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mob64ca13f8b166 2024-10-29 15:06:15

第6章 Linux的文件权限与目录配置

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Linux是一个多用户、多任务的系统，因此可能常常有多人同时使用这台主机来工作，考虑到个人隐私和喜好，文件所有者这个概念的就显得很重要了。
每个账号都可以有多个用户组支持。
root是万能的“天神”。
出现“Permission deny”是权限设置错误。
文件属性：

linux@linux-Lenovo-Y50-70:~$ ls -dl ..
drwxr-xr-x 3 root root 4096 11月 28 10:49 ..

第一列代表文件的类型与权限：

[d] :目录
[-] : 文件
[l] : 设备里面可供存储的接口设备
[c]: 串行端口设备，如键盘，鼠标（一次性读取设备）
接下来的字符中以3个为一组，均为"rwx"的3个参数的组合，
r代表可读，w代表可写，x代表可执行，-代表缺省

第二列表示有多少文件名连接到此节点(i-node)
第三列表示所有者账号
第四列表示所属用户组
第五列表示文件容量大小，默认单位为B
第六列表示创建日期或最近修改时间（时间过长仅显示年份)
第七列表示文件名（前面多一个 **.**表示隐藏文件，ls -a可以打出来)

文件权限重要性主要在“数据安全性”上
有系统保护功能、团队开发软件或数据共享功能
chgrp：改变用户组

linux@linux-Lenovo-Y50-70:~$ chgrp [-R] groupname dirname/filename

-R: 递归持续更改，连同子目录下的文件和目录

chown: 改变文件所有者

linux@linux-Lenovo-Y50-70:~$ chown [-R] user:group dirname/filename

可以顺便修改用户组名称，建议用分号隔开user和group

cp会复制执行者的属性和权限
chmod: 改变权限

linux@linux-Lenovo-Y50-70:~$ chmod [-R] xyz 文件或目录

xyz为数字类型的权限属性，r为4，w为2，x为1
亦可以用符号类型：
用u,g,o表示user,group,others，a表示all（所有人)
+为加入，-为除去，=为设置
案例：

linux@linux-Lenovo-Y50-70:~$ chmod [-R]  u=rwx,go=rx 文件或目录

权限对文件的重要性：
r：可读取实际内容，如读取文本中的文字内容
w：可编辑、新增或是修改文件内容（不包括删除）
x：具有被系统执行的权限
Windows下文件是否可执行通过扩展名判断，Linux下则通过x，与文件名没有绝对关系
w是针对文件内容而言的
权限对目录的重要性：
r：读取目录结构列表的权限（可以ls）
w：更改目录结构列表的权限（很强大）
能够新增文件和目录，删除文件和目录，重命名，转移文件和目录的位置，总之与文件名变动有关
x：能否进入该目录成为工作目录（可以cd）
如果在某目录下不具有x权限，就无法切换到该目录下，也就无法执行该目录下的命令，即使你具有r权限，（ls一下就出现一堆问号）因此要开放目录给任何人浏览时，至少要给r和x权限，w不可以随便给
su -user可以切换身份，exit切换回原来身份
任何设备在Linux下都是文件
数据格式文件(data):程序运行中读取的特定格式的文件，cat会出现乱码，因为它是一种特殊格式的文件
连接文件(link)类似Windows的快捷方式
文件内容没有可执行的数据，即使有x权限也不能执行成功
用合适的扩展名来表示该文件是什么种类的
Ext2/Ext3中：
单一文件或目录最大容许文件名是255字符
包含完整路径名称及目录(/)的完整文件名为4096字符
设置文件名最好避免特殊字符
Linux目录配置标准：FHS
主要目的是希望让用户可以了解到软件通常放在哪个目录下，重点在于规范每个特定的目录下应该放什么样子的数据。
根目录不仅衍生其他目录，还与开机、还原、系统修复等操作有关
每一个目录不只能使用本地端的文件系统，也可以使用网络上的文件系统。例如用NFS(Netword File System)服务器挂载某特定目录
每一个文件的目录名(含完整路径)都是独一无二的
绝对路径：由/开始写起
相对路径：相对于目前路径的文件名写法
. 表示当前目录，两个点表示父目录

第7章 Linux文件与目录管理

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-表示前一个工作目录
～表示当前用户所在的主文件夹（home里面)
cd：切换工作目录
Tab有文件补齐功能，可以快速完整输入目录
pwd：显示目前所在目录
-P参数：不以连接文件的数据显示，而是显示正确的完整路径
mkdir：新建新目录

linux@linux-Lenovo-Y50-70:~$ mkdir [-mp] 目录名称

-m：直接配置文件的权限，不需要看默认权限(umask)
-p：将所需要的目录一并创建

rmdir: 删除空目录
-p：连同上层的空目录一起删除
-r：将目录下的东西一并删除
执行文件路径的变量：$PATH

我们可以在任何地方执行/bin/ls是因为有环境变量。
执行ls时：系统会依照PATH的设置去每个PATH定义的目录下查询名为ls的可执行文件，先查询到的同名命令先执行
echo $PATH可以显示出环境变量（$表示后面的是变量）
PATH内容由一堆目录组成，每个目录中间由冒号隔开
若PATH没有规范到可执行文件所在文件夹，可以使用绝对路径执行
通过：PATH=$PATH:/dirname来修改PATH
不同用户默认的PATH不同

-d：仅列出目录本身
-a：列出全部文件（包括隐藏文件）
-l：列出长数据串（权限/属性…)
默认：显示非隐藏文件，以文件名进行排序
ll默认为ls -l（bash shell的alias功能）

cp：复制文件（也可以创建连接）

-i：覆盖时询问
-l：进行硬链接的文件创建（ln命令也可以）
-p：连同属性一起复制过去，而非使用默认属性（备份常用）
-a：整个数据权限完全一样
-r：用于目录复制
源文件有两个以上，最后一个文件必须是目录
目的文件所有者一般是命令操作者本身，因此在某些特殊文件（如密码文件）复制时必须加上-a或者-p参数才行
没有加参数时复制连接文件，复制的是那个被连接的文件
-r参数可以复制目录，但是权限可能被改变
与所有者、用户组相关的，一般用户无法进行，即使加上-a参数也无法完整复制权限

通配符*可以表示多个字符，？表示一个字符
rm：移除文件或目录

-r：递归删除
root身份自动加入-i（询问）

文件名最好不要以-开头（参数误判）
mv：移动文件与目录或更名

-u：目标文件比较新时才会更新（update）

rename：字符串替换方式批量改变文件名
usage： rename [原文件名] [新文件名] [文件]
basename：取得文件名
dirname：取得路径名
文件内容查阅：

cat：由第一行开始显示文件内容
tac：从最后一行开始，tac是cat倒写形式
nl：显示时输出行号
more：一页一页的显示
less：与more类似但可以翻页
head：只看头几行
tail：只看尾几行
od：二进制方式读取

touch：修改文件时间或创建文件

三个时间：

mtime（modification time）：文件内容修改时更新
ctime（status time）：状态改变时更新（如权限/属性）
atime（access time）：内容被取用时更新

可通过touch修改日期和时间

umask：文件默认权限

文件默认权限为666，目录为777
umask的分数指的是：该值需要减掉的权限

chattr、lsattr：文件隐藏属性

chattr：设置文件隐藏属性
chattr [±=] [ASacdistu] 文件或目录名称
a：设置后只能增加数据，不能删除和修改（仅root能设置）
i：使文件无法改动（仅root能设置）
lsattr：显示隐藏属性
lsattr [-adR] 文件或目录

文件特殊权限：

SUID：

s出现在所有者的x权限上被称为SUID
SUID仅对二进制程序有效
执行者需要有x权限
仅在执行该程序过程（run time）中有效
执行者将具有所有者的权限

SGID：

与SUID不同的是，SGID可以针对目录和文件设置
执行者需要有x权限
执行时执行者将获得用户组的支持
对于目录：

用户具有r、x权限就能够进入目录
用户在该目录下的有效用户组将会变成该目录的用户组
新建文件的用户组与此目录的用户组相同（开发时很重要）

SBIT：

只对目录生效
用户在该目录下创建文件或目录时，仅有自己和root有权利删除该文件

权限设置：
仍然是4+2+1，将这个得到的数字加在chmod的三个数字前面
例：chmod 4755 filename
符号法下：SUID、SGID为s，SBIT为t
空权限：S、T
例：7666，连所有者都没有x权限，group和others就更没办法执行该文件，所以是S和T

file：查看文件类型
#：file dirname
查找命令的完整文件可用which和type，这两个命令都通过PATH变量来查找文件名
要查找命令的完整文件名可用whereis或locate到数据文件去查找，不查找实际文件系统
利用find可以加入许多参数来直接查询文件系统
用户所能使用的命令是通过PATH命令去查找的

第8章 Linux磁盘与文件系统管理

磁盘组成：

圆形的盘片（主要记录数据的部分）
机械手臂和机械手臂上的磁头（读写磁盘上的数据）
主轴马达（转动盘片，让磁头在盘片上读写数据）
扇区为最小的物理存储单位，每个扇区大小为512字节
扇区组成圆是柱面，柱面是分区最小单位
第一个扇区最重要，里面有硬盘主引导记录及分区表
磁盘分区意味指定分区的起始与结束柱面
分区表记录指定分区的柱面范围，仅有64字节，所以只能记录4条分区的记录
这4条记录称为主分区或扩展分区，其中扩展分区能再分出逻辑分区，能被格式化的只有分区和逻辑分区
主分区和扩展分区最多4个（硬盘限制）
扩展分区最多一个（操作系统限制）
逻辑分区是逻辑分区持续分出来的分区
能够被格式化后作为数据访问的分区为主要分区和逻辑分区，扩展分区无法格式化
逻辑分区数量依操作系统而不同

为什么要格式化？
每种操作系统设置的文件属性/权限不同，为了存放这些文件所需数据，使之成为操作系统能够利用的格式
每种操作系统能够使用的文件系统并不相同
U盘使用的文件系统一般为FAT格式，这种系统没有inode存在，因此没办法将文件所有block在一开始就读出来，每个block号码都记录在前一个block里
碎片整理的原因是文件写入的block过于分散，汇总后数据读取会变得容易（无inode）
含inode和block的系统称为索引式文件系统
Ext2文件系统

文件系统一开始就将inode和block规划好，除非重新格式化，否则固定后不再变动
文件系统很大时将inode和block放在一起不容易管理，所以Ext2系统格式化时基本是区分为多个block group，每个块组都有独立的inode/block/superblock系统
文件系统前面有一个启动扇区来安装引导装载程序，这样就能将不同的引导装载程序安装到个别文件系统前端，而不用覆盖唯一的MBR。
块组的6个主要内容：

data block（数据块）：放置文件内容的地方

Ext2支持1/2/4KB三种，每个block都有编号，方便inode记录
每个block最多只能放置一个文件的数据
文件大于一个block大小占用多个block，小于则占一个
大的block可能造成容量浪费
小的可能有不良的读写性能（更多的inode号码）

inodetable（inode表格）：

inode主要记录文件属性和block号码
inode数量和大小也在格式化时就固定
inode大小为128字节
每个文件占用一个inode
能够创建的文件数量与inode有关
读取文件时先找到inode，分析记录的权限与用户的是否符合，符合才能读取block内容
inode记录一个block号码花费4字节
inode记录号码的区域定义为12个直接、一个间接、一个双间接和一个三间接记录区，间接就是再拿一个block当做记录block号码的记录区，文件太大就会使用间接block编号
间接：256*1K（记录号码花费4字节，所以是256）
双间接：256*256*1K（以1K为例子）
第一个block会指定256个第二层，每个第二层指定256个号码
大于2K的block将会受到系统本身限制，计算结果不符上述

superblock（超级块）：
superblock是记录整个文件系统相关信息的地方，没有它就没有文件系统
File system Description（文件系统描述说明）：
记录每个block group的开始与结束的block号码，以及每个区段分别介于哪一个block号码之间
block bitmap（块对照表）：
记录未使用的block号码，系统能够快速找到可用空间
inode bitmap（inode对照表）：
记录未使用的inode号码，类似block bitmap

df：调出目前挂载的设备

linux@linux-Lenovo-Y50-70:~$ df

-h：仅列出superblock

dumpe2fs：查看文件系统相关信息（superblock）

linux@linux-Lenovo-Y50-70:~$ dumpe2fs [-bh] 设备文件名

-h：仅列出superblock的数据，不会列出其他的区段内容

目录容量为1024整数倍，其中/proc存在于内存中，所以容量为0
inode本身并不记录文件名，文件名的记录在目录的block中，因此读取某文件时必会经过目录的inode和block，然后才能招到那个待读取文件的inode号码，最终才会读到正确的文件的block内的数据
由于目录树从从根目录读起，因此系统通过挂载的信息可以找到挂载点的inode号码，得到根目录的inode内容，并根据该inode读取根目录的block内的文件数据，再一层一层地往下读到正确的文件名
新增一个文件，文件系统的行为：

确定用户对该目录是否有w和x权限
根据inode bitmap找到未使用的inode号码，将权限/属性写入
根据block bitmap招到未使用的block号码，写入数据并更新inode
同步更新block bitmap和inode bitmap，并更新superblock内容

inode table和data block称为数据存放区域，其他例如superblock、block bitmap、inode bitmap等区段就称为meda data（中间数据）
数据不一致状态：

写入文件系统时因为不明原因中断，所以写入的只有inode table和data block，最后一个同步更新meda data的步骤没有做完
早期Ext2中发生该问题，系统就会重启时对比superblock中的记录。因为要针对meda data区域和实际数据存放区来对比，需要搜寻整个文件系统，于是兴起了日志文件系统。

日志文件系统：
在文件系统中规划出一个块，专门记录写入或修订文件时的步骤
数据需要加载到内存中CPU才能够对该数据进行处理
异步处理：解决磁盘的效率问题
系统加载一个文件到内存后，如果没有改动，在内存区段的文件数据会被设置为clean，更改过被设置为dirty，此时操作都在内存中进行，没有写入磁盘，系统会不定时地将dirty内存写入磁盘来保持内存和磁盘数据的一致性，可以通过sync命令强迫写入磁盘
正常关机时，关机命令会主动调用sync
不正常关机时，由于数据尚未写回磁盘，重启时可能会花很多时间在磁盘检验，甚至导致文件系统的损坏
系统会将常用的文件数据放置到主存储器的缓冲区，加速读写
挂载：将文件系统与目录树结合的操作
挂载点一定是目录，必须要挂载到目录树的某个目录后才能使用该文件系统
文件系统最顶层的目录的inode号码一般是2号
df：列出文件系统的整体磁盘用量
-h：以较易阅读的格式显示
-i：以inode数量显示
du：评估文件系统的磁盘用量
du会直接到文件系统内去查找所有的文件数据
df和du的区别和联系
连接文件：ln

硬链接（hard link）：

# ln 源文件新文件
通过inode来产生新文件名，而不是产生新文件（只是在目录的block多写入一个关联数据，在目录的block还没满的情况下既不会增加inode也不会耗用block数量）
简单来说：
hard link只是在某个目录下新建一条文件名连接到某inode号码而已
好处：将任何文件名删除，block和inode都存在，能通过另一个文件名来进行读写
hard link不能跨文件系统，也不能连接到目录（因为新目录下的文件名也需要硬链接源目录的文件，复杂度大，暂时不支持）
新建目录时，新的目录连接数为2，上层目录的连接数会增加1（因为.和…）

符号连接（symbolic link）：

使用加上-s参数即可，不加就是hard link
源文件被删除后无法打
新的文件跟原来的inode号码不同，大小取决于连接文件名长度
修改symbolic的时候修改的其实是源文件

新增一块硬盘时，需要的操作：

对磁盘进行分区，以新建可用的分区
对分区进行格式化，以创建系统可用的文件系统
对新建的文件系统进行检验（可选）
创建挂载点（目录），将其挂载上来

fdisk：磁盘分区

只有root能执行，先用df找磁盘文件名
输入m获得帮助（不用背命令）q退出，w保存
使用的设备文件名不加数字，因为分区针对的是整个磁盘设备而不是某个分区
可用partprobe强制让内核重载分区表，而不用启动

mkfs（make file system）：磁盘格式化

# mkfs [-t 文件系统格式] 设备文件名
连按两下tab查找mkfs支持的文件格式
mkfs实际上是综合命令，例如：-t ext3时就调用mkfs.ext3这个命令
由于没有详细指定文件系统的选项，系统会使用默认值来格式化，指定这些选项可用mke2fs

fsck、badblocks：磁盘检验

fsck在扫描硬盘时可能造成文件系统损坏，所以执行时被检查的分区不可挂载到系统上
badblocks：检查硬盘或软盘扇区有没有坏轨
fsck：检查文件系统有没有损坏

磁盘挂载与卸载：

挂载文件系统后，原目录下的东西会暂时消失，新分区被卸载时会再次显现
# mount [block文件] [挂载点]
挂载后的光驱/软盘卸载后才能退出
# umount [-fn] 设备文件名或挂载点

磁盘参数：linux内核中表示不同的设备是通过major 和minor number实现的，通过major和minor Number来加载相应的驱动程序，可以用mknod修改。
e2label：修改卷标
通过修改/etc/fstab来让系统开机时自动挂载
镜像文件不用刻录，loop挂载到目录上也能使用
挂载格式化的大文件能解决不良分区的情况，用途广泛，可以在原本的分区在不改动原有分区的情况下制作出想要的环境
swap：内存交换空间