ext4文件系统最基本的分配单元是"block"(块). block是由一组连续的sectors来组成,其大小介于1k~4K之间,当然不可能是任意值,只能是2的整数次幂个sectors.然后连续的blocks再组成group.Block的大小是在mkfs时指定的,默认是4K. 默认情况下,系统可以含有2^32个blocks,到那时如果开启"64bit"特性,可以支持2^64个blocks. 其相关指标见下图: Item 32-bit mode 1KiB 2KiB 4

IO 磁盘 1.读取 首先引用一个using System.IO;引用空间其次 string ste= File.ReadAllText("E:\\bt.txt",Encoding.Default); //读取Console.WriteLine(ste); 2.写入File.WriteAllText("E:\\bt.txt", "哈哈"); 3.读取二进制文件 File.ReadAllBytes("E:\\bt.txt");C

Meta Block Groups,可以翻译为元块组集. 如果不采用Meta Block Groups特性,在每个冗余备份的超级块的后面是一个完整的(包含所有块组描述符的)块组描述符表的备份.如前所述(group分析中已经说明,group最大为128M,即2^27 bytes),那么一个group全部存储groups元数据,才会有2^27 / 64=2^21个,更何况,也无法全部用来存储groups元数据.这样会产生一个限制,以Ext4的块组描述符大小64 Bytes计算,文件系统中最多只能有2

Ext4系统从设计上就认为数据局部性是文件系统的文件系统的一个理想品质. 在机械硬盘上,相关联的数据存放在相近的blocks上,可以使得在访问数据时减少磁头驱动器的移动距离,从而加快IO访问. 在SSD上,没有像磁头一样的移动组件.但是数据局部性可以增大请求大小从而降低请求数量.同时可以尽可能的集中擦写块,从而提高重写速度.对减少碎片也很有帮助. Ext4解决碎片问题的第一个方法是,multi-block allocator.当创建文件时,块分配器会分配8K的磁盘空间给文件,当然,这样做有个假定

在linux系统中,任何一个文件,都有一个inode与其对应,也就是说,在一个文件系统中,一个文件都有唯一的ino来标示他,那么在ext4系统中,ino是如何确定的哪? 当我们新创建的文件或目录时,会调用ext4_create函数,其调用路径是:ext4_create -> ext4_new_inode.就是在函数ext4_new_inode定义了inode->ino. 分析函数ext4_new_inode相关部分 struct inode *__ext4_new_inode(handle_t

Flexible Block Groups (flex_bg),我称之为"弹性块组",是EXT4文件系统引入的一个feature. 所谓Flexible Block Groups,就是将连续的多个物理block groups绑在一起组成一个逻辑块组,这个逻辑块组就称之为Flex_group(也就是flex_bg). ,那么group0将(按顺序)存放共superblock.group descriptors.group0~3的data block bitmaps.group0~3的in

Windows安装zabbix-agent 监控Windows-CPU使用率 监控Windows-磁盘IO性能监控 监控Windows/Linux-磁盘触发器阈值更改 监控Windows-网卡自动发现规则 监控Windows事件日志 配置服务端邮件报警功能   1.Windows服务器需要先安装zabbix-agent代理 Zabbix-agent3.4版本:https://www.zabbix.com/downloads/3.4.6/zabbix_agents_3.4.6.win.zip Za

从2012年开始,Ext4和jbd2的元数据中都开始加入checksums.特性标识是metadata_csum.Checksum算法是在super_block中指定: struct ext4_super_block { - __u8    s_log_groups_per_flex;  /* FLEX_BG group size */ __u8   s_checksum_type;  /* metadata checksum algorithm used */ - } 但是在当前版本(3.13

Ext4预留了一些inode做特殊特性使用,见下表: inode Purpose 0 不存在,Ext4中不存在inode 0. 1 存放损坏的数据块链表 2 根目录 3 User quota. 用户quota索引 4 Group quota. 组quota索引 5 Boot loader. 6 Undelete directory. 未删除的目录 7 预留的块组描述符inode. (用于调整inode数目) 8 日志inode索引 9 The "exclude" inode, for

延迟块组初始化,Ext4的新特性.如果对应的特性标识uninit_bg置位,那么inode bitmap和inode tables就不会初始化. 延迟块组初始化特性特性可以减少格式化耗时. 延迟块组初始化特性,默认是开启的. root@ubuntu:~# time mkfs.ext4 -F /dev/sdc - real    0m0.838s user    0m0.072s sys     0m0.328s root@ubuntu:~# debugfs /dev/sdc debugfs 1.

如果sparse_super特性flag被设置(即开启了sparse_super特性),那么super_block和组描述符的副本只会保存在group索引为0或3.5.7的整数幂. 如果没有设置sparse_super特性flag,super_block和组描述符的副本将保存在每一个group中. 创建一个5g的分区,格式化为ext4卷: root@ubuntu:~# mkfs.ext4 /dev/sdc mke2fs 1.42 (29-Nov-2011) /dev/sdc is entire

几个基本的概念 在研究磁盘性能之前我们必须先了解磁盘的结构,以及工作原理.不过在这里就不再重复说明了,关系硬盘结构和工作原理的信息可以参考维基百科上面的相关词条--Hard disk drive(英文)和硬盘驱动器(中文). 读写IO(Read/Write IO)操作 磁盘是用来给我们存取数据用的,因此当说到IO操作的时候,就会存在两种相对应的操作,存数据时候对应的是写IO操作,取数据的时候对应的是是读IO操作. 单个IO操作 当控制磁盘的控制器接到操作系统的读IO操作指令的时候,控制器就会给磁

本文描述Ext4文件系统磁盘布局和元数据的一些分析,同样适用于Ext3和Ext2文件系统,除了它们不支持的Ext4的特性外.整个分析分两篇博文,分别概述布局和详细介绍各个布局的数据结构及组织寻址方式等.感兴趣的看官敬请留意和指导! 1. Ext4文件系统布局综述 一个Ext4文件系统被分成一系列块组.为减少磁盘碎片产生的性能瓶颈,块分配器尽量保持每个文件的数据块都在同一个块组中,从而减少寻道时间.以4KB的数据块为例,一个块组可以包含32768个数据块,也就是128MB. 1.1 磁盘布局 Ex

ext4作为Linux下的文件系统因其简单性.易管理性.兼容性强等特定,深受大多数用户喜欢,并且作为大多数Linux发行版中的默认文件系统.但是随着现在文件数目的增多以及文件数据的增大,ext4文件系统显得力不从心, 虽然ext4添加了很多的新的特性, 比如extent.bigalloc等,但是比不上XFS等文件系统,目前RedHat中的默认文件系统更改为了XFS,XFS在目前大数据环境下表现性能优于ext4,原始的XFS是针对于高端计算机用户,当然其他优秀的文件系统Btrfs.ZFS正在不断开

磁盘的存储逻辑结构 1.主引导扇区(446+64+2) MBR(主引导记录)0磁头0磁道的第一扇区 446字节 -->存放系统的引导程序,同Windows 剩下的64字节,分区表(每个分区16字节),故最多有4个主分区 3个主分区+1个扩展分区(1个扩展分区可以有多个逻辑分区) 扩展分区不能直接使用,逻辑标号从5开始 /dev/sda1 + /dev/sda2 + /dev/sda3 + 扩展分区内的逻辑分区/dev/sda5 剩下的2字节作为磁盘的结束标志55AA 2.分区16字节的内容说明

[ext4]01 磁盘布局 - block分析 [ext4]02磁盘布局 - group分析 [ext4]03 磁盘布局 – Flexible group分析 [ext4]04 磁盘布局 - Meta Block Groups [ext4]05 磁盘布局 - 延迟块组初始化 [ext4]06 磁盘布局 - 特殊inode [ext4]07 磁盘布局 - 块/inode分配策略 [ext4]08 磁盘布局 - CheckSums [ext4]09 磁盘布局 - superblock备份机制 [ex

IO中的几种形式 基于字节:InputStream.OutputStream 基于字符:Writer.Reader 基于磁盘:File 基于网络Socket   最终都是字节操作,字符到字节要编码转换.耗时,容易乱码   1,磁盘IO 磁盘设置,应用程序只能系统调用,要内核空间和用户空间切换, 标准访问文件: 读取为例,先读到内核空间,再读到用户空间. 另外有直接IO,系统缓存一下,直接从缓存读 同步,异步,内存映射(内核空间映射到用户空间减少复制操作)   2,网络IO Socket是抽象概念

IO 磁盘通常是计算机最慢的子系统,也是最容易出现性能瓶颈的地方,因为磁盘离 CPU 距离最远而且 CPU 访问磁盘要涉及到机械操作,比如转轴.寻轨等.访问硬盘和访问内存之间的速度差别是以数量级来计算的,就像1天和1分钟的差别一样.要监测 IO 性能,有必要了解一下基本原理和 Linux 是如何处理硬盘和内存之间的 IO 的. Memory 提到了内存和硬盘之间的 IO 是以页为单位来进行的,在 Linux 系统上1页的大小为 4K.可以用以下命令查看系统默认的页面大小: $ /usr/bin/

1.首先查看磁盘fdisk -l2.进入磁盘fdisk /dev/sdbn 创建新磁盘p 创建主分区创建分区ID 1-4为主分区根据提示选择磁盘开始位置(默认空格就好)选择结束位置(新增磁盘大小)t 修改分区类型8e lvm分区w 保存退出 3.2T以上使用以下命令进行分区,此时已经不能使用fdisk进行分区,需要使用partedparted /dev/sdb4.设置磁盘类型mklabel gpt5.使用p命令进行查看磁盘信息p6.创建分区mkpart primary 0 2T7.设置分区名字n

一次高IO下的GC分析之旅 编码前线 关注 2018.12.21 00:06 字数 597 阅读 45评论 0喜欢 0 起因:收到GC STW报警 [监控系统]Total time for which application threads were stopped: 67.7651070 seconds, Stopping threads took: 0.0000240 seconds 快速分析原因 此处不分析具体GC日志,主要分析方法: 从线上拷贝日志到本地 打包成gc.zip格式 上传到g