可选）：文件系统格式化时指定 stripe 参数（su/sw），让文件系统和 RAID 卡对齐，避免重复切分，性能更好。第 14 章详解。

7.3.4 文件系统检验

XFS：xfs_repair /dev/xxx。文件系统必须处于卸载状态！ 根目录出问题时需单人维护模式加 -d 选项强制修复。
EXT4：fsck.ext4 /dev/xxx。-f 强制检查（正常 clean 状态跳过），-b superblock号 用备份 superblock 救援。block=4K 时备份 superblock 在 32768 号位置。

7.3.5 文件系统挂载与卸载

挂载前须知：

一个文件系统不应重复挂载到多个挂载点
一个目录不应重复挂载多个文件系统
挂载点应该是空目录（否则原内容暂时被隐藏，卸载后恢复）

mount：

mount UUID="xxx" /挂载点         # 推荐方式
mount 设备文件名 挂载点           # 传统方式
mount -a                          # 按 /etc/fstab 挂载所有
mount -o remount,rw,auto /        # 重新挂载（改参数）
mount --bind 源目录 目标目录       # 挂载目录到另一个位置

挂载特殊文件系统：

光盘：mount /dev/sr0 /data/cdrom（自动只读；挂载后无法物理退盘，需先 umount）
U 盘（VFAT）：挂载时加 -o codepage=950,iocharset=utf8 处理中文文件名
NTFS：CentOS 7 默认不支持，需额外装驱动（第 22 章）

系统用 /etc/filesystems 和 /proc/filesystems 决定挂载测试顺序，自动识别文件系统类型。

umount：

umount 设备文件名     # 设备名或挂载点都可
umount 挂载点         # 更好记

卸载失败（target is busy）= 有人在用该文件系统（可能是你 cd 进去了），cd / 出来后就能卸载。

7.3.6 磁盘/文件系统参数修订

mknod：手动创建设备文件 mknod /dev/xxx b/c/p [Major] [Minor]（现代系统自动产生，一般不需要）
xfs_admin：修改 XFS 的 Label name 和 UUID（-L 改名称，-U 改 UUID）
tune2fs：修改 EXT4 的 Label name 和 UUID
uuidgen：生成新的随机 UUID

7.4 设置开机挂载

7.4.1 开机挂载 /etc/fstab 及 /etc/mtab

/etc/fstab 是开机挂载的配置文件，系统启动时 mount -a 会按此文件挂载所有文件系统。每行六个字段：

设备/UUID  挂载点  文件系统类型  挂载参数  dump备份  fsck检查顺序

挂载参数：defaults = rw, suid, dev, exec, auto, nouser, async
第四字段（dump）：0=不备份
第五字段（fsck）：0=不检查，1=根目录先查，2=其他

/etc/mtab：实时记录当前已挂载的文件系统（由 mount/umount 自动更新）。

7.4.2 特殊设备 loop 挂载

挂载镜像文件（ISO 等），不烧盘也能用：

mount -o loop 镜像文件.iso /挂载点

原理：通过 loop 设备将文件”伪装”成块设备来挂载。适用于 ISO 镜像、磁盘映像文件等。

7.5 内存交换空间（swap）之创建

Swap 是当实体内存不够时，把暂时不用的内存数据换到磁盘上的机制（以 partition 或 file 形式）。

7.5.1 使用实体分区创建 swap

用 gdisk 创建一个分区（type code = 8200）
mkswap /dev/xxx 格式化为 swap
swapon /dev/xxx 启用
写入 /etc/fstab 实现开机自动启用
free -h 或 swapon --show 查看 swap 使用情况

7.5.2 使用文件创建 swap

dd if=/dev/zero of=/swapfile bs=1M count=512（创建 512MB 的空文件）
mkswap /swapfile
swapon /swapfile
写入 /etc/fstab

相比分区方式，文件方式更灵活（随时可调整大小），但性能略逊。

7.6 文件系统的特殊观察与操作

7.6.1 磁盘空间之浪费问题

block 大小导致的空间浪费（7.1.3 已讲）。此外，inode 数量在格式化时就固定了——有可能block 还有很多空间，但 inode 用光了导致无法创建文件。用 df -i 检查 inode 使用率。

7.6.2 利用 GNU 的 parted 进行分区行为

parted 是能同时处理 MBR 和 GPT 的分区工具，比 fdisk/gdisk 更强大但命令更直接（没有交互保护）：

parted /dev/xxx print：查看分区表
parted /dev/xxx mkpart primary xfs 0% 50%：创建分区
parted /dev/xxx rm 3：删除 3 号分区

用 parted 要格外小心——没有”q 不保存”这种安全网，命令执行即生效。

关键命令

命令	用途
`dumpe2fs -h 设备`	查看 EXT superblock
`xfs_info 挂载点`	查看 XFS superblock
`df -hTi`	查看文件系统用量+类型+inode
`du -sm 目录`	评估目录占用
`ln [-s] 源目标`	创建 (符号) 链接
`lsblk`	列出所有储存设备
`blkid`	列出设备 UUID 和文件系统类型
`parted /dev/xxx print`	查看分区表
`gdisk /dev/xxx`	GPT 分区工具
`fdisk /dev/xxx`	MBR 分区工具
`partprobe -s`	更新核心分区表
`mkfs.xfs / mkfs.ext4`	格式化
`xfs_repair / fsck.ext4`	文件系统修复
`mount [-o 参数] 设备挂载点`	挂载
`umount 挂载点`	卸载
`mkswap / swapon / swapoff`	swap 创建/启用/关闭
`sync`	强制将内存 Dirty 数据写回磁盘
`uuidgen`	生成 UUID
`xfs_admin / tune2fs`	修改 Label/UUID

逝者如斯夫

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