项目5 Linux 磁盘管理

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配套答案册：课件里的 4 个任务案例（加盘挂载 / 磁盘配额 / 软 RAID5 / LVM 扩容）和 3 道课后习题，我已逐条整理成可执行答案 + 每步作用 + 每个参数含义，见 项目5 案例答案册 →。建议先在本页学完流程，再去答案册对答案。

概念篇

先看懂这张图：一块盘是怎么变成目录的

不背命令，先建立整体关系

0.1五层链路：存储的「生产线」

Linux 里没有 C 盘 D 盘的概念。一块新硬盘插上机器，要经过分区 → 格式化（建文件系统）→ 挂载三步，才能被当成「文件夹」访问。下面这张图是本章的总纲，后面所有命令都只是在这条链的某一环上干活。

先别管术语：假设你有一块空地，要把它变成能开张的市场

你手上是一块光秃秃的空地（新硬盘）。现在要让人能进去买菜（读写文件），你会怎么干？

第一步砌隔墙把空地隔成几间：一间卖菜、一间卖肉、一间放垃圾。墙上贴一张平面图，写明「哪面墙到哪面墙是谁的」。

第二步装货架、编台账空房间还是没法做生意。得摆货架、给每个位置编号，再准备一本账本：谁家的货、放在第几排第几格。

第三步挂门牌、接进导览图房间弄好了，但外面的人不知道它在哪。给它挂上「3 号门 · 水果区」的牌子，写进市场总导览图。

第四步顾客只认区域名顾客只说「我去水果区」，不关心它在第几面墙后面、是哪个老板租的。

换成 Linux 的说法，这四步一模一样：

空地 = 块设备（/dev/sdb）；砌隔墙贴平面图 = 分区 + 分区表（fdisk）；装货架做台账 = 格式化建文件系统（mkfs）；挂门牌接进导览图 = 挂载到某个目录（mount）；顾客只认区域名 = 统一的目录树（/data）。

所以这条链不是「Linux 故意绕圈子」，而是把一件大事拆成四件各管一段的小事：分区管「切多大」，文件系统管「怎么存、怎么找」，挂载管「怎么接进来」，目录树管「用户怎么记」。拆开以后，任何一段都能单独换掉——这才是后面所有命令存在的理由。

图 1 · 存储五层关系：上层的每一步都依赖下层已完成。命令只是某一层的「操作杆」。

但这张图还只是「名字」。比喻必须能落到实体上——否则命令永远靠背。下面把五层逐一换成系统里真实存在的东西：叫什么、在哪、用什么命令能亲眼看见。

层	生活比喻	Linux 里对应的真实概念（实体）	怎么亲眼看到它
① 块设备	毛坯仓库	块设备文件 `/dev/sdb`（主次设备号 8:16），由内核的块设备驱动提供，在 `/sys/block/sdb/` 下有自己的目录树。它只会「按块读写」，没有文件、没有目录、没有权限	`lsblk -d`（TYPE 列 = `disk`） `ls -l /dev/sdb`（行首是 `b`）
② 分区	隔墙 + 平面图	分区表（MBR 占第 0 扇区的 512 字节；GPT 用前 34 个扇区且首尾各存一份）+ 分区设备 `/dev/sdb1`。注意：分区设备并没有把盘「切开」，它只是把「起始 LBA + 扇区数」包成一个可访问的窗口	`fdisk -l /dev/sdb`（看 Start / Sectors） `lsblk`（TYPE 列 = `part`）
③ 文件系统	货架 + 编号 + 台账	mkfs 写进分区的那一整套元数据：超级块（总账封面）、块位图 / inode 位图（哪格空着）、inode 表（每个文件的编号卡）、数据块（货位）、目录项（名字 → 编号的索引）。ext4 / xfs 只是这套结构的两种不同排版	`lsblk -f`（FSTYPE 列） `dumpe2fs -h /dev/sdb1`（ext4 看超级块） `xfs_info /dev/sdb1`（xfs）
④ 挂载	挂门牌 + 接进导览图	内核里的一张 mount 表：一条记录 = 设备 + 挂载点 + 文件系统类型 + 挂载选项。它把某个文件系统的「根」绑定到目录树里的一个 dentry（挂载点），路径解析走到这里就「跳」进那个文件系统	`findmnt` `cat /proc/self/mountinfo` `df -hT`
⑤ 目录树	顾客只认区域名	唯一的根 `/` 与 VFS 的统一命名空间：路径解析（`namei`）在跨文件系统时透明拼接。所以你写下 `/data/report.txt` 时，内核可能已经穿过两块盘、一个 LVM、一个 RAID	`findmnt --target /data`（看这条路径落在哪个设备上） `stat -f /data`

对不上的典型症状说「分区就是 C 盘」→ 会以为 /data 一定是某个分区；其实 LVM 的逻辑卷、RAID 阵列、甚至网络存储，都能挂成 /data，路径和物理盘从来不是一一对应。

下面六张卡，每个概念都按同一个顺序讲：说人话（不用术语的一句话）→ 打个比方（生活里对应的东西）→ 为什么有这层（如果没有它会出什么事）→ 术语对照（考试和文档里的正式叫法）。

块设备（block device）

说人话在内核眼里，一块硬盘就是一大片能按格子读写的地方：告诉它「读第 1024 号格子」，它就把那 4KB 内容给你。

打个比方一整栋还没隔间的毛坯仓库：门开着、地是平的、能往里搬东西，但没有房间、没有编号、没有台账。

为什么有这层因为程序不该关心「你的盘是三星还是西数、插在哪个口」。内核把它统一成 /dev/sdX 一个文件，读写硬盘就跟读写文件一样；换硬件不用改一行程序。

术语对照：命名 sda/sdb（SATA/SCSI/USB）、vda（虚拟机）、nvme0n1（NVMe 固态）；分区在名字后加序号。用 lsblk 看，TYPE 列 = disk。

分区表：MBR 与 GPT

说人话一张贴在磁盘最开头的小纸条，上面写着「第 0～100G 归 A，第 100～200G 归 B」。

打个比方在毛坯仓库里砌隔墙，再在门口贴一张平面图。墙让人各占一块，平面图让后来的人知道哪块是谁的。

为什么有这层因为一块盘要同时装系统和数据，必须划清边界：重装系统只格式化系统那一间，数据那间不受影响；某个目录写爆了，也只撑爆自己那间，不会拖死整块盘。

术语对照：MBR 最多 4 主分区、单盘 ≤2TB；GPT 可 128 分区、容量几乎不限、有备份表。换分区表 = 清空数据。TYPE 列 = part。

文件系统（filesystem）

说人话给这段空间建一套台账：每个文件叫什么、多大、内容放在哪几块，全记下来，于是你能用「名字」找东西。

打个比方在隔好的房间里摆货架、贴编号、做账本。没有货架，货只能堆在地上——想找一件就得翻遍全场。

为什么有这层因为磁盘只会「读第 N 块」，它根本不认识「a.txt」。文件系统负责把「名字 / 目录」翻译成「块号」，顺便管权限、碎片、配额、断电后的修复。没有它，你就得自己记「我的数据在第 58712 块」。

术语对照：xfs / ext4 / vfat；三大件 = 超级块（全局信息）、inode（每个文件的元数据）、数据块（内容）。FSTYPE 列空 = 还没格式化。

挂载与挂载点

说人话把某个准备好文件系统的分区，「接」到目录树的某个位置上，从此走这个目录就等于走进那块盘。

打个比方给仓库挂门牌，并把门牌登记进市场总导览图。没挂门牌的仓库，顾客永远找不到——东西在里面也等于不存在。

为什么有这层因为 Linux 只有一棵目录树，没有盘符这回事。挂载把「物理盘」和「路径」解耦：/home 可以从旧盘搬到新盘，用户的路径一个字都不用改；U 盘插上挂到 /media/xx 就出现了。

术语对照：挂载点必须是已存在目录；目录原有内容会被遮住，卸载后回来（所以挂载点通常选空目录）。开机自动挂载写在 /etc/fstab。

swap 交换空间

说人话内存不够用时，把暂时用不到的内存内容先挪到磁盘上放着，等要用再换回来（代价是慢）。

打个比方书桌放不下的资料先塞进抽屉。桌上永远只留正在看的，抽屉当「临时仓库」。

为什么有这层因为内存一旦耗尽，内核会启动 OOM killer 直接杀掉进程（可能杀掉你的数据库）。有 swap 就能先缓一缓，把不活跃的页面挤出去。

术语对照：swap 不是文件系统，用 mkswap 初始化、swapon 启用；fdisk 里分区类型要改成 82。查看用 swapon --show / free -h。

容量 vs inode

说人话一个文件系统有两份额度：能装多少「斤货」（块容量），和能贴多少「张标签」（inode 个数）。

打个比方货架还空着一大半，但标签用完了——新货照样上不了架，因为没法登记。

为什么有这层因为每个文件都必须占一个 inode（记录元数据）。小文件一多（邮件队列、缓存、日志碎片），容量还剩很多却先报「No space left on device」——这不是 bug，是另一份额度用完了。

术语对照：df -h 看块容量，df -i 看 inode；df -i 接近 100% 时，要么删小文件，要么重建文件系统调大 inode 比例。

这些比喻凭什么成立？把每个「零件」拆到字节级看

比喻不是修辞，而是同构：如果仓库里的某样东西，在磁盘上也能找到干同一件事的结构，这个比喻才算站得住。下面逐层拆开——重点看第 ③ 层，那也是学生最容易「听懂了但没真懂」的一层。

① 块设备 = 毛坯仓库空地能进货，但没有房间、没有编号

仓库有地能进出货 真实：/dev/sdb 是一个块设备文件，open/read/write 就是「往盘上搬东西」。为什么等价：仓库只能整车进出，你没法从中间抠走一件——磁盘也一样，内核只允许整块（512B / 4K）读写，改 1 个字节也要「读整块 → 改 → 写回」。
地上没有货位号只能靠坐标找 真实：块设备没有文件名、没有目录、没有权限，只能按 LBA 逻辑块地址定位。为什么等价：空地上说「第 3 米处」才找得到东西，说「白菜」没人知道在哪——这就是为什么裸盘上取数据必须给块号。

② 分区 = 砌隔墙 + 贴平面图墙是边界，图是记录

砌的那道墙不可越界 真实：分区表项里的一对数字——起始 LBA + 扇区数。写分区表只改第 0 扇区那 512 字节（MBR），一个数据字节都不搬。为什么等价：墙只是划界，不搬货。所以「删掉分区表」数据仍在原地——这正是 testdisk 能恢复分区的原理。
门口那张平面图哪块归谁 真实：MBR = 446B 引导代码 + 4 条 × 16B 分区项 + 2B 标志 55AA；GPT 则在首尾各存一份完整分区项表。为什么等价：图没了墙还在，但没人知道墙里归谁——记录（元数据）比实体更容易丢，所以 GPT 要留备份。
「房间」本身不是切出来的 真实：/dev/sdb1 只是内核按「起始 LBA + 长度」造出来的一个窗口设备。为什么等价：隔墙并没有真的把地搬走一块，只是从此只从这扇门进出。

③ 装货架 + 贴编号 + 做台账 = mkfs这一层最能说明「为什么不是随便打个比方」

货架的格子等大的货位 真实：mkfs 把分区切成固定大小的块（ext4 默认 4096 字节），此后所有分配都以块为单位。为什么等价：货位必须等大才好编号、才好回收——磁盘上「每格 4K」正是为了让「第几块」这个编号有意义。
每件货的编号卡不装货，只写信息 真实：inode。每个文件 / 目录占一个 inode，编号唯一（ls -i 可见），里面记大小、权限、时间戳、链接数，以及「内容在哪几个块」的指针。为什么等价：编号卡上写「这票货 3 箱，箱号 8812/8813/8814」，但货不放在卡上——inode 也不存文件内容，只存「去哪找」。
那本台账按名字查编号 真实：目录项（dentry）。目录本身也是一个文件，它的「内容」就是一张 文件名 → inode 号 的表。为什么等价：查台账 = 用名字换编号。关键推论：inode 里没有文件名，所以 mv 改名只是改台账那一行，数据块一格都没动——这就是改名「瞬间完成」的原因。
账本封面一共多少页 真实：超级块：块大小、总块数、inode 总数、空闲数、magic 编号、挂载状态。为什么等价：封面只写「本账共几页、每页几行、已用几行」，不写具体的货——挂载时内核读的就是它，读不懂（magic 不对）就报 wrong fs type。
盘点表哪格还空着 真实：块位图 / inode 位图，1 bit 对应一格 / 一个 inode。为什么等价：盘点表就是「一格一个勾」。关键推论：mkfs 只写这几张表 + 把位图清零，根本不擦数据区——所以格式化几秒完成，也所以格式化后的旧数据「理论上」还能被恢复。
为什么非有这层翻译的工作 真实：块设备只会「读第 8812 块」，而人只会说「打开 report.txt」。为什么等价：仓库管理员干的就是把「我要那箱苹果」翻译成「B 区 3 排 2 层」——文件系统就是内核里的那个管理员，缺了它，你就得自己背块号。

图 2 · mkfs 的产物（上）与一次文件查找的三步（下）。图上每个方块都能对回「货架 / 编号卡 / 台账 / 盘点表」这套比喻。

④ 挂载 = 挂门牌 + 接进导览图门牌不改变仓库，只改变「怎么找到它」

门牌贴在外面 真实：内核 mount 表里的一条记录：设备、挂载点、文件系统类型、挂载选项（可 findmnt 看到）。为什么等价：门牌不属于仓库本体。关键推论：mount 一个字节都不写盘，只改内核内存里的映射——所以重启就没了，必须写 /etc/fstab。
接进导览图路口有人引路 真实：路径解析走到挂载点时，VFS 把该 dentry 指向的目标换成子文件系统的根 inode，然后「跳」进去继续解析。为什么等价：顾客按导览图走，管理员在路口把他引到另一栋楼——路径字符串没变，脚下的盘换了。
原来的东西看不见被遮住 真实：挂载点目录原来的 inode 被替换，原内容仍在盘上，umount 后回来。为什么等价：门牌挂上去，墙上原来的字被盖住了，但墙没拆——所以挂载点要选空目录，否则「文件像丢了」。

⑤ 目录树 = 顾客只认区域名路径是「名字」，不是「位置」

「我去水果区」不需要知道在哪 真实：路径字符串 /data/report.txt，由 VFS 逐级解析。为什么等价：顾客只报区域名，管理员负责换算成位置——用户敲路径，内核负责换算成「哪块盘、哪个 inode、哪个块」。
换老板顾客不知道名字不变 真实：把 /data 从旧盘迁到新盘 / 新 LVM，只需改 mount 表（或 fstab + 重启），程序里所有路径一个字不用改。为什么等价：水果区换了老板，导览图上还是「水果区」三个字。
一个市场，一个导览图但可以有多份副本 真实：VFS 的命名空间是每个进程可见的「视图」，容器（mount namespace）能各自看到不同目录树。为什么等价：同一个市场可以印不同版本的导览图——给游客一份、给内部员工一份。

⚠

比喻在哪里会失效（诚实说明）：① 现实的墙能挡人，分区的边界只是「账面上的」，越界写不会报错，只会让文件系统损坏；② 搬货要人动手，磁盘分配块由位图 + 算法在微秒内完成；③ 门牌是行政动作，mount 是内核内存里的映射，而且可以有多个视图（容器）；④ 市场只有一个入口，Linux 的 / 可以被 chroot、容器「换一个根」。比喻帮你建立直觉，机制才决定你能不能排错。

0.2文件系统案例室：10 个能当场验证的现象

「文件系统是抽象层」这句话最容易让人似懂非懂。破解办法不是再讲一遍原理，而是给你 10 个能亲手复现的现象——每个现象都只在某个结构被用满、被改写、或者被跳过时才会出现。看完结构图再去敲命令，现象和结构就对上了。

01空目录为什么也占 4 KB？

stat -c 'size=%s blocks=%b' /data/lab

因为目录也是文件。它同样占一个 inode，还至少占一个数据块——这个块里存的就是那张「文件名 → inode 号」的台账。

对应图 2：inode 表 + 数据块（目录自己那一格）

026 个字节的文件，为什么也占 4 KB？

stat -c '%s 字节 / %b×512' /etc/hostname

分配的最小单位是块，不是字节。不足一块也独占一整块（默认 4 KB）。这就是 ls -l 和 du 经常对不上的第一个原因。

对应图 2：块位图 + 数据块

03ls 说 1 GB，du 说 0？

truncate -s 1G f; ls -lh f; du -h f

稀疏文件：inode 里记了「大小 = 1 GB」，但一个块都没分配，位图里对应的位还是空。读它得到全 0，因为内核把「没分配的块」直接当 0 返回。

对应图 2：inode 的大小字段 ↔ 块指针（两者可以不一致）

04两个文件名，同一个 inode 号？

ln a.txt b.txt && ls -li a.txt b.txt

这就是硬链接：台账里多写了一行，指向同一张编号卡。删掉其中一个名字只是链接数 −1，减到 0 才真正回收块——这条现象直接证明「文件名不在 inode 里」。

对应图 2：目录项（台账）多一行，inode 表不动

05mv 秒完成，cp 却要等半天？

time mv /data/a.iso /data/b.iso

同分区改名只改台账：两个目录项换个名字，数据块一格没动。而 cp 要把内容真搬一遍。跨分区 mv 例外——那其实是「复制 + 删除」，一样慢。

对应图 2：目录项（台账）

06还剩 30 G，却写不进去？

df -h /data; df -i /data

写一个文件要同时拿两份额度：1 个 inode + 若干块。小文件堆积（缓存、邮件、日志碎片）先把 inode 用光，于是容量空着也报 No space left on device。

对应图 2：inode 位图（块位图还有空位）

07rm 掉 10 G，df 一点没变？

lsof +L1 | head

还有进程开着这个文件。文件被删的只是名字，inode 引用数不为 0，块就不释放。重跑服务（或清空那个 fd）后空间才回来——这也是「删了日志、磁盘不降」的元凶。

对应图 2：块位图（位还没被清零）

08格式化之后，数据真的没了？

dd if=/dev/sdb1 skip=100 bs=1M count=1 | strings

没有。mkfs 只重写左侧那几格元数据，数据区一个字节没动，写进去的特征串原地还在（完整复现见下方实验 B）。所以格式化 ≠ 销毁；反过来卖旧盘前必须用 dd if=/dev/urandom 覆写。

对应图 2：条带左侧几格被重写，右侧数据块区原样

09突然断电，文件系统凭什么不坏？

dumpe2fs -h /dev/sdb1 | grep -i features

靠日志（journal / log）。改数据前先写一条「我打算改什么」到日志区，改完才标记完成。掉电后挂载时重放日志，把做了一半的操作补完或撤销。

对应图 2：未画出的「日志区」（ext4 journal / xfs log）

10xfs 能扩不能缩，是真的？

xfs_growfs /data　　（xfs 只有扩，没有缩）

真的。xfs 只提供在线扩容，要缩小只能备份、重建、再灌回去；ext4 可以 resize2fs 缩。选型口诀：以后可能要缩 → ext4；只扩不缩 → xfs。

对应图 2：同一套结构（超级块/位图/inode）的两种排版差异

其中 04 和 08 建议现场敲一遍——它们最能说明「货架 / 编号卡 / 台账」这套比喻不是随口打的比方。

bash · 实验 A：用硬链接证明「文件名不在 inode 里」

mkdir -p /data/lab && cd /data/lab
echo "hello" > a.txt
ln a.txt b.txt                # 建硬链接：台账里加一行，指向同一张编号卡
ls -li                        # -i 显示 inode 号，-l 看链接数
# 131081 -rw-r--r-- 2 root root 6 Mar 12 10:00 a.txt
# 131081 -rw-r--r-- 2 root root 6 Mar 12 10:00 b.txt
#  ↑ 同一个 inode 号            ↑ 链接数都是 2

rm a.txt                      # 只删掉「a.txt」这一行台账
ls -li
# 131081 -rw-r--r-- 1 root root 6 Mar 12 10:00 b.txt
#  ↑ inode 没变，链接数变成 1，内容一个字没少

stat -c 'inode=%i 链接=%h 大小=%s' b.txt
# inode=131081 链接=1 大小=6

结论：名字是台账上的一行，不是货上的标签。所以改名瞬间完成、删除只减计数——理解这一点，mv / rm / ln 的行为就全解释通了。

bash · 实验 B：证明 mkfs 不擦数据区（虚拟机/测试盘做，勿用系统盘）

# ① 往测试分区第 100 MB 处写一个特征串
echo "WENXUE-MAGIC-2026" | dd of=/dev/sdb1 bs=1M seek=100 conv=fsync
# ② 格式化之前，先在原位置找到它
dd if=/dev/sdb1 bs=1M skip=100 count=1 2>/dev/null | strings | grep WENXUE
# WENXUE-MAGIC-2026            ← 数据在这里（偏移 100 MB 处）

mkfs.ext4 -F /dev/sdb1         # 重新格式化

# ③ 格式化之后，再找一次
dd if=/dev/sdb1 bs=1M skip=100 count=1 2>/dev/null | strings | grep WENXUE
# WENXUE-MAGIC-2026            ← 它还在原地！

结论：mkfs 只重写了超级块、位图、inode 表这几张「表」，数据区一格没动。所以「格式化能恢复数据」在物理上成立；也所以处理旧硬盘必须覆写，而不是格式化一遍就卖掉。

⚠

案例 07 / 08 的两个前提：①「删了不释放」只在进程仍持有句柄时成立，重启进程后空间自然回来；②案例 08 的「能恢复」是物理条件成立，实际能否救回取决于写入量——只要系统继续写盘，旧块就会被覆盖，所以误格式化后第一件事是立刻停写。

0.3两种「改造」：RAID 与 LVM 插在哪一步

普通分区是「一块盘切几段」。如果想让多块盘更安全（坏一块不丢数据）或更弹性（空间不够随时扩），就要在「分区」和「文件系统」之间插一层：软 RAID 或 LVM。它们最终都表现为一个块设备（/dev/md0 或 /dev/vg0/lv0），后面的格式化、挂载完全一样。

图 3 · 软 RAID 与 LVM 的区别：RAID 用「冗余」换安全，LVM 用「抽象」换弹性；两者都可以叠加使用（先做 RAID，再做 LVM）。

这两个东西为什么不叫「命令」而叫「一层」？

软 RAID = 复印机。说人话：把好几块盘当成一块用，同一份数据同时写进多块盘（或者分摊写、另存校验），坏掉一块还能把内容算回来。打个比方：重要合同复印两份、放两个抽屉，丢一个抽屉不心疼。为什么要有它：单块盘什么时候坏是概率问题，硬盘坏是常态而不是意外；用便宜的盘堆出「不宕机」，比买一块贵盘便宜得多。

LVM = 水库。说人话：先把几块盘倒进一个大池子，再从池子里按需「切」出任意大小的卷。打个比方：散装水库随时按瓶装水灌，比分区分装灵活。为什么要有它：分区是「一锤子买卖」——划多大就多大，想改要卸载、甚至重装；LVM 把「容量怎么分」这件事从「装机时」推迟到「用的时候」，不够了加盘扩池再切，业务不停。

那它们为什么正好插在「分区」和「文件系统」之间？

因为文件系统只认一件事：给我一块能读写的块设备。RAID 把自己伪装成 /dev/md0，LVM 把自己伪装成 /dev/vg0/lv0——在上面看，它们和 /dev/sdb1 长得一样。所以你能照常 mkfs、照常 mount，一行代码都不用改。这就是分层的真正价值：只要接口不变，中间随便加东西。

0.4为什么要这样分层：把每一层「删掉」试试看

讲「分层好」最没用的说法就是「这样比较清晰」。真正让人信服的问法是：如果拿掉这一层，会发生什么？下面这张图就干这件事——假设你真的「删掉」某一层，看看代价是什么。

图 4 · 五层不是「规定」，而是五次踩坑之后固化下来的分工。哪一层被抽掉，它挡住的麻烦立刻回到你身上。

顺着这个思路，就能回答「为什么要这样分层」的三个真实理由：

① 可替换：换一层不动别层

ext4 换成 xfs 不用重新分区；机械盘换成固态盘不用改程序；甚至把底下的盘换成 RAID，上面的文件系统毫不知情。因为接口没变。

② 可组合：像插积木一样叠

盘 → RAID 1 → LVM → xfs → /data，五层叠起来照样工作。这是分层最实用的红利：没人需要为你发明一个「RAID+LVM 专用文件系统」。

③ 可隔离：坏一块不塌全局

/var 日志写爆不会拖死 /；某个学生配额超了不影响别人；一个分区误操作，别的分区还在。边界本身就是保护。

费曼自检：讲不出来，就是还没真懂

费曼技巧的第三步不是「再看一遍」，而是合上讲义，试着讲给别人听。卡住的地方，就是你理解的漏洞。下面三题，能顺畅讲完就说明这一章的地基打好了：

用一句人话说清：为什么 mkfs 做完了、mount 之前，还是访问不了这块盘？（提示：门牌还没挂）
/data 报「空间不足」，你能说出删文件 / 加块盘 / 扩逻辑卷这三种做法，各自动的是哪一层吗？
老板问「为什么不直接把盘分成 C、D 两个区，像 Windows 那样？」——你会怎么用「删掉某一层会怎样」来回答？

0.5场景对照：我要做什么 → 用哪条命令

学命令最怕「不知道什么时候用」。先记住这张对照表，后面每条命令的细节再按需展开。

我要解决的问题	第一步看	动手命令	对应小节
机器上有几块盘？分区和文件系统是什么？	`lsblk -f`	`blkid` 看 UUID	5.1.1
哪个目录快满了？还剩多少空间？	`df -h`	`du -sh /*` 定位大户	5.1.1
新加了一块盘，要切成一个分区	`lsblk`	`fdisk` / `parted`	5.1.2
分区建好了，但还是用不了	——	`mkfs.xfs` 格式化	5.1.3
格式化好了，怎么访问它？	——	`mount` + 写 `/etc/fstab`	5.1.4
限制某个学生只能用 200M	`xfs_quota report`	`xfs_quota limit`	5.2
一块盘坏了不能丢数据	`cat /proc/mdstat`	`mdadm --create`	5.3
空间不够，想在线扩容	`vgs` / `lvs`	`vgextend` + `lvextend`	5.4

一句话主线看（lsblk/df/du）→ 分（fdisk/parted）→ 格式化（mkfs）→ 挂载（mount/fstab）→ 进阶（quota/RAID/LVM）。永远先「看」，再动手。

0.6安全须知（动手前必读）

⚠

这些操作会清空数据，且不可撤销：fdisk 里按 w 保存、mkfs 格式化、mdadm --create 建阵列、pvcreate 初始化 PV。练习前先给虚拟机打快照；生产环境操作前先备份，并再三核对设备名（/dev/sdb 和 /dev/sda 一字之差，可能就是系统盘）。

先在虚拟机里练，不要拿真机系统盘练手；确认设备名用 lsblk 而不是凭印象。
看到 w、mkfs、--create 这类「写入型」操作，先停下来读一遍提示。
改 /etc/fstab 后，先用 mount -a 验证，没问题再重启。

任务 5.1

从识别到可用：查看、分区、格式化、挂载

一条完整生产线走通

5.1.1先学会「看」：lsblk / blkid / df / du

动手之前必须知道现状。四个命令分工不同：lsblk 看硬件与分区结构，blkid 看文件系统类型与 UUID，df 看已挂载文件系统的用量，du 看目录里谁在占空间。

lsblk★ 必会

列出所有块设备，以树状展示「磁盘 → 分区 → LVM/RAID」的从属关系。它读的是内核设备树，不需要挂载也能看。

参数详解

常用选项

lsblk 默认树状列表：名称、大小、类型、挂载点
-f 增加 FSTYPE、LABEL、UUID（最常用）
-p 显示完整设备路径（/dev/sdb1 而非 sdb1）
-d 只显示整盘，不显示分区
-o NAME,SIZE,TYPE,MOUNTPOINT 自选列
-J 输出 JSON，便于脚本处理

输出里要认的列

NAME 设备名；SIZE 容量；TYPE 类型
TYPE=disk 整块盘；part 分区；lvm 逻辑卷；raid1 阵列
FSTYPE 文件系统（xfs/ext4/swap）；空 = 还没格式化
MOUNTPOINT 挂到哪；空 = 未挂载
UUID 唯一标识，写 fstab 用它最稳

bash · 看懂一台机器的存储结构

lsblk
# NAME   MAJ:MIN RM  SIZE RO TYPE MOUNTPOINT
# vda      252:0    0   40G  0 disk              ← 第一块虚拟盘，40G
# ├─vda1   252:1    0    1G  0 part /boot        ← 分区1，挂到 /boot
# ├─vda2   252:2    0   39G  0 part              ← 分区2，没直接挂载
# │ └─rl-root 253:0 0   37G  0 lvm  /            ← 它上面做了 LVM，根目录在这
# └─vda3   252:3    0    2G  0 part [SWAP]       ← swap 分区
# sdb      8:16     0   10G  0 disk              ← 新加的盘：没有分区
# └─sdb1   8:17     0   10G  0 part /data        ← 已分好并挂载

lsblk -f
# NAME   FSTYPE      LABEL UUID                                 MOUNTPOINT
# vda1   xfs               a1b2c3d4-...                         /boot
# vda2   LVM2_member       e5f6a7b8-...
# sdb1   xfs         data  7c8d9e0f-...                         /data

技巧：记不住列含义就看 lsblk -f；设备没分区时树里只有一层，分区后会缩进一级。

blkid☆ 常用

查看指定块设备的文件系统类型、UUID、LABEL。写 /etc/fstab 前用它拿 UUID——比 /dev/sdb1 稳定，插拔硬盘后设备名可能变，UUID 不变。

用法

命令

blkid 列出所有已格式化设备
blkid /dev/sdb1 只看某分区
blkid -s UUID -o value /dev/sdb1 只输出 UUID 值，便于复制

对比

lsblk -f 看结构 + 文件系统（推荐日常）
blkid 看细节属性（UUID/LABEL）

bash

blkid /dev/sdb1
# /dev/sdb1: LABEL="data" UUID="7c8d9e0f-1234-..." TYPE="xfs"

# 只取 UUID，方便直接粘进 fstab
blkid -s UUID -o value /dev/sdb1
# 7c8d9e0f-1234-...

记住：fstab 里写 UUID=xxxx 比写 /dev/sdb1 更可靠。

df★ 必会

查看已挂载文件系统的总容量、已用、可用、使用率。它统计的是文件系统级别的总量，不是某个目录。

参数详解

常用选项

df -h 人类可读单位（G/M）
df -T 多显示文件系统类型
df -i 看 inode 使用情况（文件数）
df -h /data 只看某个挂载点

输出列

Filesystem 设备或卷名
Size / Used / Avail 总/已用/可用
Use% 使用率，≥90% 要警惕
Mounted on 挂载点

bash

df -hT
# Filesystem     Type  Size  Used Avail Use% Mounted on
# /dev/vda2      xfs    37G  9.8G   27G  27% /
# /dev/sdb1      xfs    10G  1.2G  8.8G  12% /data

df -i
# Filesystem      Inodes  IUsed   IFree IUse% Mounted on
# /dev/sdb1      6553600 120000 6433600    2% /data   ← inode 也要看

判断「满没满」要同时看两行：df -h 看容量，df -i 看 inode 数量。

du★ 必会

逐个目录累加统计实际占用，用来找出「谁把空间吃掉了」。和 df 的区别：df 看总量（问文件系统），du 看明细（爬目录树）。

参数详解

常用选项

du -sh /data 汇总该目录总大小
du -h --max-depth=1 /data 只看第一层子目录
du -ah /data | sort -rh | head 找最大的文件
-x 不跨文件系统（避免统计到别处）

经典坑

文件被删了但进程还开着 → df 不降、du 找不到
用 lsof +L1 找「已删除但仍被占用」的文件
重启对应服务后空间才真正释放

bash

du -sh /var/log            # /var/log 总共占多少
du -h --max-depth=1 /data  # /data 下每个子目录各占多少
du -ah /data | sort -rh | head -5   # 最大的 5 个文件/目录

排查顺序：df -h 发现某个挂载点满了 → du --max-depth=1 逐层下钻 → 找到大文件。

5.1.2分区：fdisk（MBR）与 parted（GPT）

分区 = 在盘上划线，告诉系统「这一段归谁用」。划线前先选分区表：老设备用 MBR，新设备与大容量盘用 GPT。

对比项	MBR（msdos）	GPT
最大分区数	4 个主分区（或 3 主 + 扩展分区再分逻辑分区）	默认 128 个
单盘最大容量	2 TB	极大（9.4 ZB 级别）
分区表备份	无，损坏难恢复	有备份表 + CRC 校验，更抗损坏
启动方式	传统 BIOS	UEFI（现代机器）
常用工具	`fdisk`	`parted` / `gdisk`

fdisk★ 必会

交互式分区工具，默认 MBR。进入后是一问一答的菜单，最后按 w 才真正写入磁盘——在此之前都可以 q 退出放弃。

fdisk 交互按键（背下来）

看与改

fdisk -l /dev/sdb 不进交互，直接列出
n 新建分区（选主/扩展、分区号、起止扇区或大小）
d 删除分区
p 打印当前分区表（只是预览）
t 改分区类型：82=swap，83=Linux，8e=LVM
w 写入并退出（此刻才生效！）
q 不保存退出

操作流程（新盘 /dev/sdb）

① fdisk /dev/sdb
② n → p → 分区号回车 → 起始回车 → 大小 +10G
③ p 检查无误
④ w 保存
⑤ partprobe /dev/sdb 让内核重读（有时需要）

bash · fdisk 完整分区过程

fdisk /dev/sdb
# 欢迎使用 fdisk...
# 命令(输入 m 获取帮助)：n        ← 新建
# 分区类型: p(主) e(扩展)        p   （MBR 最多 4 个主分区）
# 分区号 (1-4, 默认 1):            1
# 第一个扇区 (默认 2048):          回车
# 最后一个扇区, +sectors 或 +size:  +10G   （分 10G）
# 创建了一个新分区 1，类型为 Linux，大小 10 GiB
# 命令：p                         ← 先预览
# 命令：w                         ← 确认写入（不可撤销）
# The partition table has been altered.

lsblk /dev/sdb
# sdb   10G disk
# └─sdb1 10G part               ← 分区已出现，但还没有文件系统（FSTYPE 空）

此时 lsblk -f 的 FSTYPE 为空：分区只是「划好了线」，还不能存文件，下一步要格式化。

parted☆ 大容量盘推荐

支持 GPT，可一条命令完成、也可交互。比 fdisk 更适合 2TB 以上磁盘和脚本化操作。注意：mklabel 会重建分区表，原分区全没了。

关键子命令

建分区表与分区

parted /dev/sdb 进入交互
mklabel gpt 建 GPT 分区表（清空原有分区）
mkpart primary xfs 1MiB 10GiB 建 1M~10G 的分区
print 查看；quit 退出

非交互（一条命令）

parted /dev/sdb mklabel gpt
parted /dev/sdb mkpart primary xfs 1MiB 10GiB
parted /dev/sdb print
脚本里用 parted -s 关闭交互提示

bash · 用 parted 给 2TB 新盘建 GPT 分区

parted /dev/sdb mklabel gpt
# 警告：会破坏现有分区表 —— 新盘可以，旧盘务必确认
parted /dev/sdb mkpart primary xfs 1MiB 500GiB
# 从 1MiB 开始（留出对齐空间），到 500GiB
parted /dev/sdb print
# Number  Start   End    Size   File system  Name     Flags
#  1      1049kB  537GB  500GB               primary

parted 修改立即生效，没有 fdisk 的「w 确认」缓冲；操作前一定核对设备名。

⚠

分区后看不到 /dev/sdb1？内核可能还没重读分区表。执行 partprobe /dev/sdb；仍不行就 partx -u /dev/sdb，或卸载后重新扫描。

5.1.3格式化：mkfs 建文件系统

格式化 = 在分区上建文件系统，相当于给空地盖房子：划分超级块、inode 区、数据区。没格式化的分区，mount 会报「wrong fs type」。

mkfs.xfs / mkfs.ext4★ 必会

按文件系统类型格式化。mkfs 是总入口，mkfs -t xfs 与 mkfs.xfs 等价。格式化会清空该分区全部数据。

参数详解

常用写法

mkfs.xfs /dev/sdb1 格式化为 xfs（RHEL 默认）
mkfs.ext4 /dev/sdb1 格式化为 ext4
mkfs.xfs -L data /dev/sdb1 加卷标 data，方便识别
mkfs.xfs -f /dev/sdb1 强制覆盖已有文件系统
mkfs.xfs -b size=4096 指定块大小（一般默认即可）

查看与验证

xfs_info /dev/sdb1 看 xfs 信息
tune2fs -l /dev/sdb1 看 ext4 信息
blkid /dev/sdb1 确认 TYPE 变了

对比项	xfs	ext4
默认发行版	RHEL / CentOS / Rocky 8+、Anolis	Ubuntu / Debian 常见
大文件性能	强（并发、大文件友好）	好
缩容	不支持缩容（只能扩）	支持缩容（需先卸载、检查）
扩容命令	`xfs_growfs /挂载点`	`resize2fs /dev/xxx`
适用场景	服务器、数据库、生产默认	通用、需要缩容的实验环境

bash · 格式化为 xfs 并验证

mkfs.xfs -L data /dev/sdb1
# meta-data=/dev/sdb1  isize=512  agcount=4 ...
# data     =           bsize=4096  blocks=2621440 ...
# 出现 "data" 卷标与 blocks 信息 = 成功

blkid /dev/sdb1
# /dev/sdb1: LABEL="data" UUID="7c8d9e0f-..." TYPE="xfs"   ← TYPE 从空变成 xfs

注意格式化对象是「分区」/dev/sdb1，不是整盘 /dev/sdb；格式化了整盘，分区就白划了。

mkswap / swapon了解

把分区做成交换空间并启用。swap 不是文件系统，不挂载到目录，而是被内核当「虚拟内存」使用。

三步启用 swap

命令

fdisk /dev/sdb → t → 82 改类型
mkswap /dev/sdb2 初始化交换分区
swapon /dev/sdb2 启用
swapon --show / free -h 验证

开机生效

fstab 加一行：UUID=xxx none swap defaults 0 0
关闭：swapoff /dev/sdb2

bash

mkswap /dev/sdb2
# Setting up swapspace version 1, size = 2 GiB
swapon /dev/sdb2
free -h
#               total        used        free      shared  buff/cache   available
# Swap:          4.0G          0B        4.0G     ← 增加了 2G

swap 大小经验值：内存 4G 以下给 4G，4~16G 给 4~8G，更大可给 8G 或不给（服务器可关闭）。

5.1.4挂载：mount 与 /etc/fstab

格式化完的分区仍然「没门牌」。挂载就是把文件系统接到目录树上的某个目录，之后访问这个目录就等于访问那块盘。

mount / umount★ 必会

临时挂载 / 卸载。重启后失效——要永久生效必须写 /etc/fstab。

参数详解

mount 常用

mount /dev/sdb1 /data 挂载到 /data
mount -t xfs /dev/sdb1 /data 显式指定类型（一般自动识别）
mount -o ro /dev/sdb1 /data 只读挂载
mount -o remount,rw /data 重新挂载并改为可写
mount -a 按 fstab 挂载所有（改完 fstab 先跑它验证）
findmnt /data 查看某挂载点详情

umount 与占用

umount /data 或 umount /dev/sdb1
报 target is busy：fuser -vm /data 看谁在用
umount -l /data 延迟卸载（不推荐，治标）
先 cd / 退出该目录再卸载

bash · 临时挂载并验证

mkdir -p /data            # 挂载点必须已存在
mount /dev/sdb1 /data     # 挂载
df -h /data
# Filesystem      Size  Used Avail Use% Mounted on
# /dev/sdb1        10G     0   10G   0% /data   ← 已生效

umount /data              # 卸载（卸载后目录恢复为空）

挂载点里有原文件时会被「盖住」，卸载后才露出来——这就是要用空目录做挂载点的原因。

/etc/fstab★ 必会

开机自动挂载的配置文件，每行 6 个字段。写错可能导致系统启动失败，改完务必 mount -a 验证。

六个字段（从左到右）

字段含义

① 设备：推荐 UUID=xxxx，不推荐 /dev/sdb1
② 挂载点：必须是已存在的目录
③ 文件系统类型：xfs/ext4/swap
④ 挂载选项：defaults；加固可 defaults,nofail
⑤ dump 备份标志：一般 0
⑥ fsck 检查顺序：根分区 1，其它 2 或 0

推荐做法

先 blkid -s UUID -o value /dev/sdb1 拿 UUID
写 UUID=... /data xfs defaults,nofail 0 0
mount -a 无报错 = 配置正确
再 reboot 验证真能自动挂载

bash · 永久挂载三步

# ① 取 UUID
blkid -s UUID -o value /dev/sdb1
# 7c8d9e0f-1234-5678-90ab-cdef12345678

# ② 追加到 fstab（>> 是追加，> 会覆盖整个文件，千万别写错）
echo 'UUID=7c8d9e0f-1234-5678-90ab-cdef12345678 /data xfs defaults,nofail 0 0' >> /etc/fstab

# ③ 先验证语法，再重启
mount -a
findmnt /data
# TARGET SOURCE    FSTYPE OPTIONS
# /data  /dev/sdb1 xfs    rw,relatime,...   ← 成功

nofail：设备不存在时也允许开机，避免拔了数据盘就进不了系统；服务器上很实用。

⚠

fstab 写错导致开不了机怎么办？在启动界面按 e 编辑内核参数，在 ro 后加 rd.break（或进救援模式），mount -o remount,rw / 后注释掉错误行，再重启。所以强调：改完 fstab 一定先 mount -a。

任务 5.2

磁盘配额：限制用户能用多少空间

多人共用一台机器时必备

5.2.1配额在管什么：block 与 inode

一台服务器给全班用，如果不管，一个人就能把盘塞满。配额（quota）限制某个用户/组在一个文件系统上能用的「容量（block）」和「文件数（inode）」。

概念	含义	对应的限制参数
软限（soft）	可以短暂超过，超过后进入「宽限期」，到期必须降下来	`bsoft`（容量）、`isoft`（文件数）
硬限（hard）	绝对上限，一旦达到就写不进去	`bhard`、`ihard`
宽限期（grace）	软限到期前的缓冲时间，默认 7 天	`xfs_quota ... timer`
block 配额	按容量算（单位 K/M/G）	`bsoft/bhard`
inode 配额	按文件个数算（防止海量小文件）	`isoft/ihard`

为什么两种都要限：只限容量，用户可以建几百万个空文件把 inode 耗尽；只限文件数，用户可以写一个超大文件把容量占满。生产上通常两个一起设。

5.2.2xfs 配额完整流程（RHEL 8+ 默认）

xfs_quota☆ 理解

xfs 文件系统的配额管理工具。前提：挂载时必须带配额选项，否则命令会报「Quota not enabled」。

开启 / 设置 / 查看

① 开启（挂载选项）

fstab 选项改为 defaults,uquota（用户配额）
组配额用 gquota，目录配额用 prjquota
临时生效：mount -o remount,uquota /data

② 设置与查看

xfs_quota -x -c 'limit bsoft=100m bhard=120m isoft=800 ihard=1000 stu01' /data
xfs_quota -x -c 'report -h' /data 看全部用户
xfs_quota -x -c 'quota -u stu01' /data 看单人
xfs_quota -x -c 'timer -u 3d stu01' /data 改宽限期
xfs_quota -x -c 'off -u' /data 临时关闭

bash · 给 stu01 设 100M/120M 容量 + 800/1000 文件数

# ① 确认挂载选项里有 uquota
findmnt -o TARGET,OPTIONS /data
# /data /dev/sdb1 xfs rw,relatime,attr2,inode64,uquota   ← 有 uquota 才可继续

# ② 设置配额：容量软限 100M、硬限 120M；文件数软限 800、硬限 1000
xfs_quota -x -c 'limit bsoft=100m bhard=120m isoft=800 ihard=1000 stu01' /data

# ③ 查看
xfs_quota -x -c 'report -h' /data
# User quota on /data (/dev/sdb1)
#                         Blocks                            Inodes
# User      ID      Used   Soft   Hard  Warn/Grace     Used   Soft   Hard  Warn
# stu01   1001        0   100M   120M     00:00         0    800   1000  00:00

Used 为 0 表示还没写东西；Warn/Grace 显示 00:00 表示未进入宽限期。

bash · 验证配额真的生效

# 切到 stu01，往 /data 写 130M（超过硬限 120M）
su - stu01
dd if=/dev/zero of=/data/big.bin bs=1M count=130
# dd: error writing '/data/big.bin': Disk quota exceeded   ← 硬限拦住了
ls -lh /data/big.bin
# -rw-r--r-- 1 stu01 stu01 120M ...                         ← 只能写到 120M

dd 是「造测试数据」的常用工具：bs=1M count=130 表示写 130 个 1MB 块。

⚠

ext4 怎么办？ext4 用另一套命令：quotacheck -cum /data → quotaon /data → edquota -u stu01（交互编辑）或 setquota -u stu01 102400 122880 800 1000 /data。原理相同，工具不同。

任务 5.3

软 RAID：用冗余换安全

一块盘坏了，服务不停

5.3.1先选级别：RAID 0/1/5/6/10 怎么选

级别	最少盘数	容错能力	空间利用率	读写特点	典型场景
RAID 0 条带	2	无（坏一块全丢）	100%	读写都快	临时数据、缓存（不怕丢）
RAID 1 镜像	2	坏 1 块	50%	读快、写稍慢	系统盘、小容量高可靠
RAID 5 校验	3	坏 1 块	(n-1)/n	读快、写有校验开销	文件服务器、Web 存储
RAID 6 双校验	4	坏 2 块	(n-2)/n	写更慢	大容量归档、重要数据
RAID 10 镜像+条带	4	每组坏 1 块	50%	读写都快	数据库等高 IO 场景

一句话选型：要安全选 1 或 10，要容量与性能折中选 5，要极致可靠选 6。RAID 不是备份——它防的是「硬盘坏」，不防误删、病毒、火灾，重要数据仍要另做备份。

5.3.2mdadm 建阵列、查状态、做故障演练

mdadm☆ 理解

Linux 软 RAID 管理工具（md = multiple devices）。建好后是一个新的块设备 /dev/md0，后续格式化、挂载与普通分区完全一样。

建 / 查 / 修 / 停

建与查

mdadm --create /dev/md0 --level=1 --raid-devices=2 /dev/sdb /dev/sdc 建 RAID 1
--spare-devices=1 /dev/sdd 顺带指定热备盘
cat /proc/mdstat 看同步进度（最快）
mdadm -D /dev/md0 看阵列详情

故障与持久化

mdadm --manage /dev/md0 --fail /dev/sdc 模拟坏盘
--remove 移除坏盘；--add 加新盘重建
mdadm --detail --scan >> /etc/mdadm.conf 记录配置
mdadm --stop /dev/md0 停止阵列

bash · 用两块盘建 RAID 1 并挂载

# ① 建阵列（两块盘做镜像）
mdadm --create /dev/md0 --level=1 --raid-devices=2 /dev/sdb /dev/sdc
# mdadm: array /dev/md0 started.   ← 开始在后台同步

# ② 看同步进度（RAID 1 初次同步可能几分钟）
cat /proc/mdstat
# md0 : active raid1 sdc[1] sdb[0]
#       10483712 blocks super 1.2 [2/2] [UU]     ← [UU] 两块都在线
#       [=>...................]  resync = 5.2%

# ③ 格式化为 xfs 并挂载（和普通分区一样）
mkfs.xfs /dev/md0
mkdir -p /mnt/raid
mount /dev/md0 /mnt/raid
df -h /mnt/raid

[UU] 表示两块盘都正常；出现 [_U] 说明一块盘掉了，需要更换并重建。

bash · 故障演练：拔掉一块盘会怎样

# 模拟 /dev/sdc 故障
mdadm --manage /dev/md0 --fail /dev/sdc
cat /proc/mdstat
# md0 : active raid1 sdc[1](F) sdb[0]
#       [2/1] [_U]        ← F = Failed，但阵列仍在跑，数据可读

# 移除坏盘，换上新盘 /dev/sdd 并重建
mdadm --manage /dev/md0 --remove /dev/sdc
mdadm --manage /dev/md0 --add /dev/sdd
cat /proc/mdstat          # 会看到 recovery 进度，回到 [UU] 即修复完成

这就是 RAID 的价值：坏盘期间业务不中断，换盘后自动同步回去。但同步期间性能会下降。

bash · 开机自动组装 + 永久挂载

# ① 记录阵列配置，重启后才能自动组装
mdadm --detail --scan >> /etc/mdadm.conf

# ② fstab 加挂载（用 md0 的 UUID）
blkid -s UUID -o value /dev/md0
echo 'UUID=xxxx-xxxx /mnt/raid xfs defaults,nofail 0 0' >> /etc/fstab
mount -a

CentOS/RHEL 还需重建 initramfs：dracut -f；Debian/Ubuntu 用 update-initramfs -u。

任务 5.4

LVM：让空间弹性伸缩

不用重分区就能扩容

5.4.1三层结构：PV → VG → LV

LVM 把「磁盘」和「分区」解耦：先把盘登记成 PV（物理卷），再把多个 PV 汇成 VG（卷组，一个空间池），最后从池子里切出 LV（逻辑卷）当分区用。池子里还有空间，就能随时给 LV 扩；池子不够，就往 VG 里加盘。

PV 物理卷

用 pvcreate 把整盘或分区「登记」为 PV，会在设备头部写入 LVM 元数据。登记会破坏原有数据。

VG 卷组

多个 PV 组成的大池子，用 vgcreate 创建、vgextend 加盘。空间以 PE（物理扩展块，默认 4MiB）为单位管理。

LV 逻辑卷

从 VG 切出来的一块，用 lvcreate 创建，设备路径是 /dev/vg名/lv名。对上层来说它就是一个分区。

5.4.2从零建一套 LVM 并挂载

pvcreate / vgcreate / lvcreate☆ 理解

命令链是一条直线：PV → VG → LV → mkfs → mount。中途可用 pvs/vgs/lvs 随时查看三层状态。

建与查

建

pvcreate /dev/sdb /dev/sdc 两块盘都登记为 PV
vgcreate vg0 /dev/sdb /dev/sdc 组成卷组 vg0
lvcreate -L 10G -n lv0 vg0 切 10G 的 lv0
lvcreate -l 100%FREE -n lv1 vg0 剩余全给 lv1
mkfs.xfs /dev/vg0/lv0 格式化

查

pvs / vgs / lvs 三行速览
pvdisplay / vgdisplay / lvdisplay 详情
vgs 看 VFree（池子还剩多少）

bash · 两块盘 → 一个池子 → 一个 10G 逻辑卷

# ① 登记物理卷
pvcreate /dev/sdb /dev/sdc
# Physical volume "/dev/sdb" successfully created

# ② 组成卷组（池子）
vgcreate vg0 /dev/sdb /dev/sdc
# Volume group "vg0" successfully created
vgs
# VG   #PV #LV #SN Attr   VSize   VFree
# vg0    2   0   0 wz--n- 19.99g  19.99g   ← 池子约 20G 可用

# ③ 切出 10G 逻辑卷
lvcreate -L 10G -n lv0 vg0
# Logical volume "lv0" created.
lvs
# LV   VG   Attr       LSize  Pool Origin Data%  Meta%  Move
# lv0  vg0  -wi-a----- 10.00g

# ④ 格式化并挂载
mkfs.xfs /dev/vg0/lv0
mkdir -p /data
mount /dev/vg0/lv0 /data
df -h /data

LV 的设备路径是 /dev/卷组名/逻辑卷名，也可以写 /dev/mapper/vg0-lv0，两者等价。

5.4.3在线扩容：LVM 的看家本领

空间不够时的标准动作：池子不够先加盘（vgextend），池子够就直接扩逻辑卷（lvextend），最后一定要扩文件系统。少做最后一步，df 就不会变——这是新手最常踩的坑。

vgextend / lvextend / xfs_growfs★ 重点

扩容三步走。lvextend -r 可以顺便自动扩文件系统，省一步。

扩容命令

扩池子 / 扩卷

vgextend vg0 /dev/sdd 给池子加一块新盘
lvextend -L +5G /dev/vg0/lv0 给 lv0 加 5G
lvextend -l +100%FREE /dev/vg0/lv0 把池子剩余全给它
lvextend -r -L +5G ... 加 -r 自动扩文件系统

扩文件系统（关键）

xfs：xfs_growfs /data（对挂载点操作，必须已挂载）
ext4：resize2fs /dev/vg0/lv0（对设备操作）
验证：df -h /data 容量变大才算成功

bash · 从 10G 在线扩到 15G

# ① 池子里还有空间，直接扩卷 +5G
lvextend -L +5G /dev/vg0/lv0
# Size of logical volume vg0/lv0 changed from 10.00 GiB to 15.00 GiB

# ② 扩文件系统（xfs 必须做这步，否则 df 还是 10G）
xfs_growfs /data
# data blocks changed from 2621440 to 3932160

# ③ 验证
df -h /data
# Filesystem           Size  Used Avail Use% Mounted on
# /dev/mapper/vg0-lv0   15G  1.2G   14G   9% /data   ← 变成 15G

xfs 只能扩不能缩；ext4 可缩但必须先卸载、e2fsck 检查，生产上尽量别缩。

bash · 池子也不够了：先加盘再扩

vgextend vg0 /dev/sdd        # 把新盘 sdd 加入池子
vgs                          # 确认 VFree 变大
lvextend -l +100%FREE /dev/vg0/lv0   # 剩余空间全给 lv0
xfs_growfs /data             # 扩文件系统
df -h /data

整个过程不用卸载、不用停机，业务无感知——这就是 LVM 相比裸分区的最大优势。

任务 5.5

故障排查：磁盘管理最常见的五个坑

会操作，更要会救火

5.5.1问题 → 定位 → 处理

现象	定位命令	原因与处理
磁盘满了，但 du 找不到大文件	`df -h` → `du -sh /*` → `lsof +L1`	文件被删除但仍被进程占用。找到进程后重启对应服务，空间才会释放。
容量没满却报 `No space left on device`	`df -i`	inode 耗尽（小文件太多）。清理缓存目录/邮件队列，或重新格式化时增大 inode 数。
umount 报 `target is busy`	`fuser -vm /data`、`lsof +D /data`	有进程或当前 shell 在该目录。退出目录、结束占用进程后再卸载。
fstab 写错，系统起不来	启动时看报错、进救援模式	`mount -o remount,rw /` 后注释错误行；以后改完先 `mount -a` 验证。
分区建好但 `/dev/sdb1` 不存在	`lsblk`、`dmesg \| tail`	内核未重读分区表。执行 `partprobe /dev/sdb`。

💡

排错通用心法：先 df 看整体、再 du 下钻、然后 lsblk -f 看结构、最后 dmesg | tail 看内核报错。四条命令覆盖 80% 的磁盘问题。

拓展训练

教材每项目末尾 · 上机可重做取最高分

画图题：不看本页，默画「块设备 → 分区 → 文件系统 → 挂载点 → 目录树」五层链路，并在每层旁写出至少一条命令。

看盘：用 lsblk -f 画出当前机器的磁盘结构（哪些盘、几个分区、各自文件系统与挂载点），再用 df -hT 与 df -i 说明哪个分区最该关注。

全流程：给新盘 /dev/sdb 分区（10G）→ 格式化为 xfs → 挂到 /data → 用 UUID 写进 /etc/fstab → mount -a 验证 → 重启确认自动挂载。

配额：对用户 stu01 在 /data 上设 xfs 配额：容量软限 200M、硬限 250M，文件数硬限 1000；用 dd 写 300M 验证被拦截，并截图 xfs_quota report。

RAID：用 /dev/sdb、/dev/sdc 建 RAID 1（/dev/md0），格式化挂载后，用 --fail 模拟一块盘损坏，观察 /proc/mdstat 的 [UU] → [_U] 变化，再换盘重建回 [UU]。

LVM 扩容：把 /dev/sdb、/dev/sdc 做成 PV 聚成 vg0，切 10G 的 lv0 挂到 /data；再从 /dev/sdd 加盘进池子，在线扩到 15G，用 df -h 证明容量真的变了。

磁盘管理操作有风险，务必在虚拟机快照后练习；mkfs / mdadm --create / pvcreate 会清空数据。每道题都要留下「命令 + 关键输出 + 一句解释」的实验记录。