07、Linux 的磁盘格式和文件系统

Linux文件系统中

权限与属性放置在 inode 磁盘区块中
而文件内容则放置在 block 磁盘区块中
而记录某个文件系统的整体属性资料的数据被放置在 superblock 磁盘区块中
superblock 包含的数据：inode/block的总量、使用量、剩余量、文件系统的格式和其他信息



索引式文件系统（Indexed Allocation）

每个 inode 和 block 都有编号
每个文件都占用一个 inode 号
每个 inode 里都有 存储文件数据的 block 的编号
这样搜索 inode 就可以找到文件数据在磁盘上的位置了

这种通过 inode 来记录文件存储位置的方式被称为
索引式文件系（indexed allocation）


文件配置表（FAT：File Allocation Table）

与索引式文件系统对应的

FAT 在每个数据 block 的尾部写入下一段数据所在的数据 block 编号



EXT2 文件系统的详细说明

在 EXT2 文件系统中，格式化结束之后 inode 和 block 就已经分配好了，一般来说是不会被修改的

EXT2 格式化硬盘的时候

会在自己控制的硬盘区域的最前方写入 Boot Sector
之后将硬盘分组 分为数个 Block Group

每个 Block Group，开始是 Super Block（不是每个 Block Group 都有）
				 之后是 Filesystem Description
				 然后是 Block Bitmap
				 之后是 Inode Bitmap
				 之后是 Inode Table
				 之后是 Data Block

（1） Data Block
EXT2 支持的 Block 大小有 1KB 2KB 4KB 三种

Block大小		1KB		2KB		4KB
最大单个文件大小	16GB	256GB	2TB
最大文件系统大小	2TB		8TB		16TB

<1> block 的数量和单个大小在格式化完成之后就不再改变
<2> 每个 block 最多只能放置一个文件
<3> 一个文件的总量大于一个 block 的时候会占用多个 block
<4> 一个文件的剩余量不能写满一个 block 的时候， block 会留空
<5> 对于大文件而言，block 越小，每个 inode 需要记载的 block 数也就越多，越不利于读写


（2） Inode Table

其记录的数据有
<1> 文件的存取模式（read/write/execute）
<2> 文件的拥有者和群组（owner/group）
<3> 文件的大小
<4> 文件的建立时间/状态改变的时间（ctime）
<5> 最近一次读取的时间（atime）
<6> 最近一次修改的时间（mtime）
<7> 文件特殊属性（eg. SetUID、SetGID、StickyBit）
<8> 指向 Data Block 的指针（pointer）

特点
<1> inode 大小固定为 128 bytes （ext4 和 xfs 可以设定为 256 bytes）
<2> 每个文件仅占用一个 inode
<3> 文件系统最多能创建的文件数量和 inode 数量有关
<4> 系统先查询 inode 的权限设置，再通过记录的指针寻找 Data Block

由于记录一个 block 需要消耗 4bytes 的 inode 空间，所以 inode 也会将指针记录在 block 中，来指向更多的 Data Block


（3） Super Block

其记录的主要数据有
<1> Block 和 Inode 的总数量
<2> 未使用与已使用的 Inode/Block 的数量
<3> Block/Inode 的大小
<4> 文件系统的挂载时间、最近一次写入资料的时间、最近一次检查磁盘（fsck）的时间等
<5> valid bit 数据，若已被挂载则为 0， 若未被挂载则为 1

特点
<1> 记录了 Block Group 的整体信息
<2> 一般大小为 1024 bytes
<3> 第一个 Block Group 具有 Super Block
	其他 Block Group 里可能含有 Super Group，主要用于对一个 Block Group 里的 Super Group 的冗余备份


（4） Filesystem Description

其记录的主要内容
<1> 每个 Block Group 的 起始/结束 Block 的编号
<2> 每个区段（Super Block/Block Bitmap/Inode Bitmap/Data Block）的 起始/结束 Block 的编号


（5） Block Bitmap

其主要记录的内容是
<1> 当前那些 Data Block 是空的


（6） Inode Bitmap

其主要记录的内容是
<1> 当前那些 Inode Block 是空的



目录与文件系统的关系

创建目录时，分配一个 Inode 和至少一个 Data Block
Data Block 记录在此目录下的文件/目录的 文件名 和 Inode 编号

正因如此，一个文件/目录的 重命名、移动、删除 等操作需要所在目录的权限的原因



EXT2/3/4 文件的写入

（1） 查询用户对目标目录是否有wx权限
（2） 查询未使用的 inode 号，写入文件权限/属性
（3） 查询未使用的 block 号，向 Data Block 写入数据，更新 Inode 中的 Data Block 数据
（4） 更新 inode bitmap 和 block bitmap，并更新 super block


一般来讲 inode table 和 data block 合称 文件存放区，而 super block/block bitmap/inode bitmap 等称为 metadata 元数据


如果文件写入执行到了第 3 步，却因为某些原因没有完成第 4 步，就会出现 metadata 和 数据 不一致（Inconsistent）的现象

如果要检查错误的话就要扫描整个文件系统才行，于是我们在Ext3中引入了 日志式文件系统


日志式文件系统（Journaling filesystem）

（1） 写入文件前，先在 日志记录区块 中记录要写入文件的信息
（2） 正式执行写入操作
（3） 写入文件完成后，在 日志记录区块 中写入文件已完整写入的信息

这样系统只要检查 日志文件就可以快速了解文件是否被正常写入了


内存缓存机制

对于需要修改的文件，系统会将文件暂存在内存中
若文件没有被修改，则被标记为 clean 状态；若有修改，则被标记为 dirty 状态
而系统会不定期的将内存中被标记为 dirty 状态的文件写回硬盘中
这一步叫做 sync

这也是为什么 Linux 经常性的完全占满物理内存
同时又会在关机的时候调用 sync 将文件刷入硬盘的原因
也是为什么非正常的关机对 Linux 有很大损害的原因


查看系统支持的 文件系统类型

ls -l /bin/modules/$(uname -r)/kernel/fs/

目前已经载入到 Linux 系统里的 文件系统类型

cat /proc/filesystems


Linux 会自动使用 VFS （Virtual Filesystem Switch） 来管理不同文件系统的文件，而不需要使用者来选择文件系统的调用方式


xfs 文件系统简介

EXT2/3/4 文件系统的问题：对于超大硬盘的格式化速度过慢（格式化时需要分配所有的 inode/data block/metadata）等的问题

xfs将文件系统分为三大部分：资料区（data section）、日志区（log section）、即使区（realtime section）

（1） data section 包含 inode/data block/superblock，如同 Ext2 的 Block Group 也将硬盘划分为数个 存储区群组（allocation groups, AG）
每个 allocation group 包含整个 文件系统 的 super block，剩余空间的管理机制，inode 的动态分配与追踪

xfs 支持的 block 大小 512bytes ~ 64Kbytes，支持的 inode 大小 256bytes ~ 2Mbytes


（2） log section 类似于 Journal，记录文件系统的变化。文件被写入时就开始记录，直到文件写入完成在结束某一笔记录
log section 可以放置在不同的设备上，以供这个区域的快速读写的要求

（3） realtime section，在 xfs 分配新的 inode 和 data block 的时候暂时将要写入的数据存储至 Extent Block ，
并在分配完成之后，将数据写入对应的 data block 之中

可使用的大小是 4K 至 1G


RAID0 的情况下，extent block 的大小最好与 stripe 的大小一致



使用 xfs_info 命令来查看 xfs 的文件系统信息

eg.

[eP@epct ~]$ xfs_info /dev/sda2
#返回值
meta-data=/dev/sda2              isize=256    agcount=4, agsize=65536 blks
         =                       sectsz=512   attr=2, projid32bit=1
         =                       crc=0        finobt=0
data     =                       bsize=4096   blocks=262144, imaxpct=25
         =                       sunit=0      swidth=0 blks
naming   =version 2              bsize=4096   ascii-ci=0 ftype=0
log      =internal               bsize=4096   blocks=2560, version=2
         =                       sectsz=512   sunit=0 blks, lazy-count=1
realtime =none                   extsz=4096   blocks=0, rtextents=0

第 1 行
isize	指单个 inode 的大小为 256bytes
agcount	指这个文件系统上的 Allocation Group 的总数目为 4 个
agsize	指每个 Allocation Group 中用于记录 meta-data 的 blocks 数量为 65536 个

第 2 行
sectsz	指该磁盘的逻辑扇区大小为 512bytes

第 3 行
bsize	指该文件系统中，每个 data block 的大小为 4096bytes
blocks	指该文件系统中一共有 262144 个 data block

第 6 行
internal指该文件系统的 log sector 占用的是本身的空间



查看文件系统的使用量 df/du

df 查看指定目录或文件占硬盘的总量

df [-ahikHTm] [目录或文件名]
-a 列出所有的文件系统
-h 使用人类可读的大小显示方式
-i 用 inode 数量替代文件大小
-k 以 1KB 为单位显示文件大小
-m 以 1MB 为单位显示文件大小
-H 以 1000 替代 1024 作为进制大小
-T 同时写出该分区的文件系统格式


eg.
[eP@epct ~]$ df
#返回
Filesystem	1K-blocks	Used	Available	Use%	Mount on
...blah...blah...blah...

Filesystem 列出设备名称（分区名）
1K-block 列出该文件系统的总容量（1KB 为单位）
Used 使用的总量
Available 可用的总量
Use% 使用的百分比
Mount on 挂载的目录


当 df 后面跟随了路径，则显示该路径所在的文件系统的信息



du 显示文件占用的磁盘空间

du [-ahsSkm] [目录或文件名]

-a 除了显示每个子文件夹占用的总大小，也显示每个文件占用的大小
-h 人类可读的大小显示
-s, --summarize 只列出指定文件/文件夹的大小
-S 对于文件夹，只计算自身含有的文件大小，而不将其下子目录文件的大小计算入其中
-k 以 KB 显示
-m 以 MB 显示



硬链接、符号链接

硬链接（Hard Link）->在目录中写入指向同一个 inode 号的文件记录

eg.
[eP@epct ~]$ touch OriginFile
[eP@epct ~]$ ln ./OriginFile SecondFile
[eP@epct ~]$ ls -li

#返回 inode 号完全相同的两个文件


硬链接的特点：原始文件删除其也能正常工作（只要 inode 不被移除就可以正常工作）
			不能跨 文件系统 创建硬链接
			不能对 目录 创建硬链接


符号链接（Symbolic Link）->创建一个文件，这个文件的内容指向另一个文件的文件名/目录


ln 创建链接
ln [-sf] [来源文件] [目标文件]
-s 创建符号链接，默认状态下创建硬链接
-f 如果目标文件存在，则先移除之后再创建链接


关于空文件夹的硬链接数为 2 的解释
假设一个空文件夹 ~/NewFolder

一定会创建三样东西
~/NewFolder
~/NewFolder/.
~/NewFolder/..

由于 ~/NewFolder 与 ~/NewFolder/. 等价
所以还剩 ~/NewFolder/.. 和 {~/NewFolder | ~/NewFolder/.} 两个链接点了



lsblk 显示系统的磁盘/分区列表（ls block）

lsblk [-dfimpt] [device]

-d, --nodeps 只显示磁盘本身的信息，而不显示磁盘分区的状态
-f, --fs 同时显示对应的文件系统
		 等价于 -o NAME,FSTYPE,LABEL,MOUNTPOINT
-i, --ascii 仅用 ASCII 码来展示文件夹层级关系
-m, --perms 输出设备的权限信息
-p, --paths 输出完成的设备路径
-t, --topology 列出磁盘的完整信息
-o, --output 自定义输出列
			 输出列的内容以逗号 , 作为分隔
			 若在 此选项前添一个加号 + 则表示，
			 当前指定的内容追加至 lsblk 默认输出之后
			 eg.
			 lsblk -o +UUID
			 具体的追加内容可以查看 lsblk --help
eg.

[eP@epct ~]$ lsblk
#返回
NAME	MAJ:MIN	RM	SIZE	TYPE	MOUNTPOINT
...BLAH...BLAH...BLAH...

NAME 设备的名字
MAJ:MIN 核心识别设备时的编号，依次为 主要编号:次要编号
RM 是否为可卸载设备（Removable Device）
SIZE 设备容量
RO 是否为只读设备（Read Only）
TYPE 设备类型（磁盘 disk/分区 part/ROM 等）
MOUNTPOINT 挂载点



blkid 显示设备的UUID（block ID）
UUID 全局唯一识别符（Universally Unique Identifier）
每个设备都有一个唯一的识别符用于挂载等操作

blkid 就可以用来查询它们的 UUID



列出当指定磁盘的各类信息以及分区状态
parted [device] print
【parted 命令详见 07补、 parted 命令】



磁盘分区工具 fdisk（MRB适用）/gdisk（GPT适用）

#！注意不要对已经被挂载的分区进行操作！！

以 gdisk 为例

gdisk [磁盘]

会列出磁盘信息

常用的命令
d 删除分区
n 新建分区
p 显示分区表
q 放弃更改并退出
w 写入分区并退出


输入 p 之后
返回
Number	Start(sector)	End(sector)	Size	Code Name
...Blah...Blah...Blah...

Number 分区编号
Start(sector)/End(sector) 开始/结束 扇区号
Size 分区容量
Code 【未知？？】
Name 文件系统名


新建分区

0、输入 p，查看当前分区状况
1、输入 n，进入新增分区状态
2、请求分区号，直接按 Enter，自动指定一个分区号
3、请求分区起始扇区 或 留空容量，直接按 Enter，自动指定一个分区号
4、请求分区结束扇区 或 留空容量，请使用 +容量值，指定容量，系统自动计算扇区
5、请求分区文件系统，可以按 L 查看代号
6、重复0-5步，完成新建分区
7、输入p，查看最终分区结果
8、输入w，写入分区表

此时会提示重启系统，以便内核读取新的分区信息

0、使用 cat /proc/partitions 查看当前认知的分区信息
1、使用 partprobe [-s] 来要求 Linux 内核去读新的分区表
				-s 的目的是输出一个总结


删除分区

0、输入 p，查看当前分区状况
1、输入 d，进入删除分区状态
2、请求要删除的分区号，手动输入一个值
3、重复0-2步，完成删除分区
4、输入 p，查看最终分区结果
5、输入 w，写入分区表
6、使用 partprobe -s 来让内核去读新的分区表



格式化分区--为分区新建文件系统
mkfs.[文件系统] 或者 mkfs -t [文件系统]

（1）XFS 的格式化

mkfs.xfs [-b bsize] [-d parms] [-f] [-i parms] [-l parms] [-L label] [-r parms] [分区]

以下参数设计到容量的时候可以使用k，m，g，t，p（小写）来指定
如果使用 s 作为单位的话，则代表 sector 的个数

-b 单个 block 的大小，512bytes-64Kbytes ， Linux 最大只识别 4K 大小

-d data block 的相关参数
	agcount：与 CPU 的核心数相关
			 如果不使用RAID，则与 CPU 核心数相等，如果有 Intel 的超线程技术，则为实际核心的两倍
	agsize：每个 AG 具有多大容量
	agcount/agsize 二选一
	file=[0或1]：格式化的是一个文件而非设备（比如虚拟光驱等等）
	su
	sw
	sunit
	swidth
-f 强制格式化原有文件系统
-i inode 的相关参数
	size：单个 inode 的大小，256byte-2K
-l log_section 的相关参数
	internal=[0或1]： log 文件是否记录在自身文件系统之中
	logdev=[dev]:如果 log 文件不记录在自身文件系统中，则指定记录的设备
	size：整个 log_sector 的代销，最小为 512 个 blocks
-r realtime_section 的相关参数
	一般不设定，除非使用了RAID


eg.

[eP@epct ~]$ mkfs.xfs /dev/sda4


（2）EXT4 的格式化

mkfs.ext4 [-b size] [-L label] [分区]


查看 当前的 CPU 线程数

cat /proc/cpuinfo | grep "processor"




xfs_repair 检查和修复 xfs 文件系统的错误

#！不可对已挂载的文件系统进行检查

xfs_repair [-fnd] [设备]
-f 检查的是一个文件而非一个设备
-n 只检查错误而不修复文件系统（No Modify Mode）
-d 对只读目录进行修复操作，一般是针对 / 根目录的检查与修复操作，很危险，（dangerous repair）



文件系统的挂载

mount
无参数 罗列当前的挂载信息
-a, --all 依照 /etc/fstab 的信息，将所有未挂载的文件系统全部挂载上来
-l 在罗列挂载信息的时候加上 文件系统的 Label

[-t <文件系统>] [LABEL=""] [挂载点]
[-t <文件系统>] [UUID=""] [挂载点]
[-t <文件系统>] [设备名] [挂载点]

以上三种都是挂载时使用的命令
-t 指定文件系统的类型（一般不需要指定，系统自动识别）
-n, --no-mtab 一般来说，系统的挂载情况会实时写入 /etc/mtab 文件中
					   但在某些情况下，我们不希望 /etc/mtab 被更新
					   此时我们就使用 -n 来禁止本次 /etc/mtab 的更新
-o, --options 附带一些参数
			  async/sync	异步/同步更新硬盘数据
			  atime/noatime 修改/不修改读取时间
			  ro/rw			只读/读写
			  auto/noauto	允许/不允许自动挂载（mount -a）
			  dev/nodev		允许/不允许挂载其他设备
			  suid/nosuid	允许/不允许含有 SUID、SGID 属性的文件
			  exec/noexec	允许/不允许可执行二进制文件
			  user/nouser	允许/不允许非 root 用户挂载该文件系统
			  defaults		默认参数：rw, suid, dev, exec, auto, nouser, async
			  remount		重新挂载


在单人模式下，以读写方式打开根目录 / 的方法
mount -n -o remount,rw /
#不更新 /etc/mtab 并以读写方式重新挂载 根目录 /

#!注意挂载的时候，文件夹本身具有的文件会被隐藏，而只展示被挂载的目录结构
理论上来说，一个用于挂载的目录应该是空的


系统自动识别的文件系统的顺序：
cat /etc/filesystems

系统具有的 文件系统 的驱动
/lib/modules/$(uname -r)/kernel/fs


eg.
[ep@epct ~]$ mkdir -p /tmp/data/xfs
# 创建挂载目录
[ep@epct ~]$ lsblk
#查看系统识别的所有存储设备/分区（块设备）
[ep@epct ~]$ mount /dev/sda4 /tmp/data/xfs
# 将分区 /dev/sda4 挂载到目录 /tmp/data/xfs 中
[eP@epct ~]$ df /tmp/data/xfs
# 查看文件系统用量


修改不可卸载的目录的挂载参数
mount -o remount,...

eg.
[eP@epct ~]$ mount -o remount,rw,auto /
#使用 remount 参数来让某个目录具有新的挂载参数


挂载非文件系统的目录（文件夹的硬链接）
mount --bind [源目录] [目标目录]

eg.
[eP@epct ~]$ mkdir /tmp/var
[eP@epct ~]$ mount --bind /var /tmp/var
# 将 /var 挂载至 /tmp/var
[eP@epct ~]$ ls -lid var /tmp/var
# 返回的 inode 是一样的



文件系统的卸载

umount [-fn] [装置名|挂载点]

-f, --force 强制卸载一个文件系统（当文件系统本身无法读取的时候）（比如断线的网络硬盘）
-l, --lazy 立刻从文件层级中断开这个文件系统，并在文件系统空闲的时候删除所有的对它的引用
-n, --no-mtab 卸载但不更新 /etc/mtab

注意如果卸载的时候提示文件系统正忙，请 cd 至该文件系统之外的目录再试



eject 卸载文件系统，并关闭物理设备

eject <设备名>|<挂载点>


设备和设备文件

Linux 使用 设备文件的 Major号 和 Minor号 来代表设备
也就是说，每个 /dev 文件夹下的 设备文件都使用特定的 Major号 和 Minor号 来定义至特殊的设备上

eg.
[ep@epct data]$ ls -l /dev/sd*
#返回
brw-rw----. 1 root disk 8, 0 Jul 18 17:06 /dev/sda
brw-rw----. 1 root disk 8, 1 Jul 18 17:06 /dev/sda1
brw-rw----. 1 root disk 8, 2 Jul 18 17:06 /dev/sda2
brw-rw----. 1 root disk 8, 3 Jul 18 17:06 /dev/sda3
brw-rw----. 1 root disk 8, 4 Jul 18 17:06 /dev/sda4
brw-rw----. 1 root disk 8, 5 Jul 18 17:06 /dev/sda5

注意权限开头的 b，以及 8,0 这列，这就是 block设备 中 普通磁盘 对应的 major/minor 号

常见的设备的 major/minor 号

设备名		Major	Minor
/dev/sda	8		0-15
/dev/sdb	8		16-31
/dev/loop0	7		0
/dev/loop1	7		1


一般来说，设备的 major/minor 在系统正确识别设备之后都会自动分配
但在某些情况下，需要手动创建这些设备文件


手动创建 设备文件，并设置 major/minor 号

mknod <设备文件> [bcp] [Major] [Minor]

b 这是一个 block 设备（块设备）
c 这是一个 character 设备（字符设备）
p 者是一个 pipe 设备（FIFO设备）

eg.创建一个 FIFO 设备文件，并删除它

[ep@epct ~]$ mknod /tmp/testpipe p
# 创建了一个 pipe 设备
[ep@epct ~]$ ls -l /tmp/testpipe
#返回以  prw-r--r-- 开头的属性
[ep@epct ~]$ rm /tmp/testpipe



修改 XFS 文件系统下的 文件系统 标签（Label Name）和 UUID

xfs_admin [-lu] [-L label] [-U uuid] [设备文件]
-l 显示设备标签
-u 显示设备UUID
-L 写入设备标签
-U 写入设备UUID

uuidgen 生成 UUID


修改 EXT4 文件系统下的 文件系统 标签 和 UUID

tune2fs [-l] [-L label] [-U uuid] [设备文件]
参数类似 XFS


自动挂载

/etc/fstab 自动挂载配置


系统挂载的限制于注意事项

1、根目录 / 必须挂载，且一定要第一个被挂载
2、其他 挂载点 必须是 已经存在 的目录，并要遵守 FHS （系统目录构架原则）
3、任意一个 挂载点 在同一时间内，只能被挂载一次
4、任意一个 文件系统 在同一时间内，只能被挂载一次
5、请先将 工作目录 移动至 挂载点 之外，再进行卸载
6、挂载的目录默认属于 root，要使其他人可以读写这个目录，请在挂载后，执行 chmod 777 <挂载目录>

eg.
#查看自动挂载配置文件
[ep@epct ~]$ cat /etc/fstab
#返回
/dev/mapper/centos-root / xfs defaults 0 0
...Blah...Blah...Blah...

依次是
设备文件/UUID			文件系统挂载点	文件系统格式	挂载参数		是否使用dump备份	是否自动执行fsck（xfs 不适用 fsck）
/dev/mapper/centos-root /				xfs			defaults 	0				0


注意，在/dev/mapper 下的是 VLM 设备创建的文件系统
文件系统包含 xfs/ext4/vfat/reiserfs/nfs 等

eg. 配置自动挂载 xfs 格式的 /dev/sda4

[ep@epct ~]$ mkdir /data/xfs
# 创建挂载点
[ep@epct ~]$ lsblk
# 查看磁盘文件系统信息，与当前挂载信息
# 若要自动挂载的磁盘已被挂载，请先将其卸载
[ep@epct ~]$ blkid /dev/sda4
# 查看 /dev/sda4 的 UUID
[ep@epct ~]$ blkid /dev/sda4 > ./Desktop/somestring
# 将 blkid 的输出值重定向至一个文件
[ep@epct ~]$ nano ./Desktop/somestring
# 使用 nano 修改 somestring 的内容以符合 /etc/fstab 的格式要求
[ep@epct ~]$ cat ./Desktop/somestring >> /etc/fstab
# 将 somestring 的内容追加至 /etc/fstab 的文件尾部
[ep@epct ~]$ mount -a
# 测试自动挂载结果，若结果成功，则下次开机时可自动挂载
# 若不成功，重新检查问题所在



挂载光盘镜像（loop设备）

mount -o loop [镜像文件] [挂载目录]

eg.
[ep@epct ~]$ mkdir /data/loopfs
# 创建挂载点
[ep@epct ~]$ mount -o loop ~/test.iso /data/loopfs
# 用 -o loop 参数挂载镜像文件，在 CentOS7 之后，不使用 -o loop 也可以挂载
[ep@epct ~]$ umount /data/loopfs
# 卸载光盘镜像



自动挂载光盘镜像的配置

/etc/fstab 添加

[镜像位置] [挂载点] [文件系统] default,loop 0 0

注意要添加 loop 来指明这个文件系统是一个文件



Swap 交换空间的 创建 启用 自动挂载配置

(1) gdisk 分出一块磁盘空间
(2) mkswap 将分出的磁盘空间转换为 swap 分区
(3) swapon 启用 swap 分区
(4) 配置 /etc/fstab 自动挂载分区

其他相关命令
<1> free 查看剩余 内存 和 swap 空间
<2> swapon -s 查看系统当前 swap 详情
<3> swapoff 卸载某个 swap 分区
<4> swapon -a swap 分区自动挂载测试
<5>

eg.
[ep@epct ~]$ gdisk /dev/sda
# 用 gdisk 切割出 512MB 大小的 /dev/sda5
[ep@epct ~]$ mkswap /dev/sda5
# 使用特殊的 swapon 格式化 /dev/sda5 分区
[ep@epct ~]$ free
# 使用 free 命令查看当前 内存 和 swap



ls -l 列表中返回的第一行的 total 指实际占用的磁盘空间，也就是 单个 block 大小 * 占用的 block 大小
由于会出现 block 未写满的情况，所以文件大小和占用大小不是一模一样的



命令行式分区

parted [设备] [命令 <参数>]
常用命令与参数
新建分区 mkpart [primary|logical|extended] [ext4|vfat|xfs] 开始位置 结束位置
显示分区 print
删除分区 rm [分区]
【parted 命令详见 07补、 parted 命令】