由于各项磁碟的物理组成我们在第零章里面就介绍过， 同时第三章也谈过分割的概念了， 所以这个小节我们就拿之前的重点出来介绍就好了！详细的资讯请您回去那两章自行复习喔！^_^。 好了，首先说明一下磁碟的物理组成，整颗磁碟的组成主要有：

• 圆形的磁碟盘(主要记录资料的部分)；
• 机械手臂，与在机械手臂上的磁碟读取头(可读写磁碟盘上的资料)；
• 主轴马达，可以转动磁碟盘，让机械手臂的读取头在磁碟盘上读写资料。

从上面我们知道资料储存与读取的重点在于磁碟盘，而磁碟盘上的物理组成则为(假设此磁碟为单碟片， 磁碟盘图示请参考第三章图2.2.1的示意)：

• 磁区(Sector)为最小的物理储存单位，每个磁区为 512 bytes；
• 将磁区组成一个圆，那就是磁柱(Cylinder)，磁柱是分割槽(partition)的最小单位；
• 第一个磁区最重要，里面有：(1)主要开机区(Master boot record, MBR)及分割表(partition table)， 其中 MBR 占有 446 bytes，而 partition table 则占有 64 bytes。

各种介面的磁碟在Linux中的档案名称分别为：

• /dev/sd[a-p][1-15]：为SCSI, SATA, USB, Flash随身碟等介面的磁碟档名；
• /dev/hd[a-d][1-63]：为 IDE 介面的磁碟档名；

复习完物理组成后，来复习一下磁碟分割吧！所谓的磁碟分割指的是告诉作业系统‘我这颗磁碟在此分割槽可以存取的区域是由 A 磁柱到 B 磁柱之间的区块’， 如此一来作业系统就能够知道他可以在所指定的区块内进行档案资料的读/写/搜寻等动作了。 也就是说，磁碟分割意即指定分割槽的启始与结束磁柱就是了。

那么指定分割槽的磁柱范围是记录在哪里？就是第一个磁区的分割表中啦！但是因为分割表仅有64bytes而已， 因此最多只能记录四笔分割槽的记录，这四笔记录我们称为主要 (primary) 或延伸 (extended) 分割槽，其中延伸分割槽还可以再分割出逻辑分割槽 (logical) ， 而能被格式化的则仅有主要分割与逻辑分割而已。

最后，我们再将第三章关于分割的定义拿出来说明一下啰：

• 主要分割与延伸分割最多可以有四笔(硬碟的限制)
• 延伸分割最多只能有一个(作业系统的限制)
• 逻辑分割是由延伸分割持续切割出来的分割槽；
• 能够被格式化后，作为资料存取的分割槽为主要分割与逻辑分割。延伸分割无法格式化；
• 逻辑分割的数量依作业系统而不同，在Linux系统中，IDE硬碟最多有59个逻辑分割(5号到63号)， SATA硬碟则有11个逻辑分割(5号到15号)。

我们都知道磁碟分割完毕后还需要进行格式化(format)，之后作业系统才能够使用这个分割槽。 为什么需要进行‘格式化’呢？这是因为每种作业系统所设定的档案属性/权限并不相同， 为了存放这些档案所需的资料，因此就需要将分割槽进行格式化，以成为作业系统能够利用的‘档案系统格式(filesystem)’。

由此我们也能够知道，每种作业系统能够使用的档案系统并不相同。 举例来说，windows 98 以前的微软作业系统主要利用的档案系统是 FAT (或 FAT16)，windows 2000 以后的版本有所谓的 NTFS 档案系统，至于 Linux 的正统档案系统则为 Ext2 (Linux second extended file system, ext2fs)这一个。此外，在预设的情况下，windows 作业系统是不会认识 Linux 的 Ext2 的。

传统的磁碟与档案系统之应用中，一个分割槽就是只能够被格式化成为一个档案系统，所以我们可以说一个 filesystem 就是一个 partition。但是由于新技术的利用，例如我们常听到的LVM与软体磁碟阵列(software raid)， 这些技术可以将一个分割槽格式化为多个档案系统(例如LVM)，也能够将多个分割槽合成一个档案系统(LVM, RAID)！ 所以说，目前我们在格式化时已经不再说成针对 partition 来格式化了， 通常我们可以称呼一个可被挂载的资料为一个档案系统而不是一个分割槽喔！

那么档案系统是如何运作的呢？这与作业系统的档案资料有关。较新的作业系统的档案资料除了档案实际内容外， 通常含有非常多的属性，例如 Linux 作业系统的档案权限(rwx)与档案属性(拥有者、群组、时间参数等)。 档案系统通常会将这两部份的资料分别存放在不同的区块，权限与属性放置到 inode 中，至于实际资料则放置到 data block 区块中。 另外，还有一个超级区块 (superblock) 会记录整个档案系统的整体资讯，包括 inode 与 block 的总量、使用量、剩余量等。

每个 inode 与 block 都有编号，至于这三个资料的意义可以简略说明如下：

• superblock：记录此 filesystem 的整体资讯，包括inode/block的总量、使用量、剩余量， 以及档案系统的格式与相关资讯等；
• inode：记录档案的属性，一个档案占用一个inode，同时记录此档案的资料所在的 block 号码；
• block：实际记录档案的内容，若档案太大时，会占用多个 block 。

由于每个 inode 与 block 都有编号，而每个档案都会占用一个 inode ，inode 内则有档案资料放置的 block 号码。 因此，我们可以知道的是，如果能够找到档案的 inode 的话，那么自然就会知道这个档案所放置资料的 block 号码， 当然也就能够读出该档案的实际资料了。这是个比较有效率的作法，因为如此一来我们的磁碟就能够在短时间内读取出全部的资料， 读写的效能比较好啰。

我们将 inode 与 block 区块用图解来说明一下，如下图所示，档案系统先格式化出 inode 与 block 的区块，假设某一个档案的属性与权限资料是放置到 inode 4 号(下图较小方格内)，而这个 inode 记录了档案资料的实际放置点为 2, 7, 13, 15 这四个 block 号码，此时我们的作业系统就能够据此来排列磁碟的读取顺序，可以一口气将四个 block 内容读出来！ 那么资料的读取就如同下图中的箭头所指定的模样了。

图1.2.1、inode/block 资料存取示意图

这种资料存取的方法我们称为索引式档案系统(indexed allocation)。那有没有其他的惯用档案系统可以比较一下啊？ 有的，那就是我们惯用的随身碟(快闪记忆体)，随身碟使用的档案系统一般为 FAT 格式。FAT 这种格式的档案系统并没有 inode 存在，所以 FAT 没有办法将这个档案的所有 block 在一开始就读取出来。每个 block 号码都记录在前一个 block 当中， 他的读取方式有点像底下这样：

图1.2.2、FAT档案系统资料存取示意图

上图中我们假设档案的资料依序写入1->7->4->15号这四个 block 号码中， 但这个档案系统没有办法一口气就知道四个 block 的号码，他得要一个一个的将 block 读出后，才会知道下一个 block 在何处。 如果同一个档案资料写入的 block 分散的太过厉害时，则我们的磁碟读取头将无法在磁碟转一圈就读到所有的资料， 因此磁碟就会多转好几圈才能完整的读取到这个档案的内容！

常常会听到所谓的‘磁碟重组’吧？ 需要磁碟重组的原因就是档案写入的 block 太过于离散了，此时档案读取的效能将会变的很差所致。 这个时候可以透过磁碟重组将同一个档案所属的 blocks 汇整在一起，这样资料的读取会比较容易啊！ 想当然尔，FAT 的档案系统需要三不五时的磁碟重组一下，那么 Ext2 是否需要磁碟重整呢？

由于 Ext2 是索引式档案系统，基本上不太需要常常进行磁碟重组的。但是如果档案系统使用太久， 常常删除/编辑/新增档案时，那么还是可能会造成档案资料太过于离散的问题，此时或许会需要进行重整一下的。 不过，老实说，鸟哥倒是没有在 Linux 作业系统上面进行过 Ext2/Ext3 档案系统的磁碟重组说！似乎不太需要啦！^_^

在第六章当中我们介绍过 Linux 的档案除了原有的资料内容外，还含有非常多的权限与属性，这些权限与属性是为了保护每个使用者所拥有资料的隐密性。 而前一小节我们知道 filesystem 里面可能含有的 inode/block/superblock 等。为什么要谈这个呢？因为标准的 Linux 档案系统 Ext2 就是使用这种 inode 为基础的档案系统啦！

而如同前一小节所说的，inode 的内容在记录档案的权限与相关属性，至于 block 区块则是在记录档案的实际内容。 而且档案系统一开始就将 inode 与 block 规划好了，除非重新格式化(或者利用 resize2fs 等指令变更档案系统大小)，否则 inode 与 block 固定后就不再变动。但是如果仔细考虑一下，如果我的档案系统高达数百GB时， 那么将所有的 inode 与 block 通通放置在一起将是很不智的决定，因为 inode 与 block 的数量太庞大，不容易管理。

为此之故，因此 Ext2 档案系统在格式化的时候基本上是区分为多个区块群组 (block group) 的，每个区块群组都有独立的 inode/block/superblock 系统。感觉上就好像我们在当兵时，一个营里面有分成数个连，每个连有自己的联络系统， 但最终都向营部回报连上最正确的资讯一般！这样分成一群群的比较好管理啦！整个来说，Ext2 格式化后有点像底下这样：

图1.3.1、ext2档案系统示意图(注1)

在整体的规划当中，档案系统最前面有一个开机磁区(boot sector)，这个开机磁区可以安装开机管理程式， 这是个非常重要的设计，因为如此一来我们就能够将不同的开机管理程式安装到个别的档案系统最前端，而不用覆盖整颗硬碟唯一的 MBR， 这样也才能够制作出多重开机的环境啊！至于每一个区块群组(block group)的六个主要内容说明如后：

• data block (资料区块)

data block 是用来放置档案内容资料地方，在 Ext2 档案系统中所支援的 block 大小有 1K, 2K 及 4K 三种而已。在格式化时 block 的大小就固定了，且每个 block 都有编号，以方便 inode 的记录啦。 不过要注意的是，由于 block 大小的差异，会导致该档案系统能够支援的最大磁碟容量与最大单一档案容量并不相同。 因为 block 大小而产生的 Ext2 档案系统限制如下：(注2)

你需要注意的是，虽然 Ext2 已经能够支援大于 2GB 以上的单一档案容量，不过某些应用程式依然使用旧的限制， 也就是说，某些程式只能够捉到小于 2GB 以下的档案而已，这就跟档案系统无关了！ 举例来说，鸟哥在环工方面的应用中有一套秀图软体称为PAVE(注3)， 这套软体就无法捉到鸟哥在数值模式模拟后产生的大于 2GB 以上的档案！害的鸟哥常常还要重跑数值模式...

除此之外 Ext2 档案系统的 block 还有什么限制呢？有的！基本限制如下：

• 原则上，block 的大小与数量在格式化完就不能够再改变了(除非重新格式化)；
• 每个 block 内最多只能够放置一个档案的资料；
• 承上，如果档案大于 block 的大小，则一个档案会占用多个 block 数量；
• 承上，若档案小于 block ，则该 block 的剩余容量就不能够再被使用了(磁碟空间会浪费)。

如上第四点所说，由于每个 block 仅能容纳一个档案的资料而已，因此如果你的档案都非常小，但是你的 block 在格式化时却选用最大的 4K 时，可能会产生一些容量的浪费喔！我们以底下的一个简单例题来算一下空间的浪费吧！

什么情况会产生上述的状况呢？例如 BBS 网站的资料啦！如果 BBS 上面的资料使用的是纯文字档案来记载每篇留言， 而留言内容如果都写上‘如题’时，想一想，是否就会产生很多小档案了呢？

好，既然大的 block 可能会产生较严重的磁碟容量浪费，那么我们是否就将 block 大小订为 1K 即可？ 这也不妥，因为如果 block 较小的话，那么大型档案将会占用数量更多的 block ，而 inode 也要记录更多的 block 号码，此时将可能导致档案系统不良的读写效能。

所以我们可以说，在您进行档案系统的格式化之前，请先想好该档案系统预计使用的情况。 以鸟哥来说，我的数值模式模拟平台随便一个档案都好几百 MB，那么 block 容量当然选择较大的！至少档案系统就不必记录太多的 block 号码，读写起来也比较方便啊！

• inode table (inode 表格)

再来讨论一下 inode 这个玩意儿吧！如前所述 inode 的内容在记录档案的属性以及该档案实际资料是放置在哪几号 block 内！ 基本上，inode 记录的档案资料至少有底下这些：(注4)

• 该档案的存取模式(read/write/excute)；
• 该档案的拥有者与群组(owner/group)；
• 该档案的容量；
• 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)；
• 定义档案特性的旗标(flag)，如 SetUID...；
• 该档案真正内容的指向 (pointer)；

inode 的数量与大小也是在格式化时就已经固定了，除此之外 inode 还有些什么特色呢？

• 每个 inode 大小均固定为 128 bytes；
• 每个档案都仅会占用一个 inode 而已；
• 承上，因此档案系统能够建立的档案数量与 inode 的数量有关；
• 系统读取档案时需要先找到 inode，并分析 inode 所记录的权限与使用者是否符合，若符合才能够开始实际读取 block 的内容。

我们约略来分析一下 inode / block 与档案大小的关系好了。inode 要记录的资料非常多，但偏偏又只有 128bytes 而已， 而 inode 记录一个 block 号码要花掉 4byte ，假设我一个档案有 400MB 且每个 block 为 4K 时， 那么至少也要十万笔 block 号码的记录呢！inode 哪有这么多可记录的资讯？为此我们的系统很聪明的将 inode 记录 block 号码的区域定义为12个直接，一个间接, 一个双间接与一个三间接记录区。这是啥？我们将 inode 的结构画一下好了。

图1.3.2、inode 结构示意图(注5)

上图最左边为 inode 本身 (128 bytes)，里面有 12 个直接指向 block 号码的对照，这 12 笔记录就能够直接取得 block 号码啦！ 至于所谓的间接就是再拿一个 block 来当作记录 block 号码的记录区，如果档案太大时， 就会使用间接的 block 来记录号码。如上图 1.3.2 当中间接只是拿一个 block 来记录额外的号码而已。 同理，如果档案持续长大，那么就会利用所谓的双间接，第一个 block 仅再指出下一个记录号码的 block 在哪里， 实际记录的在第二个 block 当中。依此类推，三间接就是利用第三层 block 来记录号码啦！

这样子 inode 能够指定多少个 block 呢？我们以较小的 1K block 来说明好了，可以指定的情况如下：

• 12 个直接指向： 12*1K=12K
  由于是直接指向，所以总共可记录 12 笔记录，因此总额大小为如上所示；
  
  
• 间接： 256*1K=256K
  每笔 block 号码的记录会花去 4bytes，因此 1K 的大小能够记录 256 笔记录，因此一个间接可以记录的档案大小如上；
  
  
• 双间接： 256*256*1K=256²K
  第一层 block 会指定 256 个第二层，每个第二层可以指定 256 个号码，因此总额大小如上；
  
  
• 三间接： 256*256*256*1K=256³K
  第一层 block 会指定 256 个第二层，每个第二层可以指定 256 个第三层，每个第三层可以指定 256 个号码，因此总额大小如上；
  
  
• 总额：将直接、间接、双间接、三间接加总，得到 12 + 256 + 256*256 + 256*256*256 (K) = 16GB

此时我们知道当档案系统将 block 格式化为 1K 大小时，能够容纳的最大档案为 16GB，比较一下档案系统限制表的结果可发现是一致的！但这个方法不能用在 2K 及 4K block 大小的计算中， 因为大于 2K 的 block 将会受到 Ext2 档案系统本身的限制，所以计算的结果会不太符合之故。

• Superblock (超级区块)

Superblock 是记录整个 filesystem 相关资讯的地方， 没有 Superblock ，就没有这个 filesystem 了。他记录的资讯主要有：

• block 与 inode 的总量；
• 未使用与已使用的 inode / block 数量；
• block 与 inode 的大小 (block 为 1, 2, 4K，inode 为 128 bytes)；
• filesystem 的挂载时间、最近一次写入资料的时间、最近一次检验磁碟 (fsck) 的时间等档案系统的相关资讯；
• 一个 valid bit 数值，若此档案系统已被挂载，则 valid bit 为 0 ，若未被挂载，则 valid bit 为 1 。

Superblock 是非常重要的，因为我们这个档案系统的基本资讯都写在这里，因此，如果 superblock 死掉了， 你的档案系统可能就需要花费很多时间去挽救啦！一般来说， superblock 的大小为 1024bytes。相关的 superblock 讯息我们等一下会以 dumpe2fs 指令来呼叫出来观察喔！

此外，每个 block group 都可能含有 superblock 喔！但是我们也说一个档案系统应该仅有一个 superblock 而已，那是怎么回事啊？ 事实上除了第一个 block group 内会含有 superblock 之外，后续的 block group 不一定含有 superblock ， 而若含有 superblock 则该 superblock 主要是做为第一个 block group 内 superblock 的备份咯，这样可以进行 superblock 的救援呢！

• Filesystem Description (档案系统描述说明)

这个区段可以描述每个 block group 的开始与结束的 block 号码，以及说明每个区段 (superblock, bitmap, inodemap, data block) 分别介于哪一个 block 号码之间。这部份也能够用 dumpe2fs 来观察的。

• block bitmap (区块对照表)

如果你想要新增档案时总会用到 block 吧！那你要使用那个 block 来记录呢？当然是选择‘空的 block ’来记录新档案的资料啰。 那你怎么知道那个 block 是空的？这就得要透过 block bitmap 的辅助了。从 block bitmap 当中可以知道哪些 block 是空的，因此我们的系统就能够很快速的找到可使用的空间来处置档案啰。

同样的，如果你删除某些档案时，那么那些档案原本占用的 block 号码就得要释放出来， 此时在 block bitmpap 当中相对应到该 block 号码的标志就得要修改成为‘未使用中’啰！这就是 bitmap 的功能。

• inode bitmap (inode 对照表)

这个其实与 block bitmap 是类似的功能，只是 block bitmap 记录的是使用与未使用的 block 号码， 至于 inode bitmap 则是记录使用与未使用的 inode 号码啰！

了解了档案系统的概念之后，再来当然是观察这个档案系统啰！刚刚谈到的各部分资料都与 block 号码有关！ 每个区段与 superblock 的资讯都可以使用 dumpe2fs 这个指令来查询的！查询的方法与实际的观察如下：

[root@www ~]# dumpe2fs [-bh] 装置档名
选项与参数：
-b ：列出保留为坏轨的部分(一般用不到吧！？)
-h ：仅列出 superblock 的资料，不会列出其他的区段内容！

范例：找出我的根目录磁碟档名，并观察档案系统的相关资讯

[root@www ~]# df   <==这个指令可以叫出目前挂载的装置
Filesystem    1K-blocks      Used Available Use% Mounted on
/dev/hdc2       9920624   3822848   5585708  41% /        <==就是这个光！
/dev/hdc3       4956316    141376   4559108   4% /home
/dev/hdc1        101086     11126     84741  12% /boot
tmpfs            371332         0    371332   0% /dev/shm

[root@www ~]# dumpe2fs /dev/hdc2
dumpe2fs 1.39 (29-May-2006)
Filesystem volume name:   /1             <==这个是档案系统的名称(Label)

Filesystem features:      has_journal ext_attr resize_inode dir_index 
  filetype needs_recovery sparse_super large_file
Default mount options:    user_xattr acl <==预设挂载的参数
Filesystem state:         clean          <==这个档案系统是没问题的(clean)
Errors behavior:          Continue
Filesystem OS type:       Linux
Inode count:              2560864        <==inode的总数
Block count:              2560359        <==block的总数
Free blocks:              1524760        <==还有多少个 block 可用

Free inodes:              2411225        <==还有多少个 inode 可用
First block:              0
Block size:               4096           <==每个 block 的大小啦！
Filesystem created:       Fri Sep  5 01:49:20 2008
Last mount time:          Mon Sep 22 12:09:30 2008
Last write time:          Mon Sep 22 12:09:30 2008
Last checked:             Fri Sep  5 01:49:20 2008
First inode:              11
Inode size:               128            <==每个 inode 的大小
Journal inode:            8              <==底下这三个与下一小节有关
Journal backup:           inode blocks
Journal size:             128M

Group 0: (Blocks 0-32767) <==第一个 data group 内容, 包含 block 的启始/结束号码

  Primary superblock at 0, Group descriptors at 1-1  <==超级区块在 0 号 block
  Reserved GDT blocks at 2-626
  Block bitmap at 627 (+627), Inode bitmap at 628 (+628)
  Inode table at 629-1641 (+629)                     <==inode table 所在的 block
  0 free blocks, 32405 free inodes, 2 directories    <==所有 block 都用完了！
  Free blocks:
  Free inodes: 12-32416                              <==剩余未使用的 inode 号码
Group 1: (Blocks 32768-65535)

....(底下省略)....
# 由于资料量非常的庞大，因此鸟哥将一些资讯省略输出了！上表与你的荧幕会有点差异。
# 前半部在秀出 supberblock 的内容，包括标头名称(Label)以及inode/block的相关资讯
# 后面则是每个 block group 的个别资讯了！您可以看到各区段资料所在的号码！
# 也就是说，基本上所有的资料还是与 block 的号码有关就是了！很重要！

如上所示，利用 dumpe2fs 可以查询到非常多的资讯，不过依内容主要可以区分为上半部是 superblock 内容， 下半部则是每个 block group 的资讯了。从上面的表格中我们可以观察到这个 /dev/hdc2 规划的 block 为 4K， 第一个 block 号码为 0 号，且 block group 内的所有资讯都以 block 的号码来表示的。 然后在 superblock 中还有谈到目前这个档案系统的可用 block 与 inode 数量喔！

至于 block group 的内容我们单纯看 Group0 资讯好了。从上表中我们可以发现：

• Group0 所占用的 block 号码由 0 到 32767 号，superblock 则在第 0 号的 block 区块内！
• 档案系统描述说明在第 1 号 block 中；
• block bitmap 与 inode bitmap 则在 627 及 628 的 block 号码上。
• 至于 inode table 分布于 629-1641 的 block 号码中！
• 由于 (1)一个 inode 占用 128 bytes ，(2)总共有 1641 - 629 + 1(629本身) = 1013 个 block 花在 inode table 上， (3)每个 block 的大小为 4096 bytes(4K)。由这些数据可以算出 inode 的数量共有 1013 * 4096 / 128 = 32416 个 inode 啦！
• 这个 Group0 目前没有可用的 block 了，但是有剩余 32405 个 inode 未被使用；
• 剩余的 inode 号码为 12 号到 32416 号。

如果你对档案系统的详细资讯还有更多想要了解的话，那么请参考本章最后一小节的介绍喔！ 否则档案系统看到这里对于基础认知您应该是已经相当足够啦！底下则是要探讨一下， 那么这个档案系统概念与实际的目录树应用有啥关连啊？

由前一小节的介绍我们知道在 Linux 系统下，每个档案(不管是一般档案还是目录档案)都会占用一个 inode ， 且可依据档案内容的大小来分配多个 block 给该档案使用。而由第六章的权限说明中我们知道目录的内容在记录档名， 一般档案才是实际记录资料内容的地方。那么目录与档案在 Ext2 档案系统当中是如何记录资料的呢？ 基本上可以这样说：

• 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 记录该目录的相关权限与属性，并可记录分配到的那块 block 号码； 而 block 则是记录在这个目录下的档名与该档名占用的 inode 号码资料。也就是说目录所占用的 block 内容在记录如下的资讯：

图1.4.1、目录占用的 block 记录的资料示意图

如果想要实际观察 root 家目录内的档案所占用的 inode 号码时，可以使用 ls -i 这个选项来处理：

[root@www ~]# ls -li
total 92
654683 -rw------- 1 root root  1474 Sep  4 18:27 anaconda-ks.cfg
648322 -rw-r--r-- 1 root root 42304 Sep  4 18:26 install.log
648323 -rw-r--r-- 1 root root  5661 Sep  4 18:25 install.log.syslog

由于每个人所使用的电脑并不相同，系统安装时选择的项目与 partition 都不一样，因此你的环境不可能与我的 inode 号码一模一样！上表的右边所列出的 inode 仅是鸟哥的系统所显示的结果而已！而由这个目录的 block 结果我们现在就能够知道， 当你使用‘ ll / ’时，出现的目录几乎都是 1024 的倍数，为什么呢？因为每个 block 的数量都是 1K, 2K, 4K 嘛！ 看一下鸟哥的环境：

[root@www ~]# ll -d / /bin /boot /proc /lost+found /sbin
drwxr-xr-x 23 root root  4096 Sep 22 12:09 /           <==一个 4K block
drwxr-xr-x  2 root root  4096 Sep 24 00:07 /bin        <==一个 4K block
drwxr-xr-x  4 root root  1024 Sep  4 18:06 /boot       <==一个 1K block

drwx------  2 root root 16384 Sep  5 01:49 /lost+found <==四个 4K block
dr-xr-xr-x 96 root root     0 Sep 22 20:07 /proc       <==此目录不占硬碟空间
drwxr-xr-x  2 root root 12288 Sep  5 12:33 /sbin       <==三个 4K block

由于鸟哥的根目录 /dev/hdc2 使用的 block 大小为 4K ，因此每个目录几乎都是 4K 的倍数。 其中由于 /sbin 的内容比较复杂因此占用了 3 个 block ，此外，鸟哥的系统中 /boot 为独立的 partition ， 该 partition 的 block 为 1K 而已，因此该目录就仅占用 1024 bytes 的大小啰！至于奇怪的 /proc 我们在第六章就讲过该目录不占硬碟容量， 所以当然耗用的 block 就是 0 啰！

Tips: 由上面的结果我们知道目录并不只会占用一个 block 而已，也就是说： 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档名与 inode 对照表时，Linux 会给予该目录多一个 block 来继续记录相关的资料；

• 档案：

当我们在 Linux 下的 ext2 建立一个一般档案时， ext2 会分配一个 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！ 但同时请注意，由于 inode 仅有 12 个直接指向，因此还要多一个 block 来作为区块号码的记录喔！

• 目录树读取：

好了，经过上面的说明你也应该要很清楚的知道 inode 本身并不记录档名，档名的记录是在目录的 block 当中。 因此在第六章档案与目录的权限说明中， 我们才会提到‘新增/删除/更名档名与目录的 w 权限有关’的特色！那么因为档名是记录在目录的 block 当中， 因此当我们要读取某个档案时，就务必会经过目录的 inode 与 block ，然后才能够找到那个待读取档案的 inode 号码， 最终才会读到正确的档案的 block 内的资料。

由于目录树是由根目录开始读起，因此系统透过挂载的资讯可以找到挂载点的 inode 号码(通常一个 filesystem 的最顶层 inode 号码会由 2 号开始喔！)，此时就能够得到根目录的 inode 内容，并依据该 inode 读取根目录的 block 内的档名资料，再一层一层的往下读到正确的档名。

举例来说，如果我想要读取 /etc/passwd 这个档案时，系统是如何读取的呢？

[root@www ~]# ll -di / /etc /etc/passwd

      2 drwxr-xr-x  23 root root  4096 Sep 22 12:09 /
1912545 drwxr-xr-x 105 root root 12288 Oct 14 04:02 /etc
1914888 -rw-r--r--   1 root root  1945 Sep 29 02:21 /etc/passwd

在鸟哥的系统上面与 /etc/passwd 有关的目录与档案资料如上表所示，该档案的读取流程为(假设读取者身份为 vbird 这个一般身份使用者)：

1. / 的 inode：
   透过挂载点的资讯找到 /dev/hdc2 的 inode 号码为 2 的根目录 inode，且 inode 规范的权限让我们可以读取该 block 的内容(有 r 与 x) ；
   
   
2. / 的 block：
   经过上个步骤取得 block 的号码，并找到该内容有 etc/ 目录的 inode 号码 (1912545)；
   
   
3. etc/ 的 inode：
   读取 1912545 号 inode 得知 vbird 具有 r 与 x 的权限，因此可以读取 etc/ 的 block 内容；
   
   
4. etc/ 的 block：
   经过上个步骤取得 block 号码，并找到该内容有 passwd 档案的 inode 号码 (1914888)；
   
   
5. passwd 的 inode：
   读取 1914888 号 inode 得知 vbird 具有 r 的权限，因此可以读取 passwd 的 block 内容；
   
   
6. passwd 的 block：
   最后将该 block 内容的资料读出来。

• filesystem 大小与磁碟读取效能：

另外，关于档案系统的使用效率上，当你的一个档案系统规划的很大时，例如 100GB 这么大时， 由于硬碟上面的资料总是来来去去的，所以，整个档案系统上面的档案通常无法连续写在一起(block 号码不会连续的意思)， 而是填入式的将资料填入没有被使用的 block 当中。如果档案写入的 block 真的分的很散， 此时就会有所谓的档案资料离散的问题发生了。

如前所述，虽然我们的 ext2 在 inode 处已经将该档案所记录的 block 号码都记上了， 所以资料可以一次性读取，但是如果档案真的太过离散，确实还是会发生读取效率低落的问题。 因为磁碟读取头还是得要在整个档案系统中来来去去的频繁读取！ 果真如此，那么可以将整个 filesystme 内的资料全部复制出来，将该 filesystem 重新格式化， 再将资料给他复制回去即可解决这个问题。

此外，如果 filesystem 真的太大了，那么当一个档案分别记录在这个档案系统的最前面与最后面的 block 号码中， 此时会造成硬碟的机械手臂移动幅度过大，也会造成资料读取效能的低落。而且读取头再搜寻整个 filesystem 时， 也会花费比较多的时间去搜寻！因此， partition 的规划并不是越大越好， 而是真的要针对您的主机用途来进行规划才行！^_^

上一小节谈到的仅是读取而已，那么如果是新建一个档案或目录时，我们的 Ext2 是如何处理的呢？ 这个时候就得要 block bitmap 及 inode bitmap 的帮忙了！假设我们想要新增一个档案，此时档案系统的行为是：

1. 先确定使用者对于欲新增档案的目录是否具有 w 与 x 的权限，若有的话才能新增；
2. 根据 inode bitmap 找到没有使用的 inode 号码，并将新档案的权限/属性写入；
3. 根据 block bitmap 找到没有使用中的 block 号码，并将实际的资料写入 block 中，且更新 inode 的 block 指向资料；
4. 将刚刚写入的 inode 与 block 资料同步更新 inode bitmap 与 block bitmap，并更新 superblock 的内容。

一般来说，我们将 inode table 与 data block 称为资料存放区域，至于其他例如 superblock、 block bitmap 与 inode bitmap 等区段就被称为 metadata (中介资料) 啰，因为 superblock, inode bitmap 及 block bitmap 的资料是经常变动的，每次新增、移除、编辑时都可能会影响到这三个部分的资料，因此才被称为中介资料的啦。

• 资料的不一致 (Inconsistent) 状态

在一般正常的情况下，上述的新增动作当然可以顺利的完成。但是如果有个万一怎么办？ 例如你的档案在写入档案系统时，因为不知名原因导致系统中断(例如突然的停电啊、 系统核心发生错误啊～等等的怪事发生时)，所以写入的资料仅有 inode table 及 data block 而已， 最后一个同步更新中介资料的步骤并没有做完，此时就会发生 metadata 的内容与实际资料存放区产生不一致 (Inconsistent) 的情况了。

既然有不一致当然就得要克服！在早期的 Ext2 档案系统中，如果发生这个问题， 那么系统在重新开机的时候，就会藉由 Superblock 当中记录的 valid bit (是否有挂载) 与 filesystem state (clean 与否) 等状态来判断是否强制进行资料一致性的检查！若有需要检查时则以 e2fsck 这支程式来进行的。

不过，这样的检查真的是很费时～因为要针对 metadata 区域与实际资料存放区来进行比对， 呵呵～得要搜寻整个 filesystem 呢～如果你的档案系统有 100GB 以上，而且里面的档案数量又多时， 哇！系统真忙碌～而且在对 Internet 提供服务的伺服器主机上面， 这样的检查真的会造成主机复原时间的拉长～真是麻烦～这也就造成后来所谓日志式档案系统的兴起了。

• 日志式档案系统 (Journaling filesystem)

为了避免上述提到的档案系统不一致的情况发生，因此我们的前辈们想到一个方式， 如果在我们的 filesystem 当中规划出一个区块，该区块专门在记录写入或修订档案时的步骤， 那不就可以简化一致性检查的步骤了？也就是说：

1. 预备：当系统要写入一个档案时，会先在日志记录区块中纪录某个档案准备要写入的资讯；
2. 实际写入：开始写入档案的权限与资料；开始更新 metadata 的资料；
3. 结束：完成资料与 metadata 的更新后，在日志记录区块当中完成该档案的纪录。

在这样的程序当中，万一资料的纪录过程当中发生了问题，那么我们的系统只要去检查日志记录区块， 就可以知道那个档案发生了问题，针对该问题来做一致性的检查即可，而不必针对整块 filesystem 去检查， 这样就可以达到快速修复 filesystem 的能力了！这就是日志式档案最基础的功能啰～

那么我们的 ext2 可达到这样的功能吗？当然可以啊！ 就透过 ext3 即可！ ext3 是 ext2 的升级版本，并且可向下相容 ext2 版本呢！ 所以啰，目前我们才建议大家，可以直接使用 ext3 这个 filesystem 啊！ 如果你还记得 dumpe2fs 输出的讯息，可以发现 superblock 里面含有底下这样的资讯：

Journal inode:            8 
Journal backup:           inode blocks
Journal size:             128M

看到了吧！透过 inode 8 号记录 journal 区块的 block 指向，而且具有 128MB 的容量在处理日志呢！ 这样对于所谓的日志式档案系统有没有比较有概念一点呢？^_^。如果想要知道为什么 Ext3 档案系统会更适用于目前的 Linux 系统， 我们可以参考 Red Hat 公司中，首席核心开发者 Michael K. Johnson 的话：(注6)

我们现在知道了目录树与档案系统的关系了，但是由第零章的内容我们也知道， 所有的资料都得要载入到记忆体后 CPU 才能够对该资料进行处理。想一想，如果你常常编辑一个好大的档案， 在编辑的过程中又频繁的要系统来写入到磁碟中，由于磁碟写入的速度要比记忆体慢很多， 因此你会常常耗在等待硬碟的写入/读取上。真没效率！

为了解决这个效率的问题，因此我们的 Linux 使用的方式是透过一个称为非同步处理 (asynchronously) 的方式。所谓的非同步处理是这样的：

当系统载入一个档案到记忆体后，如果该档案没有被更动过，则在记忆体区段的档案资料会被设定为干净(clean)的。 但如果记忆体中的档案资料被更改过了(例如你用 nano 去编辑过这个档案)，此时该记忆体中的资料会被设定为脏的 (Dirty)。此时所有的动作都还在记忆体中执行，并没有写入到磁碟中！ 系统会不定时的将记忆体中设定为‘Dirty’的资料写回磁碟，以保持磁碟与记忆体资料的一致性。 你也可以利用第五章谈到的 sync指令来手动强迫写入磁碟。

我们知道记忆体的速度要比硬碟快的多，因此如果能够将常用的档案放置到记忆体当中，这不就会增加系统性能吗？ 没错！是有这样的想法！因此我们 Linux 系统上面档案系统与记忆体有非常大的关系喔：

• 系统会将常用的档案资料放置到主记忆体的缓冲区，以加速档案系统的读/写；
• 承上，因此 Linux 的实体记忆体最后都会被用光！这是正常的情况！可加速系统效能；
• 你可以手动使用 sync 来强迫记忆体中设定为 Dirty 的档案回写到磁碟中；
• 若正常关机时，关机指令会主动呼叫 sync 来将记忆体的资料回写入磁碟内；
• 但若不正常关机(如跳电、当机或其他不明原因)，由于资料尚未回写到磁碟内， 因此重新开机后可能会花很多时间在进行磁碟检验，甚至可能导致档案系统的损毁(非磁碟损毁)。

每个 filesystem 都有独立的 inode / block / superblock 等资讯，这个档案系统要能够连结到目录树才能被我们使用。 将档案系统与目录树结合的动作我们称为‘挂载’。 关于挂载的一些特性我们在第三章稍微提过， 重点是：挂载点一定是目录，该目录为进入该档案系统的入口。 因此并不是你有任何档案系统都能使用，必须要‘挂载’到目录树的某个目录后，才能够使用该档案系统的。

举例来说，如果你是依据鸟哥的方法安装你的 CentOS 5.x 的话， 那么应该会有三个挂载点才是，分别是 /, /boot, /home 三个 (鸟哥的系统上对应的装置档名为 /dev/hdc2, /dev/hdc1, /dev/hdc3)。 那如果观察这三个目录的 inode 号码时，我们可以发现如下的情况：

[root@www ~]# ls -lid / /boot /home
2 drwxr-xr-x 23 root root 4096 Sep 22 12:09 /
2 drwxr-xr-x  4 root root 1024 Sep  4 18:06 /boot

2 drwxr-xr-x  6 root root 4096 Sep 29 02:21 /home

看到了吧！由于 filesystem 最顶层的目录之 inode 一般为 2 号，因此可以发现 /, /boot, /home 为三个不同的 filesystem 啰！ (因为每一行的档案属性并不相同，且三个目录的挂载点也均不相同之故。) 我们在第七章一开始的路径中曾经提到根目录下的 . 与 .. 是相同的东西， 因为权限是一模一样嘛！如果使用档案系统的观点来看，同一个 filesystem 的某个 inode 只会对应到一个档案内容而已(因为一个档案占用一个 inode 之故)， 因此我们可以透过判断 inode 号码来确认不同档名是否为相同的档案喔！所以可以这样看：

[root@www ~]# ls -ild /  /.  /..

2 drwxr-xr-x 23 root root 4096 Sep 22 12:09 /
2 drwxr-xr-x 23 root root 4096 Sep 22 12:09 /.
2 drwxr-xr-x 23 root root 4096 Sep 22 12:09 /..

上面的资讯中由于挂载点均为 / ，因此三个档案 (/, /., /..) 均在同一个 filesystem 内，而这三个档案的 inode 号码均为 2 号，因此这三个档名都指向同一个 inode 号码，当然这三个档案的内容也就完全一模一样了！ 也就是说，根目录的上层 (/..) 就是他自己！这么说，看的懂了吗？ ^_^

虽然 Linux 的标准档案系统是 ext2 ，且还有增加了日志功能的 ext3 ，事实上，Linux 还有支援很多档案系统格式的， 尤其是最近这几年推出了好几种速度很快的日志式档案系统，包括 SGI 的 XFS 档案系统， 可以适用更小型档案的 Reiserfs 档案系统，以及 Windows 的 FAT 档案系统等等， 都能够被 Linux 所支援喔！常见的支援档案系统有：

• 传统档案系统：ext2 / minix / MS-DOS / FAT (用 vfat 模组) / iso9660 (光碟)等等；
• 日志式档案系统： ext3 / ReiserFS / Windows' NTFS / IBM's JFS / SGI's XFS
• 网路档案系统： NFS / SMBFS

想要知道你的 Linux 支援的档案系统有哪些，可以察看底下这个目录：

[root@www ~]# ls -l /lib/modules/$(uname -r)/kernel/fs

系统目前已载入到记忆体中支援的档案系统则有：

[root@www ~]# cat /proc/filesystems

• Linux VFS (Virtual Filesystem Switch)

了解了我们使用的档案系统之后，再来则是要提到，那么 Linux 的核心又是如何管理这些认识的档案系统呢？ 其实，整个 Linux 的系统都是透过一个名为 Virtual Filesystem Switch 的核心功能去读取 filesystem 的。 也就是说，整个 Linux 认识的 filesystem 其实都是 VFS 在进行管理，我们使用者并不需要知道每个 partition 上头的 filesystem 是什么～ VFS 会主动的帮我们做好读取的动作呢～

假设你的 / 使用的是 /dev/hda1 ，用 ext3 ，而 /home 使用 /dev/hda2 ，用 reiserfs ， 那么你取用 /home/dmtsai/.bashrc 时，有特别指定要用的什么档案系统的模组来读取吗？ 应该是没有吧！这个就是 VFS 的功能啦！透过这个 VFS 的功能来管理所有的 filesystem， 省去我们需要自行设定读取档案系统的定义啊～方便很多！整个 VFS 可以约略用下图来说明：

图 1.8.1、VFS 档案系统的示意图

老实说，档案系统真的不好懂！ 如果你想要对档案系统有更深入的了解，文末的相关连结(注7)务必要参考参考才好喔！ 鸟哥有找了一些资料放置于这里：

• Ext2/Ext3 档案系统：http://linux.vbird.org/linux_basic/1010appendix_B.php

有兴趣的朋友务必要前往参考参考才好！

现在我们知道磁碟的整体资料是在 superblock 区块中，但是每个各别档案的容量则在 inode 当中记载的。 那在文字介面底下该如何叫出这几个资料呢？底下就让我们来谈一谈这两个指令：

• df：列出档案系统的整体磁碟使用量；
• du：评估档案系统的磁碟使用量(常用在推估目录所占容量)

• df

[root@www ~]# df [-ahikHTm] [目录或档名]
选项与参数：
-a  ：列出所有的档案系统，包括系统特有的 /proc 等档案系统；
-k  ：以 KBytes 的容量显示各档案系统；
-m  ：以 MBytes 的容量显示各档案系统；
-h  ：以人们较易阅读的 GBytes, MBytes, KBytes 等格式自行显示；
-H  ：以 M=1000K 取代 M=1024K 的进位方式；
-T  ：连同该 partition 的 filesystem 名称 (例如 ext3) 也列出；

-i  ：不用硬碟容量，而以 inode 的数量来显示

范例一：将系统内所有的 filesystem 列出来！
[root@www ~]# df
Filesystem      1K-blocks      Used Available Use% Mounted on
/dev/hdc2         9920624   3823112   5585444  41% /
/dev/hdc3         4956316    141376   4559108   4% /home
/dev/hdc1          101086     11126     84741  12% /boot
tmpfs              371332         0    371332   0% /dev/shm
# 在 Linux 底下如果 df 没有加任何选项，那么预设会将系统内所有的 
# (不含特殊记忆体内的档案系统与 swap) 都以 1 Kbytes 的容量来列出来！
# 至于那个 /dev/shm 是与记忆体有关的挂载，先不要理他！

范例二：将容量结果以易读的容量格式显示出来

[root@www ~]# df -h
Filesystem            Size  Used Avail Use% Mounted on
/dev/hdc2             9.5G  3.7G  5.4G  41% /
/dev/hdc3             4.8G  139M  4.4G   4% /home
/dev/hdc1              99M   11M   83M  12% /boot
tmpfs                 363M     0  363M   0% /dev/shm
# 不同于范例一，这里会以 G/M 等容量格式显示出来，比较容易看啦！

范例三：将系统内的所有特殊档案格式及名称都列出来
[root@www ~]# df -aT
Filesystem    Type 1K-blocks    Used Available Use% Mounted on
/dev/hdc2     ext3   9920624 3823112   5585444  41% /
proc          proc         0       0         0   -  /proc
sysfs        sysfs         0       0         0   -  /sys
devpts      devpts         0       0         0   -  /dev/pts
/dev/hdc3     ext3   4956316  141376   4559108   4% /home
/dev/hdc1     ext3    101086   11126     84741  12% /boot
tmpfs        tmpfs    371332       0    371332   0% /dev/shm
none   binfmt_misc         0       0         0   -  /proc/sys/fs/binfmt_misc
sunrpc  rpc_pipefs         0       0         0   -  /var/lib/nfs/rpc_pipefs
# 系统里面其实还有很多特殊的档案系统存在的。那些比较特殊的档案系统几乎
# 都是在记忆体当中，例如 /proc 这个挂载点。因此，这些特殊的档案系统
# 都不会占据硬碟空间喔！ ^_^

范例四：将 /etc 底下的可用的磁碟容量以易读的容量格式显示
[root@www ~]# df -h /etc
Filesystem            Size  Used Avail Use% Mounted on
/dev/hdc2             9.5G  3.7G  5.4G  41% /
# 这个范例比较有趣一点啦，在 df 后面加上目录或者是档案时， df
# 会自动的分析该目录或档案所在的 partition ，并将该 partition 的容量显示出来，
# 所以，您就可以知道某个目录底下还有多少容量可以使用了！ ^_^

范例五：将目前各个 partition 当中可用的 inode 数量列出
[root@www ~]# df -ih 
Filesystem            Inodes   IUsed   IFree IUse% Mounted on
/dev/hdc2               2.5M    147K    2.3M    6% /
/dev/hdc3               1.3M      46    1.3M    1% /home
/dev/hdc1                26K      34     26K    1% /boot
tmpfs                    91K       1     91K    1% /dev/shm
# 这个范例则主要列出可用的 inode 剩余量与总容量。分析一下与范例一的关系，
# 你可以清楚的发现到，通常 inode 的数量剩余都比 block 还要多呢

先来说明一下范例一所输出的结果讯息为：

• Filesystem：代表该档案系统是在哪个 partition ，所以列出装置名称；
• 1k-blocks：说明底下的数字单位是 1KB 呦！可利用 -h 或 -m 来改变容量；
• Used：顾名思义，就是使用掉的硬碟空间啦！
• Available：也就是剩下的磁碟空间大小；
• Use%：就是磁碟的使用率啦！如果使用率高达 90% 以上时， 最好需要注意一下了，免得容量不足造成系统问题喔！(例如最容易被灌爆的 /var/spool/mail 这个放置邮件的磁碟)
• Mounted on：就是磁碟挂载的目录所在啦！(挂载点啦！)

由于 df 主要读取的资料几乎都是针对一整个档案系统，因此读取的范围主要是在 Superblock 内的资讯， 所以这个指令显示结果的速度非常的快速！在显示的结果中你需要特别留意的是那个根目录的剩余容量！ 因为我们所有的资料都是由根目录衍生出来的，因此当根目录的剩余容量剩下 0 时，那你的 Linux 可能就问题很大了。

Tips: 说个陈年老笑话！鸟哥还在念书时，别的研究室有个管理 Sun 工作站的研究生发现， 他的硬碟明明还有好几 GB ，但是就是没有办法将光碟内几 MB 的资料 copy 进去， 他就去跟老板讲说机器坏了！嘿！明明才来维护过几天而已为何会坏了！ 结果他老板就将维护商叫来骂了 2 小时左右吧！ 后来，维护商发现原来硬碟的‘总空间’还有很多， 只是某个分割槽填满了，偏偏该研究生就是要将资料 copy 去那个分割槽！呵呵！ 后来那个研究生就被命令‘再也不许碰 Sun 主机’了～～

另外需要注意的是，如果使用 -a 这个参数时，系统会出现 /proc 这个挂载点，但是里面的东西都是 0 ，不要紧张！ /proc 的东西都是 Linux 系统所需要载入的系统资料，而且是挂载在‘记忆体当中’的， 所以当然没有占任何的硬碟空间啰！

至于那个 /dev/shm/ 目录，其实是利用记忆体虚拟出来的磁碟空间！ 由于是透过记忆体模拟出来的磁碟，因此你在这个目录底下建立任何资料档案时，存取速度是非常快速的！(在记忆体内工作) 不过，也由于他是记忆体模拟出来的，因此这个档案系统的大小在每部主机上都不一样，而且建立的东西在下次开机时就消失了！ 因为是在记忆体中嘛！

• du

[root@www ~]# du [-ahskm] 档案或目录名称
选项与参数：
-a  ：列出所有的档案与目录容量，因为预设仅统计目录底下的档案量而已。
-h  ：以人们较易读的容量格式 (G/M) 显示；
-s  ：列出总量而已，而不列出每个各别的目录占用容量；

-S  ：不包括子目录下的总计，与 -s 有点差别。
-k  ：以 KBytes 列出容量显示；
-m  ：以 MBytes 列出容量显示；

范例一：列出目前目录下的所有档案容量
[root@www ~]# du
8       ./test4     <==每个目录都会列出来
8       ./test2
....中间省略....
12      ./.gconfd   <==包括隐藏档的目录

220     .           <==这个目录(.)所占用的总量
# 直接输入 du 没有加任何选项时，则 du 会分析‘目前所在目录’
# 的档案与目录所占用的硬碟空间。但是，实际显示时，仅会显示目录容量(不含档案)，
# 因此 . 目录有很多档案没有被列出来，所以全部的目录相加不会等于 . 的容量喔！
# 此外，输出的数值资料为 1K 大小的容量单位。

范例二：同范例一，但是将档案的容量也列出来
[root@www ~]# du -a
12      ./install.log.syslog   <==有档案的列表了
8       ./.bash_logout
8       ./test4
8       ./test2
....中间省略....

12      ./.gconfd
220     .

范例三：检查根目录底下每个目录所占用的容量
[root@www ~]# du -sm /*
7       /bin
6       /boot
.....中间省略....
0       /proc
.....中间省略....
1       /tmp
3859    /usr     <==系统初期最大就是他了啦！
77      /var
# 这是个很常被使用的功能～利用万用字元 * 来代表每个目录，
# 如果想要检查某个目录下，那个次目录占用最大的容量，可以用这个方法找出来
# 值得注意的是，如果刚刚安装好 Linux 时，那么整个系统容量最大的应该是 /usr 
# 而 /proc 虽然有列出容量，但是那个容量是在记忆体中，不占硬碟空间。

与 df 不一样的是，du 这个指令其实会直接到档案系统内去搜寻所有的档案资料， 所以上述第三个范例指令的运作会执行一小段时间！此外，在预设的情况下，容量的输出是以 KB 来设计的， 如果你想要知道目录占了多少 MB ，那么就使用 -m 这个参数即可啰！而， 如果你只想要知道该目录占了多少容量的话，使用 -s 就可以啦！

至于 -S 这个选项部分，由于 du 预设会将所有档案的大小均列出，因此假设你在 /etc 底下使用 du 时， 所有的档案大小，包括 /etc 底下的次目录容量也会被计算一次。然后最终的容量 (/etc) 也会加总一次， 因此很多朋友都会误会 du 分析的结果不太对劲。所以啰，如果想要列出某目录下的全部资料， 或许也可以加上 -S 的选项，减少次目录的加总喔！

关于连结(link)资料我们第六章的Linux档案属性及Linux档案种类与副档名当中提过一些资讯， 不过当时由于尚未讲到档案系统，因此无法较完整的介绍连结档啦。不过在上一小节谈完了档案系统后， 我们可以来了解一下连结档这玩意儿了。

在 Linux 底下的连结档有两种，一种是类似 Windows 的捷径功能的档案，可以让你快速的连结到目标档案(或目录)； 另一种则是透过档案系统的 inode 连结来产生新档名，而不是产生新档案！这种称为实体连结 (hard link)。 这两种玩意儿是完全不一样的东西呢！现在就分别来谈谈。

• Hard Link (实体连结, 硬式连结或实际连结)

在前一小节当中，我们知道几件重要的资讯，包括：

• 每个档案都会占用一个 inode ，档案内容由 inode 的记录来指向；
• 想要读取该档案，必须要经过目录记录的档名来指向到正确的 inode 号码才能读取。

也就是说，其实档名只与目录有关，但是档案内容则与 inode 有关。那么想一想， 有没有可能有多个档名对应到同一个 inode 号码呢？有的！那就是 hard link 的由来。 所以简单的说：hard link 只是在某个目录下新增一笔档名连结到某 inode 号码的关连记录而已。

举个例子来说，假设我系统有个 /root/crontab 他是 /etc/crontab 的实体连结，也就是说这两个档名连结到同一个 inode ， 自然这两个档名的所有相关资讯都会一模一样(除了档名之外)。实际的情况可以如下所示：

[root@www ~]# ln /etc/crontab .   <==建立实体连结的指令
[root@www ~]# ll -i /etc/crontab /root/crontab
1912701 -rw-r--r-- 2 root root 255 Jan  6  2007 /etc/crontab

1912701 -rw-r--r-- 2 root root 255 Jan  6  2007 /root/crontab

你可以发现两个档名都连结到 1912701 这个 inode 号码，所以您瞧瞧，是否档案的权限/属性完全一样呢？ 因为这两个‘档名’其实是一模一样的‘档案’啦！而且你也会发现第二个栏位由原本的 1 变成 2 了！ 那个栏位称为‘连结’，这个栏位的意义为：‘有多少个档名连结到这个 inode 号码’的意思。 如果将读取到正确资料的方式画成示意图，就类似如下画面：

图 2.2.1、实体连结的档案读取示意图

上图的意思是，你可以透过 1 或 2 的目录之 inode 指定的 block 找到两个不同的档名，而不管使用哪个档名均可以指到 real 那个 inode 去读取到最终资料！那这样有什么好处呢？最大的好处就是‘安全’！如同上图中， 如果你将任何一个‘档名’删除，其实 inode 与 block 都还是存在的！ 此时你可以透过另一个‘档名’来读取到正确的档案资料喔！此外，不论你使用哪个‘档名’来编辑， 最终的结果都会写入到相同的 inode 与 block 中，因此均能进行资料的修改哩！

一般来说，使用 hard link 设定连结档时，磁碟的空间与 inode 的数目都不会改变！ 我们还是由图 2.2.1 来看，由图中可以知道， hard link 只是在某个目录下的 block 多写入一个关连资料而已，既不会增加 inode 也不会耗用 block 数量哩！

Tips: hard link 的制作中，其实还是可能会改变系统的 block 的，那就是当你新增这笔资料却刚好将目录的 block 填满时，就可能会新加一个 block 来记录档名关连性，而导致磁碟空间的变化！不过，一般 hard link 所用掉的关连资料量很小，所以通常不会改变 inode 与磁碟空间的大小喔！

由图 2.2.1 其实我们也能够知道，事实上 hard link 应该仅能在单一档案系统中进行的，应该是不能够跨档案系统才对！ 因为图 2.2.1 就是在同一个 filesystem 上嘛！所以 hard link 是有限制的：

• 不能跨 Filesystem；
• 不能 link 目录。

不能跨 Filesystem 还好理解，那不能 hard link 到目录又是怎么回事呢？这是因为如果使用 hard link 连结到目录时， 连结的资料需要连同被连结目录底下的所有资料都建立连结，举例来说，如果你要将 /etc 使用实体连结建立一个 /etc_hd 的目录时，那么在 /etc_hd 底下的所有档名同时都与 /etc 底下的档名要建立 hard link 的，而不是仅连结到 /etc_hd 与 /etc 而已。 并且，未来如果需要在 /etc_hd 底下建立新档案时，连带的， /etc 底下的资料又得要建立一次 hard link ，因此造成环境相当大的复杂度。 所以啰，目前 hard link 对于目录暂时还是不支援的啊！

• Symbolic Link (符号连结，亦即是捷径)

相对于 hard link ， Symbolic link 可就好理解多了，基本上， Symbolic link 就是在建立一个独立的档案，而这个档案会让资料的读取指向他 link 的那个档案的档名！由于只是利用档案来做为指向的动作， 所以，当来源档被删除之后，symbolic link 的档案会‘开不了’， 会一直说‘无法开启某档案！’。实际上就是找不到原始‘档名’而已啦！

举例来说，我们先建立一个符号连结档连结到 /etc/crontab 去看看：

[root@www ~]# ln -s /etc/crontab crontab2
[root@www ~]# ll -i /etc/crontab /root/crontab2
1912701 -rw-r--r-- 2 root root 255 Jan  6  2007 /etc/crontab
 654687 lrwxrwxrwx 1 root root  12 Oct 22 13:58 /root/crontab2 -> /etc/crontab

由上表的结果我们可以知道两个档案指向不同的 inode 号码，当然就是两个独立的档案存在！ 而且连结档的重要内容就是他会写上目标档案的‘档名’， 你可以发现为什么上表中连结档的大小为 12 bytes 呢？ 因为箭头(-->)右边的档名‘/etc/crontab’总共有 12 个英文，每个英文占用 1 个 byes ，所以档案大小就是 12bytes了！

关于上述的说明，我们以如下图示来解释：

图 2.2.2、符号连结的档案读取示意图

由 1 号 inode 读取到连结档的内容仅有档名，根据档名连结到正确的目录去取得目标档案的 inode ， 最终就能够读取到正确的资料了。你可以发现的是，如果目标档案(/etc/crontab)被删除了，那么整个环节就会无法继续进行下去， 所以就会发生无法透过连结档读取的问题了！

这里还是得特别留意，这个 Symbolic Link 与 Windows 的捷径可以给他划上等号，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 喔！

由上面的说明来看，似乎 hard link 比较安全，因为即使某一个目录下的关连资料被杀掉了， 也没有关系，只要有任何一个目录下存在着关连资料，那么该档案就不会不见！举上面的例子来说，我的 /etc/crontab 与 /root/crontab 指向同一个档案，如果我删除了 /etc/crontab 这个档案，该删除的动作其实只是将 /etc 目录下关于 crontab 的关连资料拿掉而已， crontab 所在的 inode 与 block 其实都没有被变动喔！

不过由于 Hard Link 的限制太多了，包括无法做‘目录’的 link ， 所以在用途上面是比较受限的！反而是 Symbolic Link 的使用方面较广喔！好了， 说的天花乱坠，看你也差不多快要昏倒了！没关系，实作一下就知道怎么回事了！要制作连结档就必须要使用 ln 这个指令呢！

[root@www ~]# ln [-sf] 来源档 目标档
选项与参数：
-s  ：如果不加任何参数就进行连结，那就是hard link，至于 -s 就是symbolic link
-f  ：如果 目标档 存在时，就主动的将目标档直接移除后再建立！

范例一：将 /etc/passwd 复制到 /tmp 底下，并且观察 inode 与 block

[root@www ~]# cd /tmp
[root@www tmp]# cp -a /etc/passwd .
[root@www tmp]# du -sb ; df -i .
18340   .  <==先注意一下这里的容量是多少！
Filesystem            Inodes   IUsed   IFree IUse% Mounted on
/dev/hdc2            2560864  149738 2411126    6% /

# 利用 du 与 df 来检查一下目前的参数～那个 du -sb 
# 是计算整个 /tmp 底下有多少 bytes 的容量啦！

范例二：将 /tmp/passwd 制作 hard link 成为 passwd-hd 档案，并观察档案与容量
[root@www tmp]# ln passwd passwd-hd
[root@www tmp]# du -sb ; df -i .
18340   .
Filesystem            Inodes   IUsed   IFree IUse% Mounted on
/dev/hdc2            2560864  149738 2411126    6% /

# 仔细看，即使多了一个档案在 /tmp 底下，整个 inode 与 block 的容量并没有改变！

[root@www tmp]# ls -il passwd*
586361 -rw-r--r-- 2 root root 1945 Sep 29 02:21 passwd
586361 -rw-r--r-- 2 root root 1945 Sep 29 02:21 passwd-hd

# 原来是指向同一个 inode 啊！这是个重点啊！另外，那个第二栏的连结数也会增加！

范例三：将 /tmp/passwd 建立一个符号连结
[root@www tmp]# ln -s passwd passwd-so
[root@www tmp]# ls -li passwd*
586361 -rw-r--r-- 2 root root 1945 Sep 29 02:21 passwd
586361 -rw-r--r-- 2 root root 1945 Sep 29 02:21 passwd-hd
586401 lrwxrwxrwx 1 root root    6 Oct 22 14:18 passwd-so -> passwd

# passwd-so 指向的 inode number 不同了！这是一个新的档案～这个档案的内容是指向 
# passwd 的。passwd-so 的大小是 6bytes ，因为 passwd 共有六个字元之故

[root@www tmp]# du -sb ; df -i .
18346   .
Filesystem            Inodes   IUsed   IFree IUse% Mounted on
/dev/hdc2            2560864  149739 2411125    6% /
# 呼呼！整个容量与 inode 使用数都改变啰～确实如此啊！

范例四：删除原始档案 passwd ，其他两个档案是否能够开启？

[root@www tmp]# rm passwd
[root@www tmp]# cat passwd-hd
......正常显示完毕！
[root@www tmp]# cat passwd-so
cat: passwd-so: No such file or directory
[root@www tmp]# ll passwd*
-rw-r--r-- 1 root root 1945 Sep 29 02:21 passwd-hd
lrwxrwxrwx 1 root root    6 Oct 22 14:18 passwd-so -> passwd

# 怕了吧！符号连结果然无法开启！另外，如果符号连结的目标档案不存在，
# 其实档名的部分就会有特殊的颜色显示喔！

Tips: 还记得第六章当中，我们提到的 /tmp 这个目录是干嘛用的吗？是给大家作为暂存档用的啊！ 所以，您会发现，过去我们在进行测试时，都会将资料移动到 /tmp 底下去练习～ 嘿嘿！因此，有事没事，记得将 /tmp 底下的一些怪异的资料清一清先！

要注意啰！使用 ln 如果不加任何参数的话，那么就是 Hard Link 啰！如同范例二的情况，增加了 hard link 之后，可以发现使用 ls -l 时，显示的 link 那一栏属性增加了！而如果这个时候砍掉 passwd 会发生什么事情呢？passwd-hd 的内容还是会跟原来 passwd 相同，但是 passwd-so 就会找不到该档案啦！

而如果 ln 使用 -s 的参数时，就做成差不多是 Windows 底下的‘捷径’的意思。当你修改 Linux 下的 symbolic link 档案时，则更动的其实是‘原始档’， 所以不论你的这个原始档被连结到哪里去，只要你修改了连结档，原始档就跟着变啰！ 以上面为例，由于你使用 -s 的参数建立一个名为 passwd-so 的档案，则你修改 passwd-so 时，其内容与 passwd 完全相同，并且，当你按下储存之后，被改变的将是 passwd 这个档案！

此外，如果你做了底下这样的连结：

ln -s /bin /root/bin

那么如果你进入 /root/bin 这个目录下，‘请注意呦！该目录其实是 /bin 这个目录，因为你做了连结档了！’所以，如果你进入 /root/bin 这个刚刚建立的连结目录， 并且将其中的资料杀掉时，嗯！ /bin 里面的资料就通通不见了！这点请千万注意！所以赶紧利用‘rm /root/bin ’ 将这个连结档删除吧！

基本上， Symbolic link 的用途比较广，所以您要特别留意 symbolic link 的用法呢！未来一定还会常常用到的啦！

• 关于目录的 link 数量：

或许您已经发现了，那就是，当我们以 hard link 进行‘档案的连结’时，可以发现，在 ls -l 所显示的第二栏位会增加一才对，那么请教，如果建立目录时，他预设的 link 数量会是多少？ 让我们来想一想，一个‘空目录’里面至少会存在些什么？呵呵！就是存在 . 与 .. 这两个目录啊！ 那么，当我们建立一个新目录名称为 /tmp/testing 时，基本上会有三个东西，那就是：

• /tmp/testing
• /tmp/testing/.
• /tmp/testing/..

而其中 /tmp/testing 与 /tmp/testing/. 其实是一样的！都代表该目录啊～而 /tmp/testing/.. 则代表 /tmp 这个目录，所以说，当我们建立一个新的目录时， ‘新的目录的 link 数为 2 ，而上层目录的 link 数则会增加 1 ’ 不信的话，我们来作个测试看看：

[root@www ~]# ls -ld /tmp
drwxrwxrwt 5 root root 4096 Oct 22 14:22 /tmp
[root@www ~]# mkdir /tmp/testing1

[root@www ~]# ls -ld /tmp
drwxrwxrwt 6 root root 4096 Oct 22 14:37 /tmp
[root@www ~]# ls -ld /tmp/testing1
drwxr-xr-x 2 root root 4096 Oct 22 14:37 /tmp/testing1

瞧！原本的所谓上层目录 /tmp 的 link 数量由 5 增加为 6 ，至于新目录 /tmp/testing 则为 2 ，这样可以理解目录的 link 数量的意义了吗？ ^_^

[root@www ~]# fdisk [-l] 装置名称
选项与参数：
-l  ：输出后面接的装置所有的 partition 内容。若仅有 fdisk -l 时，
      则系统将会把整个系统内能够搜寻到的装置的 partition 均列出来。

范例：找出你系统中的根目录所在磁碟，并查阅该硬碟内的相关资讯
[root@www ~]# df /            <==注意：重点在找出磁碟档名而已
Filesystem           1K-blocks      Used Available Use% Mounted on
/dev/hdc2              9920624   3823168   5585388  41% /

[root@www ~]# fdisk /dev/hdc  <==仔细看，不要加上数字喔！

The number of cylinders for this disk is set to 5005.
There is nothing wrong with that, but this is larger than 1024,
and could in certain setups cause problems with:
1) software that runs at boot time (e.g., old versions of LILO)
2) booting and partitioning software from other OSs
   (e.g., DOS FDISK, OS/2 FDISK)

Command (m for help):     <==等待你的输入！

由于每个人的环境都不一样，因此每部主机的磁碟数量也不相同。所以你可以先使用 df 这个指令找出可用磁碟档名， 然后再用 fdisk 来查阅。在你进入 fdisk 这支程式的工作画面后，如果您的硬碟太大的话(通常指磁柱数量多于 1024 以上)，就会出现如上讯息。这个讯息仅是在告知你，因为某些旧版的软体与作业系统并无法支援大于 1024 磁柱 (cylinter) 后的磁区使用，不过我们新版的 Linux 是没问题啦！底下继续来看看 fdisk 内如何操作相关动作吧！

Command (m for help): m   <== 输入 m 后，就会看到底下这些指令介绍
Command action
   a   toggle a bootable flag
   b   edit bsd disklabel
   c   toggle the dos compatibility flag
   d   delete a partition            <==删除一个partition
   l   list known partition types
   m   print this menu
   n   add a new partition           <==新增一个partition
   o   create a new empty DOS partition table
   p   print the partition table     <==在荧幕上显示分割表

   q   quit without saving changes   <==不储存离开fdisk程式
   s   create a new empty Sun disklabel
   t   change a partition's system id
   u   change display/entry units
   v   verify the partition table
   w   write table to disk and exit  <==将刚刚的动作写入分割表
   x   extra functionality (experts only)

老实说，使用 fdisk 这支程式是完全不需要背指令的！如同上面的表格中，你只要按下 m 就能够看到所有的动作！ 比较重要的动作在上面已经用底线画出来了，你可以参考看看。其中比较不一样的是‘q 与 w’这两个玩意儿！ 不管你进行了什么动作，只要离开 fdisk 时按下‘q’，那么所有的动作‘都不会生效！’相反的， 按下‘w’就是动作生效的意思。所以，你可以随便玩 fdisk ，只要离开时按下的是‘q’即可。 ^_^！ 好了，先来看看分割表资讯吧！

Command (m for help): p  <== 这里可以输出目前磁碟的状态

Disk /dev/hdc: 41.1 GB, 41174138880 bytes        <==这个磁碟的档名与容量
255 heads, 63 sectors/track, 5005 cylinders      <==磁头、磁区与磁柱大小

Units = cylinders of 16065 * 512 = 8225280 bytes <==每个磁柱的大小

   Device Boot      Start         End      Blocks   Id  System
/dev/hdc1   *           1          13      104391   83  Linux
/dev/hdc2              14        1288    10241437+  83  Linux
/dev/hdc3            1289        1925     5116702+  83  Linux
/dev/hdc4            1926        5005    24740100    5  Extended
/dev/hdc5            1926        2052     1020096   82  Linux swap / Solaris
# 装置档名 开机区否 开始磁柱    结束磁柱  1K大小容量 磁碟分割槽内的系统

Command (m for help): q

# 想要不储存离开吗？按下 q 就对了！不要随便按 w 啊！

使用‘ p ’可以列出目前这颗磁碟的分割表资讯，这个资讯的上半部在显示整体磁碟的状态。 以鸟哥这颗磁碟为例，这个磁碟共有 41.1GB 左右的容量，共有 5005 个磁柱，每个磁柱透过 255 个磁头在管理读写， 每个磁头管理 63 个磁区，而每个磁区的大小均为 512bytes ，因此每个磁柱为‘ 255*63*512 = 16065*512 = 8225280bytes ’。

下半部的分割表资讯主要在列出每个分割槽的个别资讯项目。每个项目的意义为：

• Device：装置档名，依据不同的磁碟介面/分割槽位置而变。
• Boot：是否为开机启动区块？通常 Windows 系统的 C 需要这块！
• Start, End：这个分割槽在哪个磁柱号码之间，可以决定此分割槽的大小；
• Blocks：就是以 1K 为单位的容量。如上所示，/dev/hdc1 大小为104391K = 102MB
• ID, System：代表这个分割槽内的档案系统应该是啥！不过这个项目只是一个提示而已， 不见得真的代表此分割槽内的档案系统喔！

从上表我们可以发现几件事情：

• 整部磁碟还可以进行额外的分割，因为最大磁柱为 5005 ，但只使用到 2052 号而已；
• /dev/hdc5 是由 /dev/hdc4 分割出来的，因为 /dev/hdc4 为 Extended，且 /dev/hdc5 磁柱号码在 /dev/hdc4 之内；

fdisk 还可以直接秀出系统内的所有 partition 喔！举例来说，鸟哥刚刚插入一个 USB 磁碟到这部 Linux 系统中， 那该如何观察 (1)这个磁碟的代号与 (2)这个磁碟的分割槽呢？

范例：查阅目前系统内的所有 partition 有哪些？
[root@www ~]# fdisk -l

Disk /dev/hdc: 41.1 GB, 41174138880 bytes
255 heads, 63 sectors/track, 5005 cylinders
Units = cylinders of 16065 * 512 = 8225280 bytes

   Device Boot      Start         End      Blocks   Id  System
/dev/hdc1   *           1          13      104391   83  Linux
/dev/hdc2              14        1288    10241437+  83  Linux
/dev/hdc3            1289        1925     5116702+  83  Linux
/dev/hdc4            1926        5005    24740100    5  Extended
/dev/hdc5            1926        2052     1020096   82  Linux swap / Solaris

Disk /dev/sda: 8313 MB, 8313110528 bytes
59 heads, 58 sectors/track, 4744 cylinders
Units = cylinders of 3422 * 512 = 1752064 bytes

   Device Boot      Start         End      Blocks   Id  System
/dev/sda1               1        4745     8118260    b  W95 FAT32

由上表的资讯我们可以看到我有两颗磁碟，磁碟档名为‘/dev/hdc 与 /dev/sda’，/dev/hdc 已经在上面谈过了， 至于 /dev/sda 则有 8GB 左右的容量，且全部的磁柱都已经分割给 /dev/sda1 ，该档案系统应该为 Windows 的 FAT 档案系统。这样很容易查阅到分割方面的资讯吧！

这个 fdisk 只有 root 才能执行，此外，请注意， 使用的‘装置档名’请不要加上数字，因为 partition 是针对‘整个硬碟装置’而不是某个 partition 呢！所以执行‘ fdisk /dev/hdc1 ’ 就会发生错误啦！要使用 fdisk /dev/hdc 才对！那么我们知道可以利用 fdisk 来查阅硬碟的 partition 资讯外，底下再来说一说进入 fdisk 之后的几个常做的工作！

Tips: 再次强调，你可以使用 fdisk 在您的硬碟上面胡搞瞎搞的进行实际操作，都不打紧， 但是请‘千万记住，不要按下 w 即可！’离开的时候按下 q 就万事无妨啰！

• 删除磁碟分割槽

如果你是按照鸟哥建议的方式去安装你的 CentOS ，那么你的磁碟应该会预留一块容量来做练习的。 实际练习新增硬碟之前，我们先来玩一玩恐怖的删除好了～如果想要测试一下如何将你的 /dev/hdc 全部的分割槽删除，应该怎么做？

1. fdisk /dev/hdc ：先进入 fdisk 画面；
2. p ：先看一下分割槽的资讯，假设要杀掉 /dev/hdc1；
3. d ：这个时候会要你选择一个 partition ，就选 1 啰！
4. w (or) q ：按 w 可储存到磁碟资料表中，并离开 fdisk ；当然啰， 如果你反悔了，呵呵，直接按下 q 就可以取消刚刚的删除动作了！

# 练习一： 先进入 fdisk 的画面当中去！
[root@www ~]# fdisk /dev/hdc

# 练习二： 先看看整个分割表的情况是如何
Command (m for help): p

Disk /dev/hdc: 41.1 GB, 41174138880 bytes
255 heads, 63 sectors/track, 5005 cylinders
Units = cylinders of 16065 * 512 = 8225280 bytes

   Device Boot      Start         End      Blocks   Id  System
/dev/hdc1   *           1          13      104391   83  Linux
/dev/hdc2              14        1288    10241437+  83  Linux
/dev/hdc3            1289        1925     5116702+  83  Linux
/dev/hdc4            1926        5005    24740100    5  Extended
/dev/hdc5            1926        2052     1020096   82  Linux swap / Solaris

# 练习三： 按下 d 给他删除吧！

Command (m for help): d
Partition number (1-5): 4

Command (m for help): d
Partition number (1-4): 3

Command (m for help): p

Disk /dev/hdc: 41.1 GB, 41174138880 bytes
255 heads, 63 sectors/track, 5005 cylinders
Units = cylinders of 16065 * 512 = 8225280 bytes

   Device Boot      Start         End      Blocks   Id  System
/dev/hdc1   *           1          13      104391   83  Linux
/dev/hdc2              14        1288    10241437+  83  Linux
# 因为 /dev/hdc5 是由 /dev/hdc4 所衍生出来的逻辑分割槽，因此 /dev/hdc4 被删除，
# /dev/hdc5 就自动不见了！最终就会剩下两个分割槽而已喔！

Command (m for help): q
# 鸟哥这里仅是做一个练习而已，所以，按下 q 就能够离开啰～

• 练习新增磁碟分割槽

新增磁碟分割槽有好多种情况，因为新增 Primary / Extended / Logical 的显示结果都不太相同。 底下我们先将 /dev/hdc 全部删除成为干净未分割的磁碟，然后依序新增给大家瞧瞧！

# 练习一： 进入 fdisk 的分割软体画面中，并删除所有分割槽：
[root@www ~]# fdisk /dev/hdc
Command (m for help): d
Partition number (1-5): 4

Command (m for help): d
Partition number (1-4): 3

Command (m for help): d
Partition number (1-4): 2

Command (m for help): d

Selected partition 1
# 由于最后仅剩下一个 partition ，因此系统主动选取这个 partition 删除去！

# 练习二： 开始新增，我们先新增一个 Primary  的分割槽，且指定为 4 号看看！
Command (m for help): n
Command action            <==因为是全新磁碟，因此只会问extended/primary而已
   e   extended
   p   primary partition (1-4)
p                         <==选择 Primary 分割槽

Partition number (1-4): 4 <==设定为 4 号！
First cylinder (1-5005, default 1): <==直接按下[enter]按键决定！
Using default value 1               <==启始磁柱就选用预设值！
Last cylinder or +size or +sizeM or +sizeK (1-5005, default 5005): +512M
# 这个地方有趣了！我们知道 partition 是由 n1 到 n2 的磁柱号码 (cylinder)，
# 但磁柱的大小每颗磁碟都不相同，这个时候可以填入 +512M 来让系统自动帮我们找出
# ‘最接近 512M 的那个 cylinder 号码’！因为不可能刚好等于 512MBytes 啦！
# 如上所示：这个地方输入的方式有两种：

# 1) 直接输入磁柱的号码，你得要自己计算磁柱/分割槽的大小才行；

# 2) 用 +XXM 来输入分割槽的大小，让系统自己捉磁柱的号码。
#    +与M是必须要有的，XX为数字

Command (m for help): p

Disk /dev/hdc: 41.1 GB, 41174138880 bytes
255 heads, 63 sectors/track, 5005 cylinders
Units = cylinders of 16065 * 512 = 8225280 bytes

   Device Boot      Start         End      Blocks   Id  System
/dev/hdc4               1          63      506016   83  Linux
# 注意！只有 4 号！ 1 ~ 3 保留下来了！

# 练习三： 继续新增一个，这次我们新增 Extended 的分割槽好了！
Command (m for help): n
Command action
   e   extended
   p   primary partition (1-4)
e    <==选择的是 Extended 喔！
Partition number (1-4): 1
First cylinder (64-5005, default 64): <=[enter]

Using default value 64
Last cylinder or +size or +sizeM or +sizeK (64-5005, default 5005): <=[enter]
Using default value 5005
# 还记得我们在第三章的磁碟分割表曾经谈到过的，延伸分割最好能够包含所有
# 未分割的区间；所以在这个练习中，我们将所有未配置的磁柱都给了这个分割槽喔！
# 所以在开始/结束磁柱的位置上，按下两个[enter]用预设值即可！

Command (m for help): p

Disk /dev/hdc: 41.1 GB, 41174138880 bytes
255 heads, 63 sectors/track, 5005 cylinders
Units = cylinders of 16065 * 512 = 8225280 bytes

   Device Boot      Start         End      Blocks   Id  System
/dev/hdc1              64        5005    39696615    5  Extended
/dev/hdc4               1          63      506016   83  Linux

# 如上所示，所有的磁柱都在 /dev/hdc1 里面啰！

# 练习四： 这次我们随便新增一个 2GB 的分割槽看看！
Command (m for help): n
Command action
   l   logical (5 or over)     <==因为已有 extended ，所以出现 logical 分割槽
   p   primary partition (1-4)
p   <==偷偷玩一下，能否新增主要分割槽

Partition number (1-4): 2
No free sectors available   <==肯定不行！因为没有多余的磁柱可供配置

Command (m for help): n
Command action
   l   logical (5 or over)
   p   primary partition (1-4)
l   <==乖乖使用逻辑分割槽吧！
First cylinder (64-5005, default 64): <=[enter]

Using default value 64
Last cylinder or +size or +sizeM or +sizeK (64-5005, default 5005): +2048M

Command (m for help): p

Disk /dev/hdc: 41.1 GB, 41174138880 bytes
255 heads, 63 sectors/track, 5005 cylinders
Units = cylinders of 16065 * 512 = 8225280 bytes

   Device Boot      Start         End      Blocks   Id  System
/dev/hdc1              64        5005    39696615    5  Extended
/dev/hdc4               1          63      506016   83  Linux
/dev/hdc5              64         313     2008093+  83  Linux
# 这样就新增了 2GB 的分割槽，且由于是 logical ，所以由 5 号开始！
Command (m for help): q
# 鸟哥这里仅是做一个练习而已，所以，按下 q 就能够离开啰～

上面的练习非常重要！您得要自行练习一下比较好！注意，不要按下 w 喔！会让你的系统损毁的！ 由上面的一连串练习中，最重要的地方其实就在于建立分割槽的形式( primary/extended/logical )以及分割槽的大小了！一般来说建立分割槽的形式会有底下的数种状况：

• 1-4 号尚有剩余，且系统未有 extended：
  此时会出现让你挑选 Primary / Extended 的项目，且你可以指定 1~4 号间的号码；
  
  
• 1-4 号尚有剩余，且系统有 extended：
  此时会出现让你挑选 Primary / Logical 的项目；若选择 p 则你还需要指定 1~4 号间的号码； 若选择 l(L的小写) 则不需要设定号码，因为系统会自动指定逻辑分割槽的档名号码；
  
  
• 1-4 没有剩余，且系统有 extended：
  此时不会让你挑选分割槽类型，直接会进入 logical 的分割槽形式。
  
  

[root@www ~]# fdisk /dev/hdc
Command (m for help): n
First cylinder (2053-5005, default 2053): <==[enter]
Using default value 2053
Last cylinder or +size or +sizeM or +sizeK (2053-5005, default 5005): +2048M

Command (m for help): p

Disk /dev/hdc: 41.1 GB, 41174138880 bytes
255 heads, 63 sectors/track, 5005 cylinders
Units = cylinders of 16065 * 512 = 8225280 bytes

   Device Boot      Start         End      Blocks   Id  System
/dev/hdc1   *           1          13      104391   83  Linux
/dev/hdc2              14        1288    10241437+  83  Linux
/dev/hdc3            1289        1925     5116702+  83  Linux
/dev/hdc4            1926        5005    24740100    5  Extended
/dev/hdc5            1926        2052     1020096   82  Linux swap / Solaris
/dev/hdc6            2053        2302     2008093+  83  Linux

Command (m for help): w
The partition table has been altered!

Calling ioctl() to re-read partition table.

WARNING: Re-reading the partition table failed with error 16: Device or 
resource busy.
The kernel still uses the old table.
The new table will be used at the next reboot.
Syncing disks. <==见鬼了！竟然需要 reboot 才能够生效！我可不要重新开机！

[root@www ~]# partprobe  <==强制让核心重新捉一次 partition table

如上的练习中，最终写入分割表后竟然会让核心无法捉到分割表资讯！此时你可以直接使用 reboot 来处理， 也可以使用 GNU 推出的工具程式来处置，那就是 partprobe 这个指令。这个指令的执行很简单， 他仅是告知核心必须要读取新的分割表而已，因此并不会在荧幕上出现任何资讯才是！ 这样一来，我们就不需要 reboot 啰！

• 操作环境的说明

以 root 的身份进行硬碟的 partition 时，最好是在单人维护模式底下比较安全一些， 此外，在进行 fdisk 的时候，如果该硬碟某个 partition 还在使用当中， 那么很有可能系统核心会无法重新载入硬碟的 partition table ，解决的方法就是将该使用中的 partition 给他卸载，然后再重新进入 fdisk 一遍，重新写入 partition table ，那么就可以成功啰！

• 注意事项：

另外在实作过程中请特别注意，因为 SATA 硬碟最多能够支援到 15 号的分割槽， IDE 则可以支援到 63 号。 但目前大家常见的系统都是 SATA 磁碟，因此在练习的时候千万不要让你的分割槽超过 15 号！ 否则即使你还有剩余的磁柱容量，但还是会无法继续进行分割的喔！

另外需要特别留意的是，fdisk 没有办法处理大于 2TB 以上的磁碟分割槽！ 这个问题比较严重！因为虽然 Ext3 档案系统已经支援达到 16TB 以上的磁碟，但是分割指令却无法支援。 时至今日(2009)所有的硬体价格大跌，硬碟也已经出到单颗 1TB 之谱，若加上磁碟阵列 (RAID) ， 高于 2TB 的磁碟系统应该会很常见！此时你就得使用 parted 这个指令了！我们会在本章最后谈一谈这个指令的用法。

分割完毕后自然就是要进行档案系统的格式化啰！格式化的指令非常的简单，那就是‘make filesystem, mkfs’ 这个指令啦！这个指令其实是个综合的指令，他会去呼叫正确的档案系统格式化工具软体！ 不啰唆，让我们来瞧瞧吧！

• mkfs

[root@www ~]# mkfs [-t 档案系统格式] 装置档名
选项与参数：
-t  ：可以接档案系统格式，例如 ext3, ext2, vfat 等(系统有支援才会生效)

范例一：请将上个小节当中所制作出来的 /dev/hdc6 格式化为 ext3 档案系统
[root@www ~]# mkfs -t ext3 /dev/hdc6
mke2fs 1.39 (29-May-2006)
Filesystem label=                <==这里指的是分割槽的名称(label)

OS type: Linux
Block size=4096 (log=2)          <==block 的大小设定为 4K 
Fragment size=4096 (log=2)
251392 inodes, 502023 blocks     <==由此设定决定的inode/block数量
25101 blocks (5.00%) reserved for the super user
First data block=0
Maximum filesystem blocks=515899392
16 block groups
32768 blocks per group, 32768 fragments per group
15712 inodes per group
Superblock backups stored on blocks:
        32768, 98304, 163840, 229376, 294912

Writing inode tables: done
Creating journal (8192 blocks): done <==有日志记录
Writing superblocks and filesystem accounting information: done

This filesystem will be automatically checked every 34 mounts or
180 days, whichever comes first.  Use tune2fs -c or -i to override.
# 这样就建立起来我们所需要的 Ext3 档案系统了！简单明了！

[root@www ~]# mkfs[tab][tab]
mkfs         mkfs.cramfs  mkfs.ext2    mkfs.ext3    mkfs.msdos   mkfs.vfat
# 按下两个[tab]，会发现 mkfs 支援的档案格式如上所示！可以格式化 vfat 喔！

mkfs 其实是个综合指令而已，事实上如同上表所示，当我们使用‘ mkfs -t ext3 ...’时， 系统会去呼叫 mkfs.ext3 这个指令来进行格式化的动作啦！若如同上表所展现的结果， 那么鸟哥这个系统支援的档案系统格式化工具有‘cramfs, ext2, ext3, msdoc, vfat’等， 而最常用的应该是 ext3, vfat 两种啦！ vfat 可以用在 Windows/Linux 共用的 USB 随身碟啰。

在格式化为 Ext3 的范例中，我们可以发现结果里面含有非常多的资讯，由于我们没有详细指定档案系统的细部项目， 因此系统会使用预设值来进行格式化。其中比较重要的部分为：档案系统的标头(Label)、Block的大小以及 inode 的数量。 如果你要指定这些东西，就得要了解一下 Ext2/Ext3 的公用程式，亦即 mke2fs 这个指令啰！

• mke2fs

[root@www ~]# mke2fs [-b block大小] [-i block大小] [-L 标头] [-cj] 装置
选项与参数：
-b  ：可以设定每个 block 的大小，目前支援 1024, 2048, 4096 bytes 三种；
-i  ：多少容量给予一个 inode 呢？
-c  ：检查磁碟错误，仅下达一次 -c 时，会进行快速读取测试；
      如果下达两次 -c -c 的话，会测试读写(read-write)，会很慢～
-L  ：后面可以接标头名称 (Label)，这个 label 是有用的喔！e2label指令介绍会谈到～
-j  ：本来 mke2fs 是 EXT2 ，加上 -j 后，会主动加入 journal 而成为 EXT3。

mke2fs 是一个很详细但是很麻烦的指令！因为里面的细部设定太多了！现在我们进行如下的假设：

• 这个档案系统的标头设定为：vbird_logical
• 我的 block 指定为 2048 大小；
• 每 8192 bytes 分配一个 inode ；
• 建置为 journal 的 Ext3 档案系统。

开始格式化 /dev/hdc6 结果会变成如下所示：

[root@www ~]# mke2fs -j -L "vbird_logical" -b 2048 -i 8192 /dev/hdc6

mke2fs 1.39 (29-May-2006)
Filesystem label=vbird_logical
OS type: Linux
Block size=2048 (log=1)
Fragment size=2048 (log=1)
251968 inodes, 1004046 blocks
50202 blocks (5.00%) reserved for the super user
First data block=0
Maximum filesystem blocks=537919488
62 block groups
16384 blocks per group, 16384 fragments per group
4064 inodes per group
Superblock backups stored on blocks:
        16384, 49152, 81920, 114688, 147456, 409600, 442368, 802816

Writing inode tables: done
Creating journal (16384 blocks): done
Writing superblocks and filesystem accounting information: done
# 比较看看，跟上面的范例用预设值的结果，有什么不一样的啊？

其实 mke2fs 所使用的各项选项/参数也可以用在‘ mkfs -t ext3 ... ’后面，因为最终使用的公用程式是相同的啦！ 特别要注意的是 -b, -i 及 -j 这几个选项，尤其是 -j 这个选项，当没有指定 -j 的时候， mke2fs 使用 ext2 为格式化档案格式，若加入 -j 时，则格式化为 ext3 这个 Journaling 的 filesystem 呦！

老实说，如果没有特殊需求的话，使用‘ mkfs -t ext3....’不但容易记忆，而且就非常好用啰！

由于系统在运作时谁也说不准啥时硬体或者是电源会有问题，所以‘当机’可能是难免的情况(不管是硬体还是软体)。 现在我们知道档案系统运作时会有硬碟与记忆体资料非同步的状况发生，因此莫名其妙的当机非常可能导致档案系统的错乱。 问题来啦，如果档案系统真的发生错乱的话，那该如何是好？就...挽救啊！此时那个好用的 filesystem check, fsck 就得拿来仔细瞧瞧啰。

• fsck

[root@www ~]# fsck [-t 档案系统] [-ACay] 装置名称
选项与参数：
-t  ：如同 mkfs 一样，fsck 也是个综合软体而已！因此我们同样需要指定档案系统。
      不过由于现今的 Linux 太聪明了，他会自动的透过 superblock 去分辨档案系统，
      因此通常可以不需要这个选项的啰！请看后续的范例说明。
-A  ：依据 /etc/fstab 的内容，将需要的装置扫瞄一次。/etc/fstab 于下一小节说明，
      通常开机过程中就会执行此一指令了。
-a  ：自动修复检查到的有问题的磁区，所以你不用一直按 y 啰！
-y  ：与 -a 类似，但是某些 filesystem 仅支援 -y 这个参数！
-C  ：可以在检验的过程当中，使用一个长条图来显示目前的进度！

EXT2/EXT3 的额外选项功能：(e2fsck 这支指令所提供)
-f  ：强制检查！一般来说，如果 fsck 没有发现任何 unclean 的旗标，不会主动进入
      细部检查的，如果您想要强制 fsck 进入细部检查，就得加上 -f 旗标啰！
-D  ：针对档案系统下的目录进行最佳化配置。

范例一：强制的将前面我们建立的 /dev/hdc6 这个装置给他检验一下！
[root@www ~]# fsck -C -f -t ext3 /dev/hdc6 

fsck 1.39 (29-May-2006)
e2fsck 1.39 (29-May-2006)
Pass 1: Checking inodes, blocks, and sizes
Pass 2: Checking directory structure
Pass 3: Checking directory connectivity
Pass 4: Checking reference counts
Pass 5: Checking group summary information
vbird_logical: 11/251968 files (9.1% non-contiguous), 36926/1004046 blocks
# 如果没有加上 -f 的选项，则由于这个档案系统不曾出现问题，
# 检查的经过非常快速！若加上 -f 强制检查，才会一项一项的显示过程。

范例二：系统有多少档案系统支援的 fsck 软体？
[root@www ~]# fsck[tab][tab]
fsck         fsck.cramfs  fsck.ext2    fsck.ext3    fsck.msdos   fsck.vfat

这是用来检查与修正档案系统错误的指令。注意：通常只有身为 root 且你的档案系统有问题的时候才使用这个指令，否则在正常状况下使用此一指令， 可能会造成对系统的危害！通常使用这个指令的场合都是在系统出现极大的问题，导致你在 Linux 开机的时候得进入单人单机模式下进行维护的行为时，才必须使用此一指令！

另外，如果你怀疑刚刚格式化成功的硬碟有问题的时后，也可以使用 fsck 来检查一硬碟呦！其实就有点像是 Windows 的 scandisk 啦！此外，由于 fsck 在扫瞄硬碟的时候，可能会造成部分 filesystem 的损坏，所以‘执行 fsck 时， 被检查的 partition 务必不可挂载到系统上！亦即是需要在卸载的状态喔！’

不知道你还记不记得第六章的目录配置中我们提过， ext2/ext3 档案系统的最顶层(就是挂载点那个目录底下)会存在一个‘lostt+found’的目录吧！ 该目录就是在当你使用 fsck 检查档案系统后，若出现问题时，有问题的资料会被放置到这个目录中喔！ 所以理论上这个目录不应该会有任何资料，若系统自动产生资料在里面，那...你就得特别注意你的档案系统啰！

另外，我们的系统实际执行的 fsck 指令，其实是呼叫 e2fsck 这个软体啦！可以 man e2fsck 找到更多的选项辅助喔！

• badblocks

[root@www ~]# badblocks -[svw] 装置名称
选项与参数：
-s  ：在荧幕上列出进度
-v  ：可以在荧幕上看到进度
-w  ：使用写入的方式来测试，建议不要使用此一参数，尤其是待检查的装置已有档案时！

[root@www ~]# badblocks -sv /dev/hdc6
Checking blocks 0 to 2008093
Checking for bad blocks (read-only test): done
Pass completed, 0 bad blocks found.

刚刚谈到的 fsck 是用来检验档案系统是否出错，至于 badblocks 则是用来检查硬碟或软碟磁区有没有坏轨的指令！ 由于这个指令其实可以透过‘ mke2fs -c 装置档名 ’在进行格式化的时候处理磁碟表面的读取测试， 因此目前大多不使用这个指令啰！

我们在本章一开始时的挂载点的意义当中提过挂载点是目录， 而这个目录是进入磁碟分割槽(其实是档案系统啦！)的入口就是了。不过要进行挂载前，你最好先确定几件事：

• 单一档案系统不应该被重复挂载在不同的挂载点(目录)中；
• 单一目录不应该重复挂载多个档案系统；
• 要作为挂载点的目录，理论上应该都是空目录才是。

尤其是上述的后两点！如果你要用来挂载的目录里面并不是空的，那么挂载了档案系统之后，原目录下的东西就会暂时的消失。 举个例子来说，假设你的 /home 原本与根目录 (/) 在同一个档案系统中，底下原本就有 /home/test 与 /home/vbird 两个目录。然后你想要加入新的硬碟，并且直接挂载 /home 底下，那么当你挂载上新的分割槽时，则 /home 目录显示的是新分割槽内的资料，至于原先的 test 与 vbird 这两个目录就会暂时的被隐藏掉了！注意喔！并不是被覆盖掉， 而是暂时的隐藏了起来，等到新分割槽被卸载之后，则 /home 原本的内容就会再次的跑出来啦！

而要将档案系统挂载到我们的 Linux 系统上，就要使用 mount 这个指令啦！ 不过，这个指令真的是博大精深～粉难啦！我们学简单一点啊～ ^_^

[root@www ~]# mount -a
[root@www ~]# mount [-l]
[root@www ~]# mount [-t 档案系统] [-L Label名] [-o 额外选项] \
 [-n]  装置档名  挂载点
选项与参数：
-a  ：依照设定档 /etc/fstab 的资料将所有未挂载的磁碟都挂载上来
-l  ：单纯的输入 mount 会显示目前挂载的资讯。加上 -l 可增列 Label 名称！
-t  ：与 mkfs 的选项非常类似的，可以加上档案系统种类来指定欲挂载的类型。
      常见的 Linux 支援类型有：ext2, ext3, vfat, reiserfs, iso9660(光碟格式),
      nfs, cifs, smbfs(此三种为网路档案系统类型)
-n  ：在预设的情况下，系统会将实际挂载的情况即时写入 /etc/mtab 中，以利其他程式
      的运作。但在某些情况下(例如单人维护模式)为了避免问题，会刻意不写入。
      此时就得要使用这个 -n 的选项了。
-L  ：系统除了利用装置档名 (例如 /dev/hdc6) 之外，还可以利用档案系统的标头名称
      (Label)来进行挂载。最好为你的档案系统取一个独一无二的名称吧！
-o  ：后面可以接一些挂载时额外加上的参数！比方说帐号、密码、读写权限等：
      ro, rw:       挂载档案系统成为唯读(ro) 或可读写(rw)
      async, sync:  此档案系统是否使用同步写入 (sync) 或非同步 (async) 的
                    记忆体机制，请参考档案系统运作方式。预设为 async。
      auto, noauto: 允许此 partition 被以 mount -a 自动挂载(auto)
      dev, nodev:   是否允许此 partition 上，可建立装置档案？ dev 为可允许
      suid, nosuid: 是否允许此 partition 含有 suid/sgid 的档案格式？
      exec, noexec: 是否允许此 partition 上拥有可执行 binary 档案？
      user, nouser: 是否允许此 partition 让任何使用者执行 mount ？一般来说，
                    mount 仅有 root 可以进行，但下达 user 参数，则可让
                    一般 user 也能够对此 partition 进行 mount 。
      defaults:     预设值为：rw, suid, dev, exec, auto, nouser, and async
      remount:      重新挂载，这在系统出错，或重新更新参数时，很有用！

会不会觉得光是看这个指令的细部选项就快要昏倒了？如果有兴趣的话看一下 man mount ，那才会真的昏倒的。 事实上 mount 是个很万用的指令，他可以挂载 ext3/vfat/nfs 等档案系统，由于每种档案系统的资料并不相同， 想当然尔，详细的参数与选项自然也就不相同啦！不过实际应用时却简单的会让你想笑呢！ 看看底下的几个简单范例先！

• 挂载Ext2/Ext3档案系统

范例一：用预设的方式，将刚刚建立的 /dev/hdc6 挂载到 /mnt/hdc6 上面！
[root@www ~]# mkdir /mnt/hdc6

[root@www ~]# mount /dev/hdc6 /mnt/hdc6
[root@www ~]# df
Filesystem           1K-blocks      Used Available Use% Mounted on
.....中间省略.....
/dev/hdc6              1976312     42072   1833836   3% /mnt/hdc6
# 看起来，真的有挂载！且档案大小约为 2GB 左右啦！

瞎密？竟然这么简单！利用‘mount 装置档名 挂载点’就能够顺利的挂载了！真是方便啊！ 为什么可以这么方便呢(甚至不需要使用 -t 这个选项)？由于档案系统几乎都有 superblock ， 我们的 Linux 可以透过分析 superblock 搭配 Linux 自己的驱动程式去测试挂载， 如果成功的套和了，就立刻自动的使用该类型的档案系统挂载起来啊！ 那么系统有没有指定哪些类型的 filesystem 才需要进行上述的挂载测试呢？ 主要是参考底下这两个档案：

• /etc/filesystems：系统指定的测试挂载档案系统类型；
• /proc/filesystems：Linux系统已经载入的档案系统类型。

那我怎么知道我的 Linux 有没有相关档案系统类型的驱动程式呢？我们 Linux 支援的档案系统之驱动程式都写在如下的目录中：

• /lib/modules/$(uname -r)/kernel/fs/

例如 vfat 的驱动程式就写在‘/lib/modules/$(uname -r)/kernel/fs/vfat/’这个目录下啦！ 简单的测试挂载后，接下来让我们检查看看目前已挂载的档案系统状况吧！

范例二：观察目前‘已挂载’的档案系统，包含各档案系统的Label名称
[root@www ~]# mount -l

/dev/hdc2 on / type ext3 (rw) [/1]
proc on /proc type proc (rw)
sysfs on /sys type sysfs (rw)
devpts on /dev/pts type devpts (rw,gid=5,mode=620)
/dev/hdc3 on /home type ext3 (rw) [/home]
/dev/hdc1 on /boot type ext3 (rw) [/boot]
tmpfs on /dev/shm type tmpfs (rw)
none on /proc/sys/fs/binfmt_misc type binfmt_misc (rw)
sunrpc on /var/lib/nfs/rpc_pipefs type rpc_pipefs (rw)
/dev/hdc6 on /mnt/hdc6 type ext3 (rw) [vbird_logical]
# 除了实际的档案系统外，很多特殊的档案系统(proc/sysfs...)也会被显示出来！
# 值得注意的是，加上 -l 选项可以列出如上特殊字体的标头(label)喔

这个指令输出的结果可以让我们看到非常多资讯，以 /dev/hdc2 这个装置来说好了(上面表格的第一行)， 他的意义是：‘/dev/hdc2 是挂载到 / 目录，档案系统类型为 ext3 ，且挂载为可读写 (rw) ，另外，这个 filesystem 有标头，名字(label)为 /1 ’ 这样，你会解释上述表格中的最后一行输出结果了吗？自己解释一下先。^_^。 接下来请拿出你的 CentOS DVD 放入光碟机中，并拿 FAT 格式的 USB 随身碟(不要用 NTFS 的)插入 USB 插槽中，我们来测试挂载一下！

• 挂载 CD 或 DVD 光碟

范例三：将你用来安装 Linux 的 CentOS 原版光碟拿出来挂载！
[root@www ~]# mkdir /media/cdrom
[root@www ~]# mount -t iso9660 /dev/cdrom /media/cdrom
[root@www ~]# mount /dev/cdrom /media/cdrom 

# 你可以指定 -t iso9660 这个光碟片的格式来挂载，也可以让系统自己去测试挂载！
# 所以上述的指令只要做一个就够了！但是目录的建立初次挂载时必须要进行喔！
 
[root@www ~]# df
Filesystem           1K-blocks      Used Available Use% Mounted on
.....中间省略.....
/dev/hdd               4493152   4493152         0 100% /media/cdrom
# 因为我的光碟机使用的是 /dev/hdd 的 IDE 介面之故！

光碟机一挂载之后就无法退出光碟片了！除非你将他卸载才能够退出！ 从上面的资料你也可以发现，因为是光碟嘛！所以磁碟使用率达到 100% ，因为你无法直接写入任何资料到光碟当中ㄇㄟ！ 另外，其实 /dev/cdrom 是个连结档，正确的磁碟档名得要看你的光碟机是什么连接介面的环境。 以鸟哥为例，我的光碟机接在 /dev/hdd，所以正确的挂载应该是‘mount /dev/hdd /media/cdrom’比较正确喔！

Tips: 话说当时年记小 (其实是刚接触 Linux 的那一年)，摸 Linux 到处碰壁！连将 CDROM 挂载后， 光碟机竟然都不让我退片！那个时候难过的要死！解决的方法竟然是‘重新开机！’囧的可以啊！

• 格式化与挂载软碟

软碟的格式化可以直接使用 mkfs 即可。但是软碟也是可以格式化成为 ext3 或 vfat 格式的。 挂载的时候我们同样的使用系统自动测试挂载即可！真是粉简单！如果你有软碟片的话(很少人有了吧？)， 请先放置到软碟机当中啰！底下来测试看看(软碟片请勿放置任何资料，且将防写打开！)。

范例四：格式化后挂载软碟到 /media/floppy/ 目录中。
[root@www ~]# mkfs -t vfat /dev/fd0
# 我们格式化软碟成为 Windows/Linux 可共同使用的 FAT 格式吧！
[root@www ~]# mkdir /media/floppy
[root@www ~]# mount -t vfat /dev/fd0 /media/floppy
[root@www ~]# df
Filesystem           1K-blocks      Used Available Use% Mounted on

.....中间省略.....
/dev/fd0                  1424       164      1260  12% /media/floppy

与光碟机不同的是，你挂载了软碟后竟然还是可以退出软碟喔！不过，如此一来你的档案系统将会有莫名奇妙的问题发生！ 整个 Linux 最重要的就是档案系统，而档案系统是直接挂载到目录树上头， 几乎任何指令都会或多或少使用到目录树的资料，因此你当然不可以随意的将光碟/软碟拿出来！ 所以，软碟也请卸载之后再退出！很重要的一点！

• 挂载随身碟

请拿出你的随身碟并插入 Linux 主机的 USB 槽中！注意，你的这个随身碟不能够是 NTFS 的档案系统喔！ 接下来让我们测试测试吧！

范例五：找出你的随身碟装置档名，并挂载到 /mnt/flash 目录中
[root@www ~]# fdisk -l
.....中间省略.....
Disk /dev/sda: 8313 MB, 8313110528 bytes
59 heads, 58 sectors/track, 4744 cylinders
Units = cylinders of 3422 * 512 = 1752064 bytes

   Device Boot      Start         End      Blocks   Id  System

/dev/sda1               1        4745     8118260    b  W95 FAT32
# 从上的特殊字体，可得知磁碟的大小以及装置档名，知道是 /dev/sda1 

[root@www ~]# mkdir /mnt/flash
[root@www ~]# mount -t vfat -o iocharset=cp950 /dev/sda1 /mnt/flash
[root@www ~]# df
Filesystem           1K-blocks      Used Available Use% Mounted on
.....中间省略.....

/dev/sda1              8102416   4986228   3116188  62% /mnt/flash

如果带有中文档名的资料，那么可以在挂载时指定一下挂载档案系统所使用的语系资料。 在 man mount 找到 vfat 档案格式当中可以使用 iocharset 来指定语系，而中文语系是 cp950 ， 所以也就有了上述的挂载指令项目啰。

万一你使用的是随身硬碟，也就是利用笔记型电脑所做出来的USB磁碟时，通常这样的硬碟都使用 NTFS 格式的～ 怎办？没关系，可以参考底下这个网站：(注8)

• NTFS 档案系统官网：Linux-NTFS Project: http://www.linux-ntfs.org/
• CentOS 5.x 版的相关驱动程式下载页面：http://www.linux-ntfs.org/doku.php?id=redhat:rhel5

将她们提供的驱动程式捉下来并且安装之后，就能够使用 NTFS 的档案系统了！ 只是由于档案系统与 Linux 核心有很大的关系，因此以后如果你的 Linux 系统有升级 (update) 时， 你就得要重新下载一次相对应的驱动程式版本喔！

• 重新挂载根目录与挂载不特定目录

整个目录树最重要的地方就是根目录了，所以根目录根本就不能够被卸载的！问题是，如果你的挂载参数要改变， 或者是根目录出现‘唯读’状态时，如何重新挂载呢？最可能的处理方式就是重新开机 (reboot)！ 不过你也可以这样做：

范例六：将 / 重新挂载，并加入参数为 rw 与 auto
[root@www ~]# mount -o remount,rw,auto /

重点是那个‘ -o remount,xx ’的选项与参数！请注意，要重新挂载 (remount) 时， 这是个非常重要的机制！尤其是当你进入单人维护模式时，你的根目录常会被系统挂载为唯读，这个时候这个指令就太重要了！

另外，我们也可以利用 mount 来将某个目录挂载到另外一个目录去喔！这并不是挂载档案系统，而是额外挂载某个目录的方法！ 虽然底下的方法也可以使用 symbolic link 来连结，不过在某些不支援符号连结的程式运作中，还是得要透过这样的方法才行。

范例七：将 /home 这个目录暂时挂载到 /mnt/home 底下：
[root@www ~]# mkdir /mnt/home
[root@www ~]# mount --bind /home /mnt/home
[root@www ~]# ls -lid /home/ /mnt/home
2 drwxr-xr-x 6 root root 4096 Sep 29 02:21 /home/
2 drwxr-xr-x 6 root root 4096 Sep 29 02:21 /mnt/home

[root@www ~]# mount -l
/home on /mnt/home type none (rw,bind)

看起来，其实两者连结到同一个 inode 嘛！ ^_^ 没错啦！透过这个 mount --bind 的功能， 您可以将某个目录挂载到其他目录去喔！而并不是整块 filesystem 的啦！所以从此进入 /mnt/home 就是进入 /home 的意思喔！

• umount (将装置档案卸载)

[root@www ~]# umount [-fn] 装置档名或挂载点
选项与参数：
-f ：强制卸载！可用在类似网路档案系统 (NFS) 无法读取到的情况下；
-n ：不更新 /etc/mtab 情况下卸载。

就是直接将已挂载的档案系统给他卸载即是！卸载之后，可以使用 df 或 mount -l 看看是否还存在目录树中？ 卸载的方式，可以下达装置档名或挂载点，均可接受啦！底下的范例做看看吧！

范例八：将本章之前自行挂载的档案系统全部卸载：
[root@www ~]# mount
.....前面省略.....
/dev/hdc6 on /mnt/hdc6 type ext3 (rw)

/dev/hdd on /media/cdrom type iso9660 (rw)
/dev/sda1 on /mnt/flash type vfat (rw,iocharset=cp950)
/home on /mnt/home type none (rw,bind)

# 先找一下已经挂载的档案系统，如上所示，特殊字体即为刚刚挂载的装置啰！

[root@www ~]# umount /dev/hdc6      <==用装置档名来卸载
[root@www ~]# umount /media/cdrom   <==用挂载点来卸载
[root@www ~]# umount /mnt/flash     <==因为挂载点比较好记忆！

[root@www ~]# umount /dev/fd0       <==用装置档名较好记！
[root@www ~]# umount /mnt/home      <==一定要用挂载点！因为挂载的是目录

由于通通卸载了，此时你才可以退出光碟片、软碟片、USB随身碟等设备喔！如果你遇到这样的情况：

[root@www ~]# mount /dev/cdrom /media/cdrom
[root@www ~]# cd /media/cdrom
[root@www cdrom]# umount /media/cdrom
umount: /media/cdrom: device is busy
umount: /media/cdrom: device is busy

由于你目前正在 /media/cdrom/ 的目录内，也就是说其实‘你正在使用该档案系统’的意思！ 所以自然无法卸载这个装置！那该如何是好？就‘离开该档案系统的挂载点’即可。以上述的案例来说， 你可以使用‘ cd / ’回到根目录，就能够卸载 /media/cdrom 啰！简单吧！

• 使用 Label name 进行挂载的方法

除了磁碟的装置档名之外，其实我们可以使用档案系统的标头(label)名称来挂载喔！ 举例来说，我们刚刚卸载的 /dev/hdc6 标头名称是‘vbird_logical’，你也可以使用 dumpe2fs 这个指令来查询一下啦！然后就这样做即可：

范例九：找出 /dev/hdc6 的 label name，并用 label 挂载到 /mnt/hdc6 

[root@www ~]# dumpe2fs -h /dev/hdc6
Filesystem volume name:   vbird_logical
.....底下省略.....
# 找到啦！标头名称为 vbird_logical 啰！

[root@www ~]# mount -L "vbird_logical" /mnt/hdc6

这种挂载的方法有一个很大的好处：‘系统不必知道该档案系统所在的介面与磁碟档名！’ 更详细的说明我们会在下一小节当中的 e2label 介绍的！

某些时刻，你可能会希望修改一下目前档案系统的一些相关资讯，举例来说，你可能要修改 Label name ， 或者是 journal 的参数，或者是其他硬碟运作时的相关参数 (例如 DMA 启动与否～)。 这个时候，就得需要底下这些相关的指令功能啰～

• mknod

还记得我们说过，在 Linux 底下所有的装置都以档案来代表吧！但是那个档案如何代表该装置呢？ 很简单！就是透过档案的 major 与 minor 数值来替代的～所以，那个 major 与 minor 数值是有特殊意义的，不是随意设定的喔！举例来说，在鸟哥的这个测试机当中， 那个用到的磁碟 /dev/hdc 的相关装置代码如下：

[root@www ~]# ll /dev/hdc*
brw-r----- 1 root disk 22, 0 Oct 24 15:55 /dev/hdc
brw-r----- 1 root disk 22, 1 Oct 20 08:47 /dev/hdc1
brw-r----- 1 root disk 22, 2 Oct 20 08:47 /dev/hdc2
brw-r----- 1 root disk 22, 3 Oct 20 08:47 /dev/hdc3
brw-r----- 1 root disk 22, 4 Oct 24 16:02 /dev/hdc4
brw-r----- 1 root disk 22, 5 Oct 20 16:46 /dev/hdc5
brw-r----- 1 root disk 22, 6 Oct 25 01:33 /dev/hdc6

上表当中 22 为主要装置代码 (Major) 而 0~6 则为次要装置代码 (Minor)。 我们的 Linux 核心认识的装置资料就是透过这两个数值来决定的！举例来说，常见的硬碟档名 /dev/hda 与 /dev/sda 装置代码如下所示：

如果你想要知道更多核心支援的硬体装置代码 (major, minor) 请参考官网的连结(注9)：

• http://www.kernel.org/pub/linux/docs/device-list/devices.txt

基本上，Linux 核心 2.6 版以后，硬体档名已经都可以被系统自动的即时产生了，我们根本不需要手动建立装置档案。 不过某些情况底下我们可能还是得要手动处理装置档案的，例如在某些服务被关到特定目录下时(chroot)， 就需要这样做了。此时这个 mknod 就得要知道如何操作才行！

[root@www ~]# mknod 装置档名 [bcp] [Major] [Minor]

选项与参数：
装置种类：
   b  ：设定装置名称成为一个周边储存设备档案，例如硬碟等；
   c  ：设定装置名称成为一个周边输入设备档案，例如滑鼠/键盘等；
   p  ：设定装置名称成为一个 FIFO 档案；
Major ：主要装置代码；
Minor ：次要装置代码；

范例一：由上述的介绍我们知道 /dev/hdc10 装置代码 22, 10，请建立并查阅此装置
[root@www ~]# mknod /dev/hdc10 b 22 10
[root@www ~]# ll /dev/hdc10
brw-r--r-- 1 root root 22, 10 Oct 26 23:57 /dev/hdc10
# 上面那个 22 与 10 是有意义的，不要随意设定啊！

范例二：建立一个 FIFO 档案，档名为 /tmp/testpipe
[root@www ~]# mknod /tmp/testpipe p
[root@www ~]# ll /tmp/testpipe
prw-r--r-- 1 root root 0 Oct 27 00:00 /tmp/testpipe
# 注意啊！这个档案可不是一般档案，不可以随便就放在这里！
# 测试完毕之后请删除这个档案吧！看一下这个档案的类型！是 p 喔！^_^

• e2label

我们在 mkfs 指令介绍时有谈到设定档案系统标头 (Label) 的方法。 那如果格式化完毕后想要修改标头呢？就用这个 e2label 来修改了。那什么是 Label 呢？ 我们拿你曾用过的 Windows 系统来说明。当你打开‘档案总管’时，C/D等槽不是都会有个名称吗？ 那就是 label (如果没有设定名称，就会显示‘本机磁碟机’的字样)

这个东西除了有趣且可以让你知道磁碟的内容是啥玩意儿之外，也会被使用到一些设定档案当中！ 举例来说，刚刚我们聊到的磁碟的挂载时，不就有用到 Label name 来进行挂载吗？ 目前 CentOS 的设定档，也就是那个 /etc/fstab 档案的设定都预设使用 Label name 呢！ 那这样做有什么好处与缺点呢？

• 优点：不论磁碟档名怎么变，不论你将硬碟插在那个 IDE / SATA 介面，由于系统是透过 Label ，所以，磁碟插在哪个介面将不会有影响；
  
  
• 缺点：如果插了两颗硬碟，刚好两颗硬碟的 Label 有重复的，那就惨了～ 因为系统可能会无法判断那个磁碟分割槽才是正确的！

鸟哥一直是个比较‘硬派’作风，所以我还是比较喜欢直接利用磁碟档名来挂载啦！ 不过，如果没有特殊需求的话，那么利用 Label 来挂载也成！ 但是你就不可以随意修改 Label 的名称了！

[root@www ~]# e2label 装置名称  新的Label名称

范例一：将 /dev/hdc6 的标头改成 my_test 并观察是否修改成功？

[root@www ~]# dumpe2fs -h /dev/hdc6
Filesystem volume name:   vbird_logical  <==原本的标头名称
.....底下省略.....

[root@www ~]# e2label /dev/hdc6 "my_test"
[root@www ~]# dumpe2fs -h /dev/hdc6

Filesystem volume name:   my_test        <==改过来啦！
.....底下省略.....

• tune2fs

[root@www ~]# tune2fs [-jlL] 装置代号
选项与参数：
-l  ：类似 dumpe2fs -h 的功能～将 superblock 内的资料读出来～
-j  ：将 ext2 的 filesystem 转换为 ext3 的档案系统；
-L  ：类似 e2label 的功能，可以修改 filesystem 的 Label 喔！

范例一：列出 /dev/hdc6 的 superblock 内容
[root@www ~]# tune2fs -l /dev/hdc6

这个指令的功能其实很广泛啦～上面鸟哥仅列出很简单的一些参数而已， 更多的用法请自行参考 man tune2fs 。比较有趣的是，如果你的某个 partition 原本是 ext2 的档案系统，如果想要将他更新成为 ext3 档案系统的话，利用 tune2fs 就可以很简单的转换过来啰～

• hdparm

如果你的硬碟是 IDE 介面的，那么这个指令可以帮助你设定一些进阶参数！如果你是使用 SATA 介面的， 那么这个指令就没有多大用途了！另外，目前的 Linux 系统都已经稍微最佳化过，所以这个指令最多是用来测试效能啦！ 而且建议你不要随便调整硬碟参数，档案系统容易出问题喔！除非你真的知道你调整的资料是啥！

[root@www ~]# hdparm [-icdmXTt] 装置名称
选项与参数：
-i  ：将核心侦测到的硬碟参数显示出来！
-c  ：设定 32-bit (32位元)存取模式。这个 32 位元存取模式指的是在硬碟在与 
      PCI 介面之间传输的模式，而硬碟本身是依旧以 16 位元模式在跑的！
      预设的情况下，这个设定值都会被打开，建议直接使用 c1 即可！
-d  ：设定是否启用 dma 模式， -d1 为启动， -d0 为取消；
-m  ：设定同步读取多个 sector 的模式。一般来说，设定此模式，可降低系统因为
      读取磁碟而损耗的效能～不过， WD 的硬碟则不怎么建议设定此值～
      一般来说，设定为 16/32 是最佳化，不过，WD 硬碟建议值则是 4/8 。
      这个值的最大值，可以利用 hdparm -i /dev/hda 输出的 MaxMultSect

      来设定喔！一般如果不晓得，设定 16 是合理的！
-X  ：设定 UtraDMA 的模式，一般来说， UDMA 的模式值加 64 即为设定值。
      并且，硬碟与主机板晶片必须要同步，所以，取最小的那个。一般来说：
      33 MHz DMA mode 0~2 (X64~X66)
      66 MHz DMA mode 3~4 (X67~X68)
      100MHz DMA mode 5   (X69)
      如果您的硬碟上面显示的是 UATA 100 以上的，那么设定 X69 也不错！
-T  ：测试暂存区 cache 的存取效能
-t  ：测试硬碟的实际存取效能 （较正确！）

范例一：取得我硬碟的最大同步存取 sector 值与目前的 UDMA 模式
[root@www ~]# hdparm -i /dev/hdc
 Model=IC35L040AVER07-0, FwRev=ER4OA41A, SerialNo=SX0SXL98406 <==硬碟的厂牌型号
 Config={ HardSect NotMFM HdSw>15uSec Fixed DTR>10Mbs }
 RawCHS=16383/16/63, TrkSize=0, SectSize=0, ECCbytes=40
 BuffType=DualPortCache, BuffSize=1916kB, MaxMultSect=16, MultSect=16

 CurCHS=16383/16/63, CurSects=16514064, LBA=yes, LBAsects=80418240
 IORDY=on/off, tPIO={min:240,w/IORDY:120}, tDMA={min:120,rec:120}
 PIO modes:  pio0 pio1 pio2 pio3 pio4
 DMA modes:  mdma0 mdma1 mdma2
 UDMA modes: udma0 udma1 udma2 udma3 udma4 *udma5 <==有 * 为目前的值
 AdvancedPM=yes: disabled (255) WriteCache=enabled
 Drive conforms to: ATA/ATAPI-5 T13 1321D revision 1:  
    ATA/ATAPI-2 ATA/ATAPI-3 ATA/ATAPI-4 ATA/ATAPI-5
# 这颗硬碟缓冲记忆体只有 2MB(BuffSize)，但使用的是 udma5 ！还可以。

范例二：由上个范例知道最大 16 位元/UDMA 为 mode 5，所以可以设定为：
[root@www ~]# hdparm -d1 -c1 -X69 /dev/hdc

范例三：测试这颗硬碟的读取效能
[root@www ~]# hdparm -Tt /dev/hdc
/dev/hdc:
 Timing cached reads:   428 MB in  2.00 seconds = 213.50 MB/sec
 Timing buffered disk reads:  114 MB in  3.00 seconds =  38.00 MB/sec
# 鸟哥的这部测试机没有很好啦～这样的速度.....差强人意～

如果你是使用 SATA 硬碟的话，这个指令唯一可以做的，就是最后面那个测试的功能而已啰！ 虽然这样的测试不是很准确，至少是一个可以比较的基准。鸟哥在我的 cluster 机器上面测试的 SATA (/dev/sda) 与 RAID (/dev/sdb) 结果如下，可以提供给你参考看看。

[root@www ~]# hdparm -Tt /dev/sda /dev/sdb

/dev/sda:
 Timing cached reads:   4152 MB in  2.00 seconds = 2075.28 MB/sec
 Timing buffered disk reads:  304 MB in  3.01 seconds = 100.91 MB/sec

/dev/sdb:
 Timing cached reads:   4072 MB in  2.00 seconds = 2036.31 MB/sec
 Timing buffered disk reads:  278 MB in  3.00 seconds =  92.59 MB/sec

刚刚上面说了许多，那么可不可以在开机的时候就将我要的档案系统都挂好呢？这样我就不需要每次进入 Linux 系统都还要在挂载一次呀！当然可以啰！那就直接到 /etc/fstab 里面去修修就行啰！不过，在开始说明前，这里要先跟大家说一说系统挂载的一些限制：

• 根目录 / 是必须挂载的，而且一定要先于其它 mount point 被挂载进来。
• 其它 mount point 必须为已建立的目录，可任意指定，但一定要遵守必须的系统目录架构原则
• 所有 mount point 在同一时间之内，只能挂载一次。
• 所有 partition 在同一时间之内，只能挂载一次。
• 如若进行卸载，您必须先将工作目录移到 mount point(及其子目录) 之外。

让我们直接查阅一下 /etc/fstab 这个档案的内容吧！

[root@www ~]# cat /etc/fstab

# Device        Mount point   filesystem parameters    dump fsck
LABEL=/1          /           ext3       defaults        1 1
LABEL=/home       /home       ext3       defaults        1 2
LABEL=/boot       /boot       ext3       defaults        1 2
tmpfs             /dev/shm    tmpfs      defaults        0 0
devpts            /dev/pts    devpts     gid=5,mode=620  0 0
sysfs             /sys        sysfs      defaults        0 0
proc              /proc       proc       defaults        0 0
LABEL=SWAP-hdc5   swap        swap       defaults        0 0
# 上述特殊字体的部分与实际磁碟有关！其他则是虚拟档案系统或
# 与记忆体置换空间 (swap) 有关。

其实 /etc/fstab (filesystem table) 就是将我们利用 mount 指令进行挂载时， 将所有的选项与参数写入到这个档案中就是了。除此之外， /etc/fstab 还加入了 dump 这个备份用指令的支援！ 与开机时是否进行档案系统检验 fsck 等指令有关。

这个档案的内容共有六个栏位，这六个栏位非常的重要！你‘一定要背起来’才好！ 各个栏位的详细资料如下：

Tips: 鸟哥比较龟毛一点，因为某些 distributions 的 /etc/fstab 档案排列方式蛮丑的， 虽然每一栏之间只要以空白字元分开即可，但就是觉得丑，所以通常鸟哥就会自己排列整齐， 并加上注解符号(就是 # )，来帮我记忆这些资讯！

• 第一栏：磁碟装置档名或该装置的 Label：

这个栏位请填入档案系统的装置档名。但是由上面表格的预设值我们知道系统预设使用的是 Label 名称！ 在鸟哥的这个测试系统中 /dev/hdc2 标头名称为 /1，所以上述表格中的‘LABEL=/1’也可以被取代成为‘/dev/hdc2’的意思。 至于Label可以使用 dumpe2fs 指令来查阅的。

Tips: 记得有一次有个网友写信给鸟哥，他说，依照 e2label 的设定去练习修改自己的 partition 的 Label name 之后，却发现，再也无法顺利开机成功！ 后来才发现，原来他的 /etc/fstab 就是以 Label name 去挂载的。但是因为在练习的时候， 将 Label name 改名字过了，导致在开机的过程当中再也找不到相关的Label name了。 所以啦，这里再次的强调，利用装置名称 (ex> /dev/hda1) 来挂载 partition 时， 虽然是被固定死的，所以您的硬碟不可以随意插在任意的插槽，不过他还是有好处的。 而使用 Label name 来挂载，虽然就没有插槽方面的问题，不过，您就得要随时注意您的 Label name 喔！尤其是新增硬碟的时候！ ^_^

• 第二栏：挂载点 (mount point)：：

就是挂载点啊！挂载点是什么？一定是目录啊～要知道啊！

• 第三栏：磁碟分割槽的档案系统：

在手动挂载时可以让系统自动测试挂载，但在这个档案当中我们必须要手动写入档案系统才行！ 包括 ext3, reiserfs, nfs, vfat 等等。

• 第四栏：档案系统参数：

记不记得我们在 mount 这个指令中谈到很多特殊的档案系统参数？ 还有我们使用过的‘-o iocharset=cp950’？这些特殊的参数就是写入在这个栏位啦！ 虽然之前在 mount 已经提过一次，这里我们利用表格的方式再汇整一下：

• 第五栏：能否被 dump 备份指令作用：

dump 是一个用来做为备份的指令(我们会在第二十五章备份策略中谈到这个指令)， 我们可以透过 fstab 指定哪个档案系统必须要进行 dump 备份！ 0 代表不要做 dump 备份， 1 代表要每天进行 dump 的动作。 2 也代表其他不定日期的 dump 备份动作， 通常这个数值不是 0 就是 1 啦！

• 是否以 fsck 检验磁区：

开机的过程中，系统预设会以 fsck 检验我们的 filesystem 是否完整 (clean)。 不过，某些 filesystem 是不需要检验的，例如记忆体置换空间 (swap) ，或者是特殊档案系统例如 /proc 与 /sys 等等。所以，在这个栏位中，我们可以设定是否要以 fsck 检验该 filesystem 喔。 0 是不要检验， 1 表示最早检验(一般只有根目录会设定为 1)， 2 也是要检验，不过 1 会比较早被检验啦！ 一般来说，根目录设定为 1 ，其他的要检验的 filesystem 都设定为 2 就好了。

[root@www ~]# nano /etc/fstab
/dev/hdc6  /mnt/hdc6    ext3    defaults   1 2

[root@www ~]# df

Filesystem           1K-blocks      Used Available Use% Mounted on
/dev/hdc6              1976312     42072   1833836   3% /mnt/hdc6
# 竟然不知道何时被挂载了？赶紧给他卸载先！

[root@www ~]# umount /dev/hdc6

[root@www ~]# mount -a

[root@www ~]# df

[root@www ~]# nano /etc/fstab
# /dev/hdc6  /mnt/hdc6    ext3    defaults   1 2

/etc/fstab 是开机时的设定档，不过，实际 filesystem 的挂载是记录到 /etc/mtab 与 /proc/mounts 这两个档案当中的。每次我们在更动 filesystem 的挂载时，也会同时更动这两个档案喔！但是，万一发生您在 /etc/fstab 输入的资料错误，导致无法顺利开机成功，而进入单人维护模式当中，那时候的 / 可是 read only 的状态，当然您就无法修改 /etc/fstab ，也无法更新 /etc/mtab 啰～那怎么办？ 没关系，可以利用底下这一招：

[root@www ~]# mount -n -o remount,rw /

• 挂载光碟/DVD映象档

想像一下如果今天我们从国家高速网路中心(http://ftp.twaren.net)或者是义守大学(http://ftp.isu.edu.tw)下载了 Linux 或者是其他所需光碟/DVD的映象档后， 难道一定需要烧录成为光碟才能够使用该档案里面的资料吗？当然不是啦！我们可以透过 loop 装置来挂载的！

那要如何挂载呢？鸟哥将整个 CentOS 5.2 的 DVD 映象档捉到测试机上面，然后利用这个档案来挂载给大家参考看看啰！

[root@www ~]# ll -h /root/centos5.2_x86_64.iso
-rw-r--r-- 1 root root 4.3G Oct 27 17:34 /root/centos5.2_x86_64.iso
# 看到上面的结果吧！这个档案就是映象档，档案非常的大吧！

[root@www ~]# mkdir /mnt/centos_dvd
[root@www ~]# mount -o loop /root/centos5.2_x86_64.iso /mnt/centos_dvd

[root@www ~]# df
Filesystem           1K-blocks      Used Available Use% Mounted on
/root/centos5.2_x86_64.iso
                       4493152   4493152         0 100% /mnt/centos_dvd
# 就是这个项目！ .iso 映象档内的所有资料可以在 /mnt/centos_dvd 看到！

[root@www ~]# ll /mnt/centos_dvd
total 584
drwxr-xr-x 2 root root 522240 Jun 24 00:57 CentOS <==瞧！就是DVD的内容啊！
-rw-r--r-- 8 root root    212 Nov 21  2007 EULA
-rw-r--r-- 8 root root  18009 Nov 21  2007 GPL
drwxr-xr-x 4 root root   2048 Jun 24 00:57 images
.....底下省略.....

[root@www ~]# umount /mnt/centos_dvd/
# 测试完成！记得将资料给他卸载！

非常方便吧！如此一来我们不需要将这个档案烧录成为光碟或者是 DVD 就能够读取内部的资料了！ 换句话说，你也可以在这个档案内‘动手脚’去修改档案的！这也是为什么很多映象档提供后，还得要提供验证码 (MD5) 给使用者确认该映象档没有问题！

• 建立大档案以制作 loop 装置档案！

想一想，既然能够挂载 DVD 的映象档，那么我能不能制作出一个大档案，然后将这个档案格式化后挂载呢？ 好问题！这是个有趣的动作！而且还能够帮助我们解决很多系统的分割不良的情况呢！举例来说，如果当初在分割时， 你只有分割出一个根目录，假设你已经没有多余的容量可以进行额外的分割的！偏偏根目录的容量还很大！ 此时你就能够制作出一个大档案，然后将这个档案挂载！如此一来感觉上你就多了一个分割槽啰！ 用途非常的广泛啦！

底下我们在 /home 下建立一个 512MB 左右的大档案，然后将这个大档案格式化并且实际挂载来玩一玩！ 这样你会比较清楚鸟哥在讲啥！

• 建立大型档案
  
  首先，我们得先有一个大的档案吧！怎么建立这个大档案呢？在 Linux 底下我们有一支很好用的程式 dd ！他可以用来建立空的档案喔！详细的说明请先翻到下一章 压缩指令的运用 来查阅，这里鸟哥仅作一个简单的范例而已。 假设我要建立一个空的档案在 /home/loopdev ，那可以这样做：
  

  [root@www ~]# dd if=/dev/zero of=/home/loopdev bs=1M count=512 512+0 records in <==读入 512 笔资料 512+0 records out <==输出 512 笔资料 536870912 bytes (537 MB) copied, 12.3484 seconds, 43.5 MB/s # 这个指令的简单意义如下： # if 是 input file ，输入档案。那个 /dev/zero 是会一直输出 0 的装置！ # of 是 output file ，将一堆零写入到后面接的档案中。 # bs 是每个 block 大小，就像档案系统那样的 block 意义； # count 则是总共几个 bs 的意思。 [root@www ~]# ll -h /home/loopdev -rw-r--r-- 1 root root 512M Oct 28 02:29 /home/loopdev

  dd 就好像在叠砖块一样，将 512 块，每块 1MB 的砖块堆叠成为一个大档案 (/home/loopdev) ！ 最终就会出现一个 512MB 的档案！粉简单吧！
  
  
• 格式化
  
  很简单就建立起一个 512MB 的档案了呐！接下来当然是格式化啰！
  

  [root@www ~]# mkfs -t ext3 /home/loopdev mke2fs 1.39 (29-May-2006) /home/loopdev is not a block special device. Proceed anyway? (y,n) y <==由于不是正常的装置，所以这里会提示你！ Filesystem label= OS type: Linux Block size=1024 (log=0) Fragment size=1024 (log=0) 131072 inodes, 524288 blocks 26214 blocks (5.00%) reserved for the super user .....以下省略.....

  
  
• 挂载
  
  那要如何挂载啊？利用 mount 的特殊参数，那个 -o loop 的参数来处理！
  

  [root@www ~]# mount -o loop /home/loopdev /media/cdrom/ [root@www ~]# df Filesystem 1K-blocks Used Available Use% Mounted on /home/loopdev 507748 18768 462766 4% /media/cdrom

透过这个简单的方法，感觉上你就可以在原本的分割槽在不更动原有的环境下制作出你想要的分割槽就是了！ 这东西很好用的！尤其是想要玩 Linux 上面的‘虚拟主机’的话， 也就是以一部 Linux 主机再切割成为数个独立的主机系统时，类似 VMware 这类的软体， 在 Linux 上使用 xen 这个软体，他就可以配合这种 loop device 的档案类型来进行根目录的挂载， 真的非常有用的喔！ ^_^

建立 swap 分割槽的方式也是非常的简单的！透过底下几个步骤就搞定啰：

1. 分割：先使用 fdisk 在你的磁碟中分割中一个分割槽给系统作为 swap 。由于 Linux 的 fdisk 预设会将分割槽的 ID 设定为 Linux 的档案系统，所以你可能还得要设定一下 system ID 就是了。
2. 格式化：利用建立 swap 格式的‘mkswap 装置档名’就能够格式化该分割槽成为 swap 格式啰
3. 使用：最后将该 swap 装置启动，方法为：‘swapon 装置档名’。
4. 观察：最终透过 free 这个指令来观察一下记忆体的用量吧！

不啰唆，立刻来实作看看！既然我们还有多余的磁碟容量可以分割，那么让我们继续分割出 256MB 的磁碟分割槽吧！ 然后将这个磁碟分割槽做成 swap 吧！

• 1. 先进行分割的行为啰！

[root@www ~]# fdisk /dev/hdc
Command (m for help): n
First cylinder (2303-5005, default 2303):  <==这里按[enter]
Using default value 2303
Last cylinder or +size or +sizeM or +sizeK (2303-5005, default 5005): +256M

Command (m for help): p

   Device Boot      Start         End      Blocks   Id  System
.....中间省略.....
/dev/hdc6            2053        2302     2008093+  83  Linux
/dev/hdc7            2303        2334      257008+  83  Linux <==新增的项目

Command (m for help): t             <==修改系统 ID

Partition number (1-7): 7           <==从上结果看到的，七号partition
Hex code (type L to list codes): 82 <==改成 swap 的 ID
Changed system type of partition 7 to 82 (Linux swap / Solaris)

Command (m for help): p

   Device Boot      Start         End      Blocks   Id  System
.....中间省略.....

/dev/hdc6            2053        2302     2008093+  83  Linux
/dev/hdc7            2303        2334      257008+  82  Linux swap / Solaris

Command (m for help): w
# 此时就将 partition table 更新了！

[root@www ~]# partprobe
# 这个玩意儿很重要的啦！不要忘记让核心更新 partition table 喔！

• 2. 开始建置 swap 格式

[root@www ~]# mkswap /dev/hdc7
Setting up swapspace version 1, size = 263172 kB  <==非常快速！

• 3. 开始观察与载入看看吧！

[root@www ~]# free
             total       used       free     shared    buffers     cached
Mem:        742664     684592      58072          0      43820     497144
-/+ buffers/cache:     143628     599036
Swap:      1020088         96    1019992
# 我有 742664K 的实体记忆体，使用 684592K 剩余 58072K ，使用掉的记忆体有
# 43820K / 497144K 用在缓冲/快取的用途中。
# 至于 swap 已经存在了 1020088K 啰！这样会看了吧？！

[root@www ~]# swapon /dev/hdc7
[root@www ~]# free
             total       used       free     shared    buffers     cached
Mem:        742664     684712      57952          0      43872     497180
-/+ buffers/cache:     143660     599004
Swap:      1277088         96    1276992  <==有增加啰！看到否？

[root@www ~]# swapon -s
Filename                 Type            Size    Used    Priority
/dev/hdc5                partition       1020088 96      -1
/dev/hdc7                partition       257000  0       -2
# 上面列出目前使用的 swap 装置有哪些的意思！

如果是在实体分割槽无法支援的环境下，此时前一小节提到的 loop 装置建置方法就派的上用场啦！ 与实体分割槽不一样的只是利用 dd 去建置一个大档案而已。多说无益，我们就再透过档案建置的方法建立一个 128 MB 的记忆体置换空间吧！

• 1. 使用 dd 这个指令来新增一个 128MB 的档案在 /tmp 底下：

[root@www ~]# dd if=/dev/zero of=/tmp/swap bs=1M count=128
128+0 records in
128+0 records out
134217728 bytes (134 MB) copied, 1.7066 seconds, 78.6 MB/s

[root@www ~]# ll -h /tmp/swap
-rw-r--r-- 1 root root 128M Oct 28 15:33 /tmp/swap

• 2. 使用 mkswap 将 /tmp/swap 这个档案格式化为 swap 的档案格式：

[root@www ~]# mkswap /tmp/swap
Setting up swapspace version 1, size = 134213 kB
# 这个指令下达时请‘特别小心’，因为下错字元控制，将可能使您的档案系统挂掉！

• 3. 使用 swapon 来将 /tmp/swap 启动啰！

[root@www ~]# free
             total       used       free     shared    buffers     cached
Mem:        742664     450860     291804          0      45584     261284
-/+ buffers/cache:     143992     598672
Swap:      1277088         96    1276992

[root@www ~]# swapon /tmp/swap
[root@www ~]# free
             total       used       free     shared    buffers     cached
Mem:        742664     450860     291804          0      45604     261284
-/+ buffers/cache:     143972     598692
Swap:      1408152         96    1408056

[root@www ~]# swapon -s

Filename                 Type            Size    Used    Priority
/dev/hdc5                partition       1020088 96      -1
/dev/hdc7                partition       257000  0       -2
/tmp/swap                file            131064  0       -3

• 4. 使用 swapoff 关掉 swap file

[root@www ~]# swapoff /tmp/swap

[root@www ~]# swapoff /dev/hdc7
[root@www ~]# free
             total       used       free     shared    buffers     cached
Mem:        742664     450860     291804          0      45660     261284
-/+ buffers/cache:     143916     598748
Swap:      1020088         96    1019992  <==回复成最原始的样子了！

说实话，swap 在目前的桌上型电脑来讲，存在的意义已经不大了！这是因为目前的 x86 主机所含的记忆体实在都太大了 (一般入门级至少也都有 512MB 了)，所以，我们的 Linux 系统大概都用不到 swap 这个玩意儿的。不过， 如果是针对伺服器或者是工作站这些常年上线的系统来说的话，那么，无论如何，swap 还是需要建立的。

因为 swap 主要的功能是当实体记忆体不够时，则某些在记忆体当中所占的程式会暂时被移动到 swap 当中，让实体记忆体可以被需要的程式来使用。另外，如果你的主机支援电源管理模式， 也就是说，你的 Linux 主机系统可以进入‘休眠’模式的话，那么， 运作当中的程式状态则会被纪录到 swap 去，以作为‘唤醒’主机的状态依据！ 另外，有某些程式在运作时，本来就会利用 swap 的特性来存放一些资料段， 所以， swap 来是需要建立的！只是不需要太大！

不过， swap 在被建立时，是有限制的喔！

• 在核心 2.4.10 版本以后，单一 swap 量已经没有 2GB 的限制了，
• 但是，最多还是仅能建立到 32 个 swap 的数量！
• 而且，由于目前 x86_64 (64位元) 最大记忆体定址到 64GB， 因此， swap 总量最大也是仅能达 64GB 就是了！

在过去非常多的文章都写到开机管理程式是安装到 superblock 内的，但是我们由官方的 How to 文件知道，图解(图 1.3.1)的结果是将可安装开机资讯的 boot sector (开机磁区) 独立出来，并非放置到 superblock 当中的！ 那么也就是说过去的文章写错了？这其实还是可以讨论讨论的！

经过一些搜寻，鸟哥找到几篇文章(非官方文件)的说明，大多是网友分析的结果啦！如下所示：(注10)

• The Second Extended File System: http://www.nongnu.org/ext2-doc/ext2.html
• Rob's ext2 documentation: http://www.landley.net/code/toybox/ext2.html
• Life is different blog: ext2文件系统分析： http://www.qdhedu.com/blog/post/7.html

这几篇文章有几个重点，归纳一下如下：

• superblock 的大小为 1024 bytes；
• superblock 前面需要保留 1024 bytes 下来，以让开机管理程式可以安装。

分析上述两点我们知道 boot sector 应该会占有 1024 bytes 的大小吧！但是整个档案系统主要是依据 block 大小来决定的啊！ 因此要讨论 boot sector 与 superblock 的关系时，不得不将 block 的大小拿出来讨论讨论喔！

• block 为 1024 bytes (1K) 时：

如果 block 大小刚好是 1024 的话，那么 boot sector 与 superblock 各会占用掉一个 block ， 所以整个档案系统图示就会如同图 1.3.1 所显示的那样，boot sector 是独立于 superblock 外面的！ 由于鸟哥在基础篇安装的环境中有个 /boot 的独立档案系统在 /dev/hdc1 中，使用 dumpe2fs 观察的结果有点像底下这样(如果你是按照鸟哥的教学安装你的 CentOS 时，可以发现相同的情况喔！)：

[root@www ~]# dumpe2fs /dev/hdc1
dumpe2fs 1.39 (29-May-2006)
Filesystem volume name:   /boot
....(中间省略)....
First block:              1
Block size:               1024
....(中间省略)....

Group 0: (Blocks 1-8192)
  Primary superblock at 1, Group descriptors at 2-2
  Reserved GDT blocks at 3-258

  Block bitmap at 259 (+258), Inode bitmap at 260 (+259)
  Inode table at 261-511 (+260)
  511 free blocks, 1991 free inodes, 2 directories
  Free blocks: 5619-6129
  Free inodes: 18-2008

# 看到最后一个特殊字体的地方吗？ Group0 的 superblock 是由 1  号 block 开始喔！

由上表我们可以确实的发现 0 号 block 是保留下来的，那就是留给 boot sector 用的啰！ 所以整个分割槽的档案系统分区有点像底下这样的图示：

图 6.1.1、1K block 的 boot sector 示意图

• block 大于 1024 bytes (2K, 4K) 时：

如果 block 大于 1024 的话，那么 superblock 将会在 0 号！我们撷取本章一开始介绍 dumpe2fs 时的内容来说明一下好了！

[root@www ~]# dumpe2fs /dev/hdc2
dumpe2fs 1.39 (29-May-2006)
....(中间省略)....
Filesystem volume name:   /1 

....(中间省略)....
Block size:               4096
....(中间省略)....

Group 0: (Blocks 0-32767) 
  Primary superblock at 0, Group descriptors at 1-1
  Reserved GDT blocks at 2-626
  Block bitmap at 627 (+627), Inode bitmap at 628 (+628)
  Inode table at 629-1641 (+629)
  0 free blocks, 32405 free inodes, 2 directories
  Free blocks:
  Free inodes: 12-32416

我们可以发现 superblock 就在第一个 block (第 0 号) 上头！但是 superblock 其实就只有 1024bytes 嘛！ 为了怕浪费更多空间，因此第一个 block 内就含有 boot sector 与 superblock 两者 ！举上头的表格来说，因为每个 block 占有 4K ，因此在第一个 block 内 superblock 仅占有 1024-2047 ( 由 0 号起算的话)之间的咚咚，至于 2048bytes 以后的空间就真的是保留啦！而 0-1023 就保留给 boot sector 来使用。

图 6.1.2、4K block 的 boot sector 示意图

因为上述的情况，如果在比较大的 block 尺寸(size)中，我们可能可以说你能够将开机管理程式安装到 superblock 所在的 block 号码中！就是上表的 0 号啰！但事实上还是安装到 boot sector 的保留区域中啦！所以说， 以前的文章说开机管理程式可以安装到 superblock 内也不能算全错～但比较正确的说法，应该是安装到该 filesystem 最前面的 1024 bytes 内的区域，就是 boot sector 这样比较好！

我们在前面的 block 介绍中谈到了一个 block 只能放置一个档案， 因此太多小档案将会浪费非常多的磁碟容量。但你有没有注意到，整个档案系统中包括 superblock, inode table 与其他中介资料等其实都会浪费磁碟容量喔！所以当我们在 /dev/hdc6 建立起 ext3 档案系统时， 一挂载就立刻有很多容量被用掉了！

另外，不知道你有没有发现到，当你使用 ls -l 去查询某个目录下的资料时，第一行都会出现一个‘total’的字样！ 那是啥东西？其实那就是该目录下的所有资料所耗用的实际 block 数量 * block 大小的值。 我们可以透过 ll -s 来观察看看上述的意义：

[root@www ~]# ll -s
total 104

 8 -rw------- 1 root root  1474 Sep  4 18:27 anaconda-ks.cfg
 8 -rw-r--r-- 2 root root   255 Jan  6  2007 crontab
 4 lrwxrwxrwx 1 root root    12 Oct 22 13:58 crontab2 -> /etc/crontab
48 -rw-r--r-- 1 root root 42304 Sep  4 18:26 install.log

12 -rw-r--r-- 1 root root  5661 Sep  4 18:25 install.log.syslog
 4 -rw-r--r-- 1 root root     0 Sep 27 00:25 test1
 8 drwxr-xr-x 2 root root  4096 Sep 27 00:25 test2
 4 -rw-rw-r-- 1 root root     0 Sep 27 00:36 test3
 8 drwxrwxr-x 2 root root  4096 Sep 27 00:36 test4

从上面的特殊字体部分，那就是每个档案所使用掉 block 的容量！举例来说，那个 crontab 虽然仅有 255bytes ， 不过他却占用了两个 block (每个 block 为 4K)，将所有的 block 加总就得到 104Kbytes 那个数值了。 如果计算每个档案实际容量的加总结果，其实只有 56.5K 而已～所以啰，这样就耗费掉好多容量了！

如果想要查询某个目录所耗用的所有容量时，那就使用 du 吧！不过 du 如果加上 -s 这个选项时， 还可以依据不同的规范去找出档案系统所消耗的容量喔！举例来说，我们就来看看 /etc/ 这个目录的容量状态吧！

[root@www ~]# du -sb /etc
108360494       /etc   <==单位是 bytes 喔！

[root@www ~]# du -sm /etc
118     /etc           <==单位是 Kbytes 喔！

使用 bytes 去分析时，发现到实际的资料占用约 103.3Mbytes，但是使用 block 去测试，就发现其实耗用了 118Mbytes， 此时档案系统就耗费了约 15Mbytes 啰！这样看的懂我们在讲的资料了吧？

虽然你可以使用 fdisk 很快速的将你的分割槽切割妥当，不过 fdisk 却无法支援到高于 2TB 以上的分割槽！ 此时就得需要 parted 来处理了。不要觉得 2TB 你用不着！ 2009 年的现在已经有单颗硬碟高达 2TB 的容量了！ 如果再搭配主机系统有内建磁碟阵列装置，要使用数个 TB 的单一磁碟装置也不是不可能的！ 所以，还是得要学一下这个重要的工具！ parted ！

parted 可以直接在一行指令列就完成分割，是一个非常好用的指令！他的语法有点像这样：

[root@www ~]# parted [装置] [指令 [参数]]
选项与参数：
指令功能：
新增分割：mkpart [primary|logical|extended] [ext3|vfat] 开始 结束
分割表  ：print
删除分割：rm [partition]

范例一：以 parted 列出目前本机的分割表资料
[root@www ~]# parted /dev/hdc print
Model: IC35L040AVER07-0 (ide)              <==硬碟介面与型号
Disk /dev/hdc: 41.2GB                      <==磁碟档名与容量
Sector size (logical/physical): 512B/512B  <==每个磁区的大小
Partition Table: msdos                     <==分割表形式

Number  Start   End     Size    Type      File system  Flags
 1      32.3kB  107MB   107MB   primary   ext3         boot
 2      107MB   10.6GB  10.5GB  primary   ext3
 3      10.6GB  15.8GB  5240MB  primary   ext3
 4      15.8GB  41.2GB  25.3GB  extended
 5      15.8GB  16.9GB  1045MB  logical   linux-swap
 6      16.9GB  18.9GB  2056MB  logical   ext3
 7      18.9GB  19.2GB  263MB   logical   linux-swap
[  1 ]  [  2 ]  [  3  ] [  4  ] [  5  ]   [  6  ]

上面是最简单的 parted 指令功能简介，你可以使用‘ man parted ’，或者是‘ parted /dev/hdc help mkpart ’去查询更详细的资料。比较有趣的地方在于分割表的输出。我们将上述的分割表示意拆成六部分来说明：

1. Number：这个就是分割槽的号码啦！举例来说，1号代表的是 /dev/hdc1 的意思；
2. Start：起始的磁柱位置在这颗磁碟的多少 MB 处？有趣吧！他以容量作为单位喔！
3. End：结束的磁柱位置在这颗磁碟的多少 MB 处？
4. Size：由上述两者的分析，得到这个分割槽有多少容量；
5. Type：就是分割槽的类型，有primary, extended, logical等类型；
6. File system：就如同 fdisk 的 System ID 之意。

接下来我们尝试来建立一个全新的分割槽吧！因为我们仅剩下逻辑分割槽可用，所以等一下底下我们选择的会是 logical 的分割类型喔！

范例二：建立一个约为 512MB 容量的逻辑分割槽
[root@www ~]# parted /dev/hdc mkpart logical ext3 19.2GB 19.7GB
# 请参考前一表格的指令介绍，因为我们的 /dev/hdc7 在 19.2GB  位置结束，
# 所以我们当然要由 19.2GB 位置处继续下一个分割，这样懂了吧？
[root@www ~]# parted /dev/hdc print
.....前面省略.....
 7      18.9GB  19.2GB  263MB   logical   linux-swap
 8      19.2GB  19.7GB  502MB   logical  <==就是刚刚建立的啦！

范例三：将刚刚建立的第八号磁碟分割槽删除掉吧！
[root@www ~]# parted /dev/hdc rm 8
# 这样就删除了！实在很厉害！所以这个指令的下达要特别注意！
# 因为...指令一下去就立即生效了～如果写错的话，会哭死～

关于 parted 的介绍我们就到这里啦！除非你有使用到大于 2TB 以上的磁碟， 否则请爱用 fdisk 这个程式来进行分割喔！拜托拜托！