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下面是本章的目录，要做到看到目录就想出知识点的地步才算真正了解~
1. 认识 EXT2 档案系统
1.1 硬盘物理组成 （扇区，逻辑区块）
1.2 磁盘分割 （4个主分区，扩展分区至多一个）
1.3 档案系统 （每个区都是一个格式，ext2或者ext3）
1.4 Linux 的 EXT2 档案系统(inode) （inode存储属性，block存储信息，ls -i）
1.5 EXT2/EXT3 档案的存取与日志式档案系统的功能： dumpe2fs
1.6 Linux 档案系统的运作 （异步）
1.7 挂载点的意义 (mount point) (挂载点是目录，不同的挂载点目录不一样)
1.8 其它 Linux 支持的档案系统 （ext3,SGI的xfs，windows的fat，）
2. 档案系统的简单操作： （ls,剩余容量与总容量）
2.1 磁盘与目录的容量： df, du （看磁盘容量用df -h，看当前目录容量用du -am）
2.2 连结档的介绍： ln (ln不就是软连接和硬链接吗)
3. 磁盘的分割、格式化、检验与挂载
3.1 磁盘分割： fdisk
3.2 磁盘格式化： mke2fs, mkbootdisk, fdformat （mke2fs格式化ext2,mke2fs -j是ext3,mkbootdisk制作软盘开机片，fdformat进行软盘低阶格式化）
3.3 磁盘检验： fsck, badblocks, sync （fsck下面介绍，badblocks -sv,sync把内存中的数据保存到磁盘）
3.4 磁盘挂载与卸载： mount, umount （）
3.5 磁盘参数修订： mknod, e2label, tune2fs, hdparm
4. 设定开机挂载：
4.1 各式磁盘挂载与中文编码挂载还有 USB 随身碟！
4.2 开机挂载 /etc/fstab 及 /etc/mtab
4.3 特殊装置 loop 挂载
5. 虚拟内存之建置：
5.1 建立虚拟内存装置 (swap 先fdisk,mkswap，swapon 关闭是swapff)
5.2 建立虚拟内存档案
5.3 虚拟内存的限制
磁盘的构成
由圆心向外划直线，则可将磁道再细分为一个一个的扇区( Sector )，这个扇区
就是硬盘盘上面的最小储存物理量了！ 通常一个 sector 的大小约为 512 Bytes 。以上就是整个硬盘的
基本组件
主要开机扇区（Master Boot Recorder,MBR）:MBR 就是在一块硬盘的第
零轨上面，这也是计算机开机之后要去利用该硬盘时， 必须要读取的第一个区域！在这个区域内记录的就
是硬盘里面的所有分割信息， 以及开机的时候可以进行开机管理程序的写入的处所 .MBR有限制仅提供最多四个 partition 的记忆，这就是所谓的 Primary (P)与 Extended (E) 的 partition
最多只能有四个的原因了
partition分割完毕之后嘞，要格式化成操作系统认识的档案系统(Filesystem)，Linux的就格式化为ext3或ext2，windows的就格式化为fat32,格式化完毕之后开始存储，但是secctor太小了只有512B，如果我想存储一个10M的文件那就要进行读取(I/O)20480次！效率是不是很低下？所以这里我们有了一个逻辑区块(Block)，逻辑区块是sector的2的次方倍，所以Block可以是4kb(8个sector，2的3次方)，这样我再存储10M的文件的时候只需要读取2560次，效率是不是大大提高了？
不过，Block 单位的规划并不是越大越好喔！怎么说呢？因为一个 Block 最多仅能容纳一个档案 (这里指
Linux 的 ext2 档案系统)！这有什么问题呢？举例来说好了，假如您的 Block 规划为 4 KBytes ，而您
有一个档案大小为 0.1 KBytes ，这个小档案将占用掉一个 Block 的空间，也就是说，该 Block 虽然可
以容纳 4 Kbytes 的容量，然而由于档案只占用了 0.1 Kbytes ，所以，实际上剩下的 3.9 KBytes 是不
能再被使用了，所以，在考虑 Block 的规划时，需要同时考虑到：
• 档案读取的效能
• 档案大小可能造成的硬盘空间浪费
所以根据你的主机的存储情况来看，如果是存储小文件，那就Block小一点，如果是存储大文件，那就Block大一点
Superblock：每个档案系统开始的那个Block，如果Superblock坏了那这个磁盘就改拜拜了
在 Linux 系统当中，每个档案不止有档案的内容数据，还包括档
案的种种属性，例如：所属群组、 所属使用者、能否执行、档案建立时间、档案特殊属性等等。由于 Linux
操作系统是一个多人多任务的环境，为了要保护每个使用者所拥有数据的隐密性， 所以具有多样化的档案
属性是在所难免的！在标准的 ext2 档案系统当中，我们将每个档案的内容分为两个部分来储存，一个是
档案的属性，另一个则是档案的内容。
为了应付这两个不同的咚咚，所以 ext2 规划出 inode 与 Block 来分别储存档案的属性( 放在 inode 当
中 )与档案的内容( 放置在 Block area 当中 )。当我们要将一个 partition 格式化( format )为 ext2
时，就必须要指定 inode 与 Block 的大小才行，也就是说，当 partition 被格式化为 ext2 的档案系统
时，他一定会有 inode table 与 block area 这两个区域。
• 该档案的拥有者与群组(owner/group)；
• 该档案的存取模式(read/write/excute)；
• 该档案的类型(type)；
• 该档案建立或状态改变的时间(ctime)、最近一次的读取时间(atime)、最近修改的时间(mtime)；
• 该档案的容量；
• 定义档案特性的旗标(flag)，如 SetUID...；
• 该档案真正内容的指向 (pointer)；
Linux 系统到底是如何读取一个档案的内容呢？底下我们
分别针对目录与档案来说明：
• 目录：
当我们在 Linux 下的 ext2 档案系统建立一个目录时， ext2 会分配一个 inode 与至少一块
Block 给该目录。其中，inode 记录该目录的相关属性，并指向分配到的那块 Block ；而 Block
则是记录在这个目录下的相关连的档案(或目录)的关连性！
• 档案：
当我们在 Linux 下的 ext2 建立一个一般档案时， ext2 会分配至少一个 inode 与相对于该档
案大小的 Block 数量给该档案。例如：假设我的一个 Block 为 4 Kbytes ，而我要建立一个 100
KBytes 的档案，那么 linux 将分配一个 inode 与 25 个 Block 来储存该档案！
要注意的是， inode 本身并不纪录文件名，而是记录档案的相关属性，至于文件名则是记录在目录所属的
block 区域！ 那么档案与目录的关系又是如何呢？就如同上面的目录提到的，档案的相关连结会记录在目
录的 block 数据区域， 所以当我们要读取一个档案的内容时，我们的 Linux 会先由根目录 / 取得该档
案的上层目录所在 inode ， 再由该目录所记录的档案关连性 (在该目录所属的 block 区域) 取得该档案
的 inode ， 最后在经由 inode 内提供的 block 指向，而取得最终的档案内容。我们以 /etc/crontab 这
个档案的读取为例， 他的内容数据是这样取得的：
关于 EXT2 档案系统，这里有几点小事情要提醒一下：
• ext2 与 ext3 档案在建立时 (format) 就已经设定好固定的 inode 数与 block 数目了；
• 格式化 Linux 的 ext2 档案系统，可以使用 mke2fs 这个程序来执行！
• ext2 允许的 block size 为 1024, 2048 及 4096 bytes；
• 一个 partition (filesystem) 所能容许的最大档案数，与 inode 的数量有关， 因为一个档案
至少要占用一个 inode 啊！
• 在目录底下的档案数如果太多而导致一个 Block 无法容纳的下所有的关连性数据时，Linux 会给
予该目录多一个 Block 来继续记录关连数据；
• 通常 inode 数量的多寡设定为 (partition 的容量) 除以 (一个 inode 预计想要控制的容量)。
举例来说，若我的 block 规划为 4Kbytes，假设我的一个 inode 会控制两个 block ，亦即是假
设我的一个档案大致的容量在 8Kbytes 左右时，假设我的这个 partition 容量为 1GBytes， 则
inode 数量共有：( 1G * 1024M/G * 1024K/M ) / ( 8K ) = 131072 个。而一个 inode 占用 128
bytes 的空间，因此格式化时就会有 ( 131072 个 * 128bytes/个 ) = 16777216 byes = 16384
Kbytes 的 inode table 。也就是说，这一个 1GB 的 partition 在还没有储存任何数据前， 就
已经少了 16MBytes 的容量啊！
• 因为一个 inode 只能记录一个档案的属性，所以 inode 数量比 block 多是没有意义的！ 举上
面的例子来说，我的 Block 规划为 4 Kbytes ，所以 1GB 大概就有 262144 个 4Kbytes 的
block ，如果一个 block 对应一个 inode 的话，那么当我的 inode 数量大于 262144 时，多的
inode 将没有任何用处，徒然浪费硬盘的空间而已！另外一层想法，如果我的档案容量都很大， 那
么一个档案占用一个 inode 以及数个 block ，当然 inode 数量就可以规划的少很多啦！
• 当 block 大小越小，而 inode 数量越多，则可利用的空间越多，但是大档案写入的效率较差； 这
种情况适合档案数量多，但是档案容量小的系统，例如 BBS 或者是新闻群组( News )这方面服务
的系统；
• 当 Block 大小越大，而 inode 数量越少时，大档案写入的效率较佳，但是可能浪费的硬盘空间
较多； 这种状况则比较适合档案容量较大的系统！
ext2 有几个特色：
• Blocks 与 inodes 在一开始格式化时 (format) 就已经固定了；
• 一个 partition 能够容纳的档案数与 inode 有关；
• 一般来说，每 4Kbytes 的硬盘空间分配一个 inode ；
• 一个 inode 的大小为 128 bytes；
• Block 为固定大小，目前支持 1024/2048/4096 bytes 等；
• Block 越大，则损耗的硬盘空间也越多。
• 关于单一档案：
若 block size=1024，最大容量为 16GB，若 block size=4096，容量最大为 2TB；
• 关于整个 partition ：
若 block size=1024，则容量达 2TB，若 block size=4096，则容量达 32TB。
• 文件名最长达 255 字符，完整文件名长达 4096 字符。
fdisk也要讲一下，fdisk磁盘分区
mke2fs 格式化，默认格式化成ext2，加 -j格式化成ext3
mount 挂载命令
umount卸载
绝对路径和相对路径
fsck磁盘检查
badblocks
这是用来检查硬盘或软盘扇区有没有坏轨的指令！跟 Windows 的 scandisk 相同功能啦！不过由于 fsck
的功能比较强，所以目前大多已经不使用这个指令了！
