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linux文件系统 inode及相关概念 inode大小设置

inode admin 233浏览 0评论
inode table是data area的索引表.
Inode分内存中的inode和文件系统中的inode,我们这说的是文件系统中的inode。
1.linux FS 可以简单分成 inode table与data area两部份。inode table上有许多的inode, 每个inode分别记录一个档案的属性与这个档案分布在哪些datablock上(也就是我们说的指针)。
inode两个功能:记录档案属性和指针
2.inode table中红色区域即inode size,是128Byte,在liunx系统上通过命令我们可以看到,系统就是这么定义的。
Inode size是指分配给一个inode来记录文档属性的磁盘块的大小。
dumpe2fs -h /dev/hda6 | grep node
Inode size:               128
3.data ares中紫色的区域block size:这就是我们一般概念上的磁盘块。这块区域是我们用来存放我们的数据的地方。
4.还有一个逻辑上的概念:是指FS中每分配2048 byte给data area, 就分配一个inode。但是一个inode就并不是一定就用掉2048 byte, 也不是说files allocation的最小单位是2048 byte, 它仅仅只是代表filesystem中inode table/data area分配空间的比例是128/2048 也就是1/16。
mkfs.ext3 -i 2048 这个-i参数就是我们所说的逻辑概念,它的大小决定inode count的大小,redhat5默认-i最小为可设置为1024.
5.网上很多介绍关于inode的文章,把inode size的定义搞错了,他们把-i参数这个值或block size解读为inode size 所以很多文章令人费解。

6.inode参数是可以通过mkfs.ext3命令改变的:
mkfs.ext3 -i 2048 -b 8192 -f 1024 /dev/sdb2
-i 2048更改inode每2KB创建一个
-b 8192设置block size的大小为8kB
-f 1024设置fragments的大小为1KB
mkfs.ext3 –N 2939495  /dev/sdb2
–N 2939495更改inode count。
二.更改一个分区inode参数的完整操作过程:
 
1.卸载硬盘分区:
[root@localhost ~]# umount /dev/hda7
2.调整inode参数
[root@localhost ~]# mkfs.ext3 -i 1024 -b 8192 /dev/hda7
mke2fs 1.39 (29-May-2006)
Filesystem label=
OS type: Linux
Block size=4096 (log=2)
Fragment size=4096 (log=2)
2048256 inodes, 512064 blocks
25603 blocks (5.00%) reserved for the super user
First data block=0
Maximum filesystem blocks=525250560
63 block groups
8240 blocks per group, 8240 fragments per group
32512 inodes per group
Superblock backups stored on blocks:
        8240, 24720, 41200, 57680, 74160, 206000, 222480, 403760
Writing inode tables: done
Creating journal (8192 blocks): done
Writing superblocks and filesystem accounting information: done
This filesystem will be automatically checked every 30 mounts or
180 days, whichever comes first.  Use tune2fs -c or -i to override.
3.修改/etc/fstab
修改前
[root@localhost ~]# vi /etc/fstab
LABEL=/            /                      ext3    defaults             1 1
LABEL=/boot        /boot                   ext3    defaults             1 2
devpts             /dev/pts             devpts  gid=5,mode=620         0 0
tmpfs              /dev/shm                tmpfs   defaults            0 0
LABEL=/opt         /opt                    ext3    defaults            1 2
proc               /proc                    proc    defaults            0 0
sysfs               /sys                     sysfs   defaults             0 0
LABEL=/usr         /usr                      ext3    defaults           1 2
LABEL=/var         /var                      ext3    defaults            1 2
LABEL=SWAP-hda8   swap                     swap    defaults            0 0
~
修改后:
[root@localhost ~]# vi /etc/fstab
LABEL=/            /                      ext3    defaults             1 1
LABEL=/boot        /boot                   ext3    defaults             1 2
devpts             /dev/pts             devpts  gid=5,mode=620         0 0
tmpfs              /dev/shm                tmpfs   defaults            0 0
/dev/hda7         /opt                       ext3    defaults            1 2
proc               /proc                    proc    defaults            0 0
sysfs               /sys                     sysfs   defaults             0 0
LABEL=/usr         /usr                      ext3    defaults           1 2
LABEL=/var         /var                      ext3    defaults            1 2
LABEL=SWAP-hda8   swap                     swap    defaults            0 0
4.挂载分区
mount -a
5.完成后
参数-i 最小值是1024,这个值的大小决定inode count的大小,对应关系:
i=2048          Inode count:1025024
i=1024          Inode count:2048256
inode size的值在这是没有变化的,这也可以证明我上面定义的inode size。
让我们更加清晰的这几个定义之间的关系。
Inode size
Block size
Inode conut
[root@localhost ~]# dumpe2fs -h /dev/hda7
dumpe2fs 1.39 (29-May-2006)
Filesystem volume name:   <none>
Last mounted on:          <not available>
Filesystem UUID:          440696ad-80e7-4810-8648-a9efda177ea9
Filesystem magic number:  0xEF53
Filesystem revision #:    1 (dynamic)
Filesystem features:      has_journal resize_inode dir_index filetype needs_recovery sparse_super
Default mount options:    (none)
Filesystem state:         clean
Errors behavior:          Continue
Filesystem OS type:       Linux
Inode count:              2048256
Block count:              1024128
Reserved block count:     51206
Free blocks:              873767
Free inodes:              2048245
First block:              0
Block size:               2048
Fragment size:            2048
Reserved GDT blocks:      512
Blocks per group:         8176
Fragments per group:      8176
Inodes per group:         16256
Inode blocks per group:   1016
Filesystem created:       Fri Jul 11 18:10:33 2008
Last mount time:          Fri Jul 11 18:11:02 2008
Last write time:          Fri Jul 11 18:11:02 2008
Mount count:              1
Maximum mount count:      34
Last checked:             Fri Jul 11 18:10:33 2008
Check interval:           15552000 (6 months)
Next check after:         Wed Jan  7 18:10:33 2009
Reserved blocks uid:      0 (user root)
Reserved blocks gid:      0 (group root)
First inode:              11
Inode size:               128
Journal inode:            8
Default directory hash:   tea
Directory Hash Seed:      ad1b7c40-6978-49e9-82f6-2331c5cac122
Journal backup:           inode blocks
Journal size:             32M
注释:由于时间关系:
关于mkfs.ext3 -i 2048 -b 8192 -f 1024 /dev/sdb2
中这个-i参数的定义,我是根据对应关系推断,给了它只是个逻辑概念的定义。
欢迎大虾们有更有力的论据来解释一下,或推翻我的观点。
三.读取一个树状目录下的文件/etc/crontab 的流程
<!–[if !supportLists]–>1.      操作系统根据根目录( / )的相关资料可取得 /etc 这个目录所在的 inode ,并前往读取 /etc 这个目录的所有相关属性;<!–[endif]–>
<!–[if !supportLists]–>2.      根据 /etc 的 inode 的资料,可以取得 /etc 这个目录底下所有文件的关连数据是放置在哪一个 Block当中,并前往该 block 读取文件的关连性容;<!–[endif]–>
<!–[if !supportLists]–>3.      由上个步骤的 Block 当中,可以知道 crontab 这个文件的 inode 所在地,并前往该 inode ;<!–[endif]–>
<!–[if !supportLists]–>4.      由上个步骤的 inode 当中,可以取得 crontab 这个文件的所有属性,并且可前往由 inode 所指向的Block 区域,顺利的取得 crontab 的文件内容<!–[endif]–>
<!–[if !vml]–>
<!–[endif]–>
四.硬链接
Hard Link 只是在某个目录下新增一个该档案的关连数据而已!
1.举个例子来说,我的 /home/vbird/crontab 为一个 hard link 的档案,他连结到 /etc/crontab 这个档案,也就是说,其实/home/vbird/crontab 与 /etc/crontab 是同一个档案,只是有两个目录( /etc 与 /home/vbird )记录了 crontab 这个档案的关连数据罢了!也就是说,我由 /etc 的 Block 所记录的关连数据可知道 crontab 的 inode 放置在 A 处,而由 /home/vbird 这个目录下的关连数据,contab 同样也指到 A 处的 inode !所以, crontab 这个档案的 inode 与 block 都没有改变,有的只是有两个目录记录了关连数据.
2.使用 hard link 设定连结文件时,磁盘的空间与 inode 的数目都不会改变!由上面的说明来看,我们可以知道, hard link只是在某个目录下的 block 多写入一个关连数据,所以当然不会用掉 inode 与磁盘空间。
3.当我们修改其中一个文件的内容时,互为硬链接的文件的内容也会跟着变化。如果我们删除互为硬链接关系的某个文件时,其它的文件并不受影响.
4.由于 hard link 是在同一个 partition 上面进行数据关连的建立,所以 hard link 是有限制的:
a. 不能跨 Filesystem.
b. 不能 link 目录。
五.软链接
1.软链接也叫符号链接,他和硬链接有所不同,软链接文件只是其源文件的一个标记。当我们删除了源文件后,链接文件不能独立存在,虽然仍保留文件名,
但我们却不能查看软链接文件的内容了.
2.Symbolic Link 与 Windows 的快捷方式可以给他划上等号,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
3.所以可用使用软链接解决某个分区inode conut不足的问题(软链接到另一个inode count足够多的分区)

inode size 倒底要多大才比较好?有人说如果小档案多,则以 1024 byte 较好。

这样的思考原则好像不是很谨慎。多少才叫『多』呢?我想我们需要一点定量的分析才对。

首先我们来『观察』一下 inode size 大小对我们 filesystem (以下 filesystem 均简称 fs) 及系统的相对性影响:
inode size 越小,inode table 越肥,可用空间越小。
inode size 越小,link 就越长,越会拖慢速度。
inode size 越小,空间利用率就越高。

此外,因为 x86 的 pagesize=4K 的特性,在做 mmap() 及 swap 这类的 virtual memory 动作时,如果 inode size 为 4K 的倍数,将较有效率。

所以,看来 inode size <4K 除了空间利用率较高以外,其馀全都是缺点。
而就一般实际经验来讲,空间利用率的提高,并不足以弥补因 inode table 的肥大而浪费掉的空间……所以一般而言 4K 是一个不错的经验值。

上面最後一点,我们提到了『空间利用率的提高,并不足以弥补因 inode table 的肥大而浪费掉的空间』一个事实;它的确是一个事实,除非您的 fs 是专供 BBS 这种系统而使用。以下是一些参考数据:

表一: inode size 和 inode table 大小关系 inode size(byte) inode table 在该 fs 上所占掉的百分比
1024 12.57% (约 1/8)
2048 6.31% (约 1/4)
4096 3.19%
8192 1.63%
16384 0.84%
32768 0.45%

所以以一个 1GB 的 partition 来造 fs 为例,不同的 inode size 将会立刻 先使用掉的容量 (拿去存 inode table 了) 是:

表二: inode size 与 inode table 大小 (在 1GB fs 中) inode size(byte) inode table 大小
1024 128.7MB
2048 64.6MB
4096 32.6MB
馀类推

试想,一个 1GB 的 fs 就只为了 inode size=1024 而就先用掉了 128MB 的空间, 除非将来我们的小档案真的很多很多,不然是补不回来的。

再来我们举例比较一下 inode size=1024 与 inode size=2048 的 fs:

以一个大小不到 1k 的档存在 inode size=1024 的 fs 中,是比在 inode size=2048 的 fs 中省下了 1k 的空间;但在 1GB 的 fs □, 要有 (128.7-64.6) * 1024 = 65614 个这样多的小档案,才算是『赚到了』; 呵呵…..你的 fs □凑得出这麽多小於 1k 的档吗?

类推 512MB 的 fs □,就要有 32820 个小於 1k 的档才算『赚到了』。

小於 1k 的档,除非你是开 bbs 的,不然在同一个 file system 上 想凑出 10000 个都很难;

我想,不再举个更实际的例子,恐怕还是有人不信。 以下是我以前对某个 1GB fs 中的 file size 统计:

表三: 本人某个旧 1GB fs 中的 file size 统计: 档案大小的□围 该大小□围内的档案个数
不到1K的 6538
1-2K 2053
2-4K 1565
4-8K 1064
8-16K 1011
16-32K 595
32K以上 1112

OK,看起来很明显地,不满 1k 大小的档案个数,已经占了快一半了; 所以直觉上会认为 inode size=1024 比较好?错了……

以下是以 inode size 来看 (fs 为 1GB 大小) 相对浪费空间的大小:

表四: 档案空间相对浪费大小与 inode size 对应表: inode size(byte) 档案空间相对浪费大小加上 inode table 大小
1024 131766KB (即 inode table 大小)
2048 72743KB (inode table size + 1K*6538)
4096 57208KB (inode table size + 3K*6538 + 2K*2053)
8192 81410KB (inode table size + 7K*6538 + 6K*2053…..)
16384 162959KB (馀请类推)
32768 354549KB

所以反而以 inode size=4k 最佳。

上面那些『空间相对浪费大小』计算上有点复杂, 不另说明. (呵呵, 搞不好我的算法是错的……所以不敢公布算法)

以同样的分析来看我的 bbs 的情况, inode size=1024 是最佳的, 因为小於 1k 的档案竟然多达四万个以上.

/usr 分析出来是以 inode size=2048 最佳。

但请注意, 以上只是空间利用率的分析, 不是速度上的分析…

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