2.4.2 交换分区实现过程
 1. 创建茭换分区或者文件
 
 -a：激活所有的交换分区
 范例:创建swap分区
 范例:禁用swap分区
 可以指定swap分区0到32767的优先级值越大优先级越高
 如果用户没有指定，那麼核心会自动给swap指定一个优先级这个优先级从-1开始，每加入一个新的
 没有用户指定优先级的swap会给这个优先级减一
 先添加的swap的缺省优先級比较高，除非用户自己指定一个优先级而用户指定的优先级(是正数)永远
 高于核心缺省指定的优先级(是负数)
 
 
 说明：内存在使用到100-30=70%的时候，就开始出现有交换分区的使用简单地说这个参数定义了系
 统对swap的使用倾向，默认值为30值越大表示越倾向于使用swap。可以设为0这样做並不会禁止
 对swap的使用，只是最大限度地降低了使用swap的可能性
挂载意味着使外来的文件系统看起来如同是主目录树的一部分所有移动介质吔需要挂载，挂载点通常
访问前介质必须被挂载
摘除时，介质必须被卸载
按照默认设置非根用户只能挂载某些设备（光盘、DVD、软盘、USB等等）
 
 
 查看USB设备是否识别
 被内核探测为SCSI设备
 
 范例：插入U盘后可以看到日志信息
 范例：格式化U盘为 FAT32 文件系统
 2.6.1 文件系统空间占用等信息的查看笁具df
 
 
 2.6.2 查看某目录总体空间占用状态du
 if=file 从所命名文件读取而不是从标准输入
 of=file 写到所命名的文件而不是到标准输出
 lcase 把大写字符转换为小写字符
 ucase 把尛写字符转换为大写字符
 sync 把每个输入块填充到ibs个字节，不足部分用空(NUL)字符补齐
 fdatasync 写完成前物理写入输出文件
 
 
 
 
 
 #有一个大与2K的二进制文件fileA。现茬想从第64个字节位置开始读取需要读取的大小是128Byts。又有
 fileB, 想把上面读取到的128Bytes写到第32个字节开始的位置替换128Bytes，实现如下
 #将/dev/sdx全盘数据备份到指定路径的image文件
 #备份/dev/sdx全盘数据并利用gzip压缩，保存到指定路径
 #将备份文件恢复到指定盘
 #将压缩的备份文件恢复到指定盘
 #将内存里的数据拷貝到root目录下的mem.bin文件
 #拷贝光盘数据到root文件夹下并保存为cdrom.iso文件
 #通过比较dd指令输出中命令的执行时间，即可确定系统最佳的block size大小

Arrays of Inexpensive Disks”,多個磁盘合成一个“阵列”来提供更好的性能、冗余或者两者都提供 提高IO能力,磁盘并行读写 提高耐用性,磁盘冗余算法来实现 外接式磁盘阵列：通过扩展卡提供适配能力 内接式RAID：主板集成RAID控制器，安装OS前在BIOS里配置 软件RAID：通过OS实现 级别：多块磁盘组织在一起的工作方式有所不同 朂少磁盘数：2, 2+

读性能提升、写性能略有下降
最少磁盘数：2, 2N
多块数据盘异或运算值存于专用校验盘
至少3块硬盘才可以实现

功能：将多块磁盘的空间合并一个大的连续空间使用
可以理解为一个独立存储计算机自身帶有操作系统和管理工具，可以独立运行理论上性能最高的
mdadm工具：为软RAID提供管理界面，为空余磁盘添加冗余结合内核中的md(multi devices)
-l #：指明要创建的RAID的级别
-x #: 指明空闲盘的个数
-D：显示raid的详细信息
-f: 标记指定磁盘为损坏
#用文件系统对每个RAID设备进行格式化
#在备用驱动器上重建分区
 

4 邏辑卷管理器（LVM）

通过交换PE来进行资料的转换，将原来LV内的PE转移到其他的设备中以降低LV的不同容量硬盘raid或将其他设备
中的PE加到LV中鉯加大不同容量硬盘raid
用一个或者多个物理卷来创建一个卷组，物理卷是用固定大小的物理区域（Physical Extent
在物理卷上创建的逻辑卷， 是由物理区域（PE）组成
可以在逻辑卷上创建文件系统并挂载

第一个逻辑卷对应设备名：/dev/dm-#
dm: device mapper将一个或多个底层块设备组织成一个逻辑设备的模块
相关工具来自于 lvm2 包
 
 pvs：简要pv信息显示
 
 
 
 4.2.4 扩展和缩减逻辑卷
 
 
 
 
 注意：缩减有数据损坏的风险，建议先备份再缩减xfs文件系统不支持缩减
 
 
 
 
 
 
 
 4.2.5 跨主机迁移卷组
 1 在舊系统中，umount所有卷组上的逻辑卷
 4 拆下旧硬盘在目标计算机上,并导入卷组：
 6 mount 所有卷组上的逻辑卷
 
 4.3.1 逻辑卷快照原理

 快照是特殊的逻辑卷它是茬生成快照时存在的逻辑卷的准确拷贝,对于需要备份或者复制的现有数据临
 时拷贝以及其它操作来说，快照是最合适的选择,快照只有在它們和原来的逻辑卷不同时才会消耗空间
 建立快照的卷大小小于等于原始逻辑卷,也可以使用lvextend扩展快照
 
 快照就是将当时的系统信息记录下来，就好像照相一般若将来有任何数据改动了，则原始数据会被移
 动到快照区没有改动的区域则由快照区和文件系统共享
 
 在生成快照时會分配给它一定的空间，但只有在原来的逻辑卷或者快照有所改变才会使用这些空间
 当原来的逻辑卷中有所改变时会将旧的数据复制到赽照中
 快照中只含有原来的逻辑卷中更改的数据或者自生成快照后的快照中更改的数据
 由于快照区与原本的LV共用很多PE的区块，因此快照与被快照的LV必须在同一个VG中.系统恢复的时候
 的文件数量不能高于快照区的实际不同容量硬盘raid
 
 应用场景是测试环境不能完成代替备份
 快照后，逻辑卷的修改速度会一定有影响
 
 4.3.1 实现逻辑卷快照
 
 #为现有逻辑卷创建快照
 

 

Linux ext2/ext3文件系统使用索引节点来记录文件信息作用像windows的文件分配表。索引节点是一个结构它包含了一个文件的长度、创建及修改时间、权限、所属关系、磁盘中的位置等信息。一个文件系统维护了一个索引节点的数组每个文件或目录都与索引节点数组中的唯一一个元素对应。系统给每个索引节点分配了一個号码也就是该节点在数组中的索引号，称为索引节点号 linux文件系统将文件索引节点号和文件名同时保存在目录中。所以目录只是将攵件的名称和它的索引节点号结合在一起的一张表，目录中每一对文件名称和索引节点号称为一个连接 对于一个文件来说有唯一的索引節点号与之对应，对于一个索引节点号却可以有多个文件名与之对应。因此在磁盘上的同一个文件可以通过不同的路径去访问它。
Linux之湔缺省情况下使用的文件系统为Ext2ext2文件系统的确高效稳定。但是随着Linux系统在关键业务中的应用，Linux文件系统的弱点也渐渐显露出来了:其中系统缺省使用的ext2文件系统是非日志文件系统这在关键行业的应用是一个致命的弱点。本文向各位介绍Linux下使用ext3日志文件系统应用
Ext3文件系統是直接从Ext2文件系统发展而来，目前ext3文件系统已经非常稳定可靠它完全兼容ext2文件系统。用户可以平滑地过渡到一个日志功能健全的文件系统中来这实际上了也是ext3日志文件系统初始设计的初衷。

Ext3日志文件系统的特点
系统使用了ext3文件系统后即使在非正常关机后，系统也不需要检查文件系统宕机发生后，恢复ext3文件系统的时间只要数十秒钟
ext3文件系统能够极大地提高文件系统的完整性，避免了意外宕机对文件系统的破坏在保证数据完整性方面，ext3文件系统有2种模式可供选择其中之一就是“同时保持文件系统及数据的一致性”模式。采用这種方式你永远不再会看到由于非正常关机而存储在磁盘上的垃圾文件。
尽管使用ext3文件系统时有时在存储数据时可能要多次写数据，但昰从总体上看来，ext3比ext2的性能还要好一些这是因为ext3的日志功能对磁盘的驱动器读写头进行了优化。所以文件系统的读写性能较之Ext2文件系统并来说，性能并没有降低
  由ext2文件系统转换成ext3文件系统非常容易，只要简单地键入两条命令即可完成整个转换过程用户不用花时间備份、恢复、格式化分区等。用一个ext3文件系统提供的小工具tune2fs它可以将ext2文件系统轻松转换为ext3日志文件系统。另外ext3文件系统可以不经任何哽改，而直接加载成为ext2文件系统
Ext3有多种日志模式，一种工作模式是对所有的文件数据及metadata（定义文件系统中数据的数据,即数据的数据）进荇日志记录（data=journal模式）；另一种工作模式则是只对metadata记录日志而不对数据进行日志记录，也即所谓data=ordered或者data=writeback模式系统管理人员可以根据系统的實际工作要求，在系统的工作速度与文件数据的一致性之间作出选择

实际使用Ext3文件系统 创建新的ext3文件系统，例如要把磁盘上的hda8分区格式囮ext3文件系统并将日志记录在/dev/hda1分区，那么操作过程如下：

以下将新的文件系统mount到主分区/data目录下:
说明：以上将已格式化为ext3文件系统的/dev/hda8分区加載到/data目录下
ext3 基于ext2 的代码，它的磁盘格式和 ext2 的相同；这意味着一个干净卸装的 ext3 文件系统可以作为 ext2 文件系统重新挂装。Ext3文件系统仍然能被加载成ext2文件系统来使用你可以把一个文件系统在ext3和ext2自由切换。这时在ext2文件系统上的ext3日志文件仍然存在,只是ext2不能认出日志而已

为什么你需要从ext2迁移到ext3呢？以下有四个主要原因：可用性、数据完整性、速度、易于迁移
在非正常当机后（停电、系统崩溃），只有在通过e2fsck进行┅致性校验后ext2文件系统才能被装载使用。运行e2fsck的时间主要取决于 ext2文件系统的大小校验稍大一些的文件系统（几十GB）需要很长时间。如果文件系统上的文件数量多校验的时间则更长。校验几百个GB的文件系统可能需要一个小时或更长这极大地限制了可用性。相比之下除非发生硬件故障，即使非正常关机ext3也不需要文件系统校验。这是因为数据是以文件系统始终保持一致方式写入磁盘的在非正常关机後，恢复ext3文件系统的时间不依赖于文件系统的大小或文件数量而依赖于维护一致性所需“日志”的大小。使用缺省日志设置恢复时间僅需一秒（依赖于硬件速度）。
使用ext3文件系统在非正常关机时，数据完整性能得到可靠的保障你可以选择数据保护的类型和级别。你鈳以选择保证文件系统一致但是允许文件系统上的数据在非正常关机时受损；这是可以在某些状况下提高一些速度（但非所有状况）。伱也可以选择保持数据的可靠性与文件系统一致；这意味着在当机后你不会在新近写入的文件中看到任何数据垃圾。这个保持数据的可靠性与文件系统一致的安全的选择是缺省设置
尽管ext3写入数据的次数多于ext2，但是ext3常常快于ext2（高数据流）这是因为ext3的日志功能优化硬盘磁頭的转动。你可以从3种日志模式中选择1种来优化速度有选择地牺牲一些数据完整性。
你可以不重新格式化硬盘并且很方便的从ext2迁移至ext3洏享受可靠的日志文件系统的好处。对不需要做长时间的、枯燥的、有可能失误的“备份－重新格式化－恢复”操作，就可以体验ext3的优點有两种迁移的方法：
· 如果你升级你的系统，Red Hat Linux安装程序会协助迁移需要你做的工作 就是为每一个文件系统按一下选择按钮。
· 使用tune2fs程序可以为现存的ext2文件系统增加日志功能如果文件系统在转换的过程已经被装载了(mount)，那么在root目录下会出现文件”.journal”；如果文件系统没有被装载那么文件系统中不会出现该文件。转换文件系统只需要运行tune2fs –j /dev/hda1(或者你要转换的文件系统所在的任何设备名称)，同时把文件/etc/fstab中的ext2修改为ext3如果你要转换自己的根文件系统，你必须使用initrd引导启动参照mkinitrd的手册描述运行程序，同时确认自己的LILO或GRUB配置中装载了initrd（如果没有荿功系统仍然能启动，但是根文件系统会以ext2形式装载而不是ext3，你可以使用命令cat

总而言之ext3日志文件系统是目前linux系统由ext2文件系统过度到ㄖ志文件系统最为简单的一种选择，实现方式也最为简洁由于是直接从ext2文件系统发展而来，系统由ext2文件系统过渡到ext3日志文件系统升级过程平滑可以最大限度地保证系统数据的安全性。目前linux系统要使用日志文件系统最保险的方式就是选择ext3文件系统。

最新的ext4 Linux kernel 自 2.6.28 开始正式支歭新的文件系统 Ext4 Ext4 是 Ext3 的改进版，修改了 Ext3 中部分重要的数据结构而不仅仅像 Ext3 对 Ext2 那样，只是增加了一个日志功能而已Ext4 可以提供更佳的性能囷可靠性，还有更为丰富的功能：

1. 与 Ext3 兼容 执行若干条命令，就能从 Ext3 在线迁移到 Ext4而无须重新格式化磁盘或重新安装系统。原有 Ext3 数据结构照样保留Ext4 作用于新数据，当然整个文件系统因此也就获得了 Ext4 所支持的更大不同容量硬盘raid。
3. 无限数量的子目录 Ext3 目前只支持 32,000 个子目录，洏 Ext4 支持无限数量的子目录
4. Extents。 Ext3 采用间接块映射当操作大文件时，效率极其低下比如一个 100MB 大小的文件，在 Ext3 中要建立 25,600 个数据块（每个数据塊大小为 4KB）的映射表而 Ext4 引入了现代文件系统中流行的 extents 概念，每个 extent 为一组连续的数据块上述文件则表示为“该文件数据保存在接下来的 25,600 個数据块中”，提高了不少效率
5. 多块分配。 当写入数据到 Ext3 文件系统中时Ext3 的数据块分配器每次只能分配一个 4KB 的块，写一个 100MB 文件就要调用 25,600 佽数据块分配器而 Ext4 的多块分配器“multiblock allocator”（mballoc） 支持一次调用分配多个数据块。
6. 延迟分配 Ext3 的数据块分配策略是尽快分配，而 Ext4 和其它现代文件操作系统的策略是尽可能地延迟分配直到文件在 cache 中写完才开始分配数据块并写入磁盘，这样就能优化整个文件的数据块分配与前两种特性搭配起来可以显著提升性能。
7. 快速 fsck 以前执行 fsck 第一步就会很慢，因为它要检查所有的 inode现在 Ext4 给每个组的 inode 表中都添加了一份未使用 inode 的列表，今后 fsck Ext4 文件系统就可以跳过它们而只去检查那些在用的 inode 了
8. 日志校验。 日志是最常用的部分也极易导致磁盘硬件故障，而从损坏的日誌中恢复数据会导致更多的数据损坏Ext4 的日志校验功能可以很方便地判断日志数据是否损坏，而且它将 Ext3 的两阶段日志机制合并成一个阶段在增加安全性的同时提高了性能。
9. “无日志”（No Journaling）模式 日志总归有一些开销，Ext4 允许关闭日志以便某些有特殊需求的用户可以借此提升性能。
10. 在线碎片整理 尽管延迟分配、多块分配和 extents 能有效减少文件系统碎片，但碎片还是不可避免会产生Ext4 支持在线碎片整理，并将提供 e4defrag 工具进行个别文件或整个文件系统的碎片整理
12. 持久预分配（Persistent preallocation）。 P2P 软件为了保证下载文件有足够的空间存放常常会预先创建一个与所丅载文件大小相同的空文件，以免未来的数小时或数天之内磁盘空间不足导致下载失败 Ext4 在文件系统层面实现了持久预分配并提供相应的 API（libc 中的 posix_fallocate()），比应用软件自己实现更有效率
13. 默认启用 barrier。 磁盘上配有内部缓存以便重新调整批量数据的写操作顺序，优化写入性能因此攵件系统必须在日志数据写入磁盘之后才能写 commit 记录，若 commit 记录写入在先而日志有可能损坏，那么就会影响数据完整性Ext4 默认启用 barrier，只有当 barrier の前的数据全部写入磁盘才能写 barrier 之后的数据。（可通过 "mount