linux分区之ext2,ext3,ext4,gpt
一、各分区简单介绍：
1、EXT是Linux系统下的一种磁盘分区格式，等同于XP下的FAT/FAT16/FAT32，大家知道安卓是基于Linux系统开发的手机系统，那么同样的就有这些分区格式，平时我们所说的开启a2sd功能，就是在SD卡中分出一个系统所支持的磁盘格式，下面来说一下这些格式的区别！
2、Ext2（第二扩展文件系统）: 是 GNU/Linux 系统中标准的文件系统，其特点为存取文件的性能极好，对于中小型的文件更显示出优势，这主要得利于其簇快取层的优良设计。其单一文件大小与文件系统本身的容量上限与文件系统本身的簇大小有关，在一般常见的 x86 电脑系统中，block最大为 4KB, 则单一文件大小上限为 2048GB, 而文件系统的容量上限为 16384GB。但由于目前核心 2.4 所能使用的单一分割区最大只有 2048GB，因此实际上能使用的文件系统容量最多也只有 2048GB。
3、Ext3（第三扩展文件系统）: 顾名思义，它就是 ext2 的下一代，也就是在保有目前 ext2 的格式之下再加上日志功能。
4、EXT4（第四扩展文件系统）：文件系统是Linux系统下的日志文件系统，是ext3文件系统的后继版本，但是Ext4是Linux文件系统的一次改进。在很多方面，Ext4相对于Ext3的进步要远超过Ext3相对于Ext2的进步。Ext3相对于 Ext2的改进主要在于日志方面，但是Ext4相对于Ext3的的改进是更深层次的，是文件系统数据结构方面的优化，是一个高效的、优秀的、可靠的和极具特点的文件系统，并且EXT3可以转为EXT4的。
5、xfs
XFS 是一种高性能的64 位文件系统，由SGI 公司为了替代原有的EFS 文件系统而开发的。XFS 通过保持cache 的一致性、定位数据和分布处理磁盘请求来提供对文件系统数据的低延迟、高带宽的访问。目前SGI已经将XFS文件系统从IRIX移植到Linux。
最大可支持的文件大小为263 = 9 x 1018 = 9 exabytes，最大文件系统尺寸为18 exabytes。
6、ReiserFS
ReiserFS 是一个非常优秀的文件系统，其开发者非常有魄力，整个文件系统完全是从头设计的。目前，ReiserFS可轻松管理上百G的文件系统，这在企业级应用中非常重要。ReiserFS 是根据面向对象的思想设计的，由语义层（semantic layer)和存储层（storage layer)组成。语义层主要是对对象命名空间的管理及对象接口的定义，以确定对象的功能。存储层主要是对磁盘空间的管理。语义层与存储层是通过键（key）联系的。语义层通过对对象名进行解析生成键，存储层通过键找到对象在磁盘上存储空间，键值是全局唯一的。 与ext3 一样，ReiserFS也有三种日志模式，即journal,ordered,writeback。
最大文件尺寸 8 TiB
最大卷容量 16 TiB
7、JFS
JFS 由IBM 公司开发，最初出现在AIX 操作系统之上，它提供了基于日志的字节级、面向事务的高性能文件系统。它具有可伸缩性和健壮性，与非日志文件系统相比，它的优点是其快速重启能力：JFS 能够在几秒或几分钟内就把文件系统恢复到一致状态。JFS 是完全 64 位的文件系统。所有 JFS 文件系统结构化字段都是 64 位大小。这允许 JFS 同时支持大文件和大分区。
8、EXT4和EXT3的特点和区别：
Ext4 可以提供更佳的性能和可靠性，还有更为丰富的功能：
(1). 与 Ext3 兼容。 执行若干条命令，就能从 Ext3 在线迁移到 Ext4，而无须重新格式化磁盘或重新安装系统。原有 Ext3 数据结构照样保留，Ext4 作用于新数据，当然，整个文件系统因此也就获得了 Ext4 所支持的更大容量。
从ext3升级到ext4：
# cd /; umount /dev/sda1
# tune2fs -O extents,uninit_bg,dir_index /dev/sda1
记住，转换成 ext4 后必须用 fsck 扫描，否则不能 mount，-p 参数说明 “自动修复” 文件系统：
# fsck -pf /dev/sda1
挂载 ext4 文件系统：
# mount -t ext4 /dev/sda1 /path/to/
(2). 更大的文件系统和更大的文件。 较之 Ext3 目前所支持的最大 16TB 文件系统和最大 2TB 文件，Ext4 分别支持 1EB（1,048,576TB， 1EB=1024PB， 1PB=1024TB）的文件系统，以及 16TB 的文件。
(3). 无限数量的子目录。 Ext3 目前只支持 32,000 个子目录，而 Ext4 支持无限数量的子目录。
(4). Extents。 Ext3 采用间接块映射，当操作大文件时，效率极其低下。比如一个 100MB 大小的文件，在 Ext3 中要建立25,600 个数据块（每个数据块大小为 4KB）的映射表。而 Ext4 引入了现代文件系统中流行的 extents 概念，每个 extent 为一组连续的数据块，上述文件则表示为“该文件数据保存在接下来的 25,600 个数据块中”，提高了不少效率。
(5). 多块分配。当写入数据到 Ext3 文件系统中时，Ext3 的数据块分配器每次只能分配一个 4KB 的块，写一个 100MB 文件就要调用 25,600次数据块分配器，而 Ext4 的多块分配器“multiblock allocator”（mballoc） 支持一次调用分配多个数据块。
(6). 延迟分配。 Ext3 的数据块分配策略是尽快分配，而 Ext4 和其它现代文件操作系统的策略是尽可能地延迟分配，直到文件在 cache 中写完才开始分配数据块并写入磁盘，这样就能优化整个文件的数据块分配，与前两种特性搭配起来可以显著提升性能。
(7). 快速 fsck。 以前执行 fsck 第一步就会很慢，因为它要检查所有的 inode，现在 Ext4 给每个组的 inode表中都添加了一份未使用 inode 的列表，今后 fsck Ext4 文件系统就可以跳过它们而只去检查那些在用的 inode 了。
(8). 日志校验。 日志是最常用的部分，也极易导致磁盘硬件故障，而从损坏的日志中恢复数据会导致更多的数据损坏。Ext4 的日志校验功能可以很方便地判断日志数据是否损坏，而且它将 Ext3 的两阶段日志机制合并成一个阶段，在增加安全性的同时提高了性能。
(9). “无日志”（No Journaling）模式。 日志总归有一些开销，Ext4 允许关闭日志，以便某些有特殊需求的用户可以借此提升性能。
(10). 在线碎片整理。 尽管延迟分配、多块分配和 extents 能有效减少文件系统碎片，但碎片还是不可避免会产生。Ext4 支持在线碎片整理，并将提供 e4defrag 工具进行个别文件或整个文件系统的碎片整理。
(11). inode 相关特性。 Ext4 支持更大的 inode，较之 Ext3 默认的 inode 大小 128 字节，Ext4 为了在 inode中容纳更多的扩展属性（如纳秒时间戳或 inode 版本），默认 inode 大小为 256 字节。Ext4 还支持快速扩展属性（fastextended attributes）和 inode 保留（inodes reservation）。
(12). 持久预分配（Persistent preallocation）。 P2P软件为了保证下载文件有足够的空间存放，常常会预先创建一个与所下载文件大小相同的空文件，以免未来的数小时或数天之内磁盘空间不足导致下载失败。Ext4 在文件系统层面实现了持久预分配并提供相应的 API（libc 中的 posix_fallocate()），比应用软件自己实现更有效率。
(13). 默认启用 barrier。 磁盘上配有内部缓存，以便重新调整批量数据的写操作顺序，优化写入性能，因此文件系统必须在日志数据写入磁盘之后才能写commit 记录，若 commit 记录写入在先，而日志有可能损坏，那么就会影响数据完整性。Ext4 默认启用 barrier，只有当barrier 之前的数据全部写入磁盘，才能写 barrier 之后的数据。（可通过 "mount -o barrier=0"命令禁用该特性）
二、GPT介绍及使用：
先说说目前广泛使用的磁盘分区表方案。传统的分区方案(称为MBR分区方案)是将分区信息保存到磁盘的第一个扇区(MBR扇区)中的64个字节中，每个分区项占用16个字节，这16个字节中存有活动状态标志、文件系统标识、起止柱面号、磁头号、扇区号、隐含扇区数目(4个字节)、分区总扇区数目(4个字节)等内容。由于MBR扇区只有64个字节用于分区表，所以只能记录4个分区的信息。这就是硬盘主分区数目不能超过4个的原因。后来为了支持更多的分区，引入了扩展分区及逻辑分区的概念。但每个分区项仍用16个字节存储。MBR分区方案不是用得好好的吗？为什么要提出新的方案呢？那就让我们看看MBR分区方案有什么问题。前面已经提到了主分区数目不能超过4个的限制，这是其一，很多时候，4个主分区并不能满足需要。另外最关键的是MBR分区方案无法支持超过2TB容量的磁盘。因为这一方案用4个字节存储分区的总扇区数，最大能表示2的32次方的扇区个数，按每扇区512字节计算，每个分区最大不能超过2TB。磁盘容量超过2TB以后，分区的起始位置也就无法表示了。在硬盘容量突飞猛进的今天，2TB的限制将很快被突破。由此可见，MBR分区方案已经无法满足需要了。下面介绍GUID分区表方案。
GUID分区表(简称GPT。使用GUID分区表的磁盘称为GPT磁盘)是源自EFI标准的一种较新的磁盘分区表结构的标准。与目前普遍使用的主引导记录(MBR)分区方案相比，GPT提供了更加灵活的磁盘分区机制。它具有如下优点：
1、支持2TB以上的大硬盘。
2、每个磁盘的分区个数几乎没有限制。为什么说“几乎”呢？是因为Windows系统最多只允许划分128个分区。不过也完全够用了。
3、分区大小几乎没有限制。又是一个“几乎”。因为它用64位的整数表示扇区号。夸张一点说，一个64位整数能代表的分区大小已经是个“天文数字”了，若干年内你都无法见到这样大小的硬盘，更不用说分区了。
4、分区表自带备份。在磁盘的首尾部分分别保存了一份相同的分区表。其中一份被破坏后，可以通过另一份恢复。
5、每个分区可以有一个名称(不同于卷标)。
既然GUID分区方案具有如此多的优点，在分区时是不是可以全部采用这种方案呢？不是的。并不是所有的Windows系统都支持这种分区方案。 请看下表：
| Windows种类 | 能否读写GPT磁盘 | 能否从GPT磁盘启动 |
| 32位 Windows XP | 不能。只能看到一个Protective MBR分区 | 不支持 |
| Windows 2000/NT/9x | 不能。只能看到一个Protective MBR分区 | 不支持 |
| 64位 Windows XP | 能 | 只有基于Itanium的系统才能从GPT磁盘启动 |
| Windows Server 2003 SP1及以上版本 | 能 | 只有基于Itanium的系统才能从GPT磁盘启动 |
| Windows Vista | 能 | 只有基于 EFI 的系统支持从GPT磁盘启动 |
| Windows Server 2008 | 能 | 只有基于 EFI 的系统支持从GPT磁盘启动 |
| Windows 7 | 能 | 只有基于 EFI 的系统支持从GPT磁盘启动 |
是不是很失望？目前多数的个人电脑系统还无法完美支持GPT磁盘。但是这并不意味着我们不需要了解GUID分区方案。别忘了，硬件的发展速度总是令人吃惊的。1.5TB的硬盘已经大量上市，2TB以上容量的硬盘很快就会普及，基于EFI的主板也正在销售。GUID分区方案终将成为主流 。
做为一款分区软件，DiskGenius从3.1版本开始支持GUID分区表。这是国内第一款支持GUID分区表的分区软件。DiskGenius提供了GUID分区的建立、删除、格式化、已丢失分区恢复、文件恢复、分区表备份、GUID分区表格式与MBR分区表格式之间的相互转换(无误转换)等功能。------------------------------------------------------------------------------------------------------
Linux下大于2T磁盘的使用:GPT磁盘
两种分区表
MBR分区表：（MBR含义：主引导记录）
所支持的最大卷：2T （T; terabytes,1TB=1024GB）
对分区的设限：最多4个主分区或3个主分区加一个扩展分区（扩展分区中支持无限制的逻辑驱动器）
GPT分区表：（GPT含义：GUID分区表）
支持最大卷：18EB，（E：exabytes,1EB=1024PB,1PB=1024TB）
每个磁盘最多支持128个分区
fdisk命令虽然很交互，操作也方便，但是对于大于2T的磁盘无法操作，如果我们想用大于2T的磁盘怎么办?可以把磁盘转化为GPT格式。
GPT格式的磁盘相当于原来MBR磁盘中原来保留4个partitiontable的4*16个字节,只留第一个16个字节，类似于扩展分区，真正的partition table在512字节之后，GPT磁盘没有四个主分区的限制。
但fdisk不支持GPT，我们可以使用parted来对GPT磁盘操作。
parted功能很强大，既可用命令行也可以用于交互式
在提示符下输入parted就会进入交互式模式,如果有多个磁盘的话，我们需要运行select sdx x为磁盘，来进行磁盘的选择
parted>
parted>select sdb假设磁盘为sdb
parted>mklabel gpt将MBR磁盘格式化为GPT
parted>mklabel msdos将GPT磁盘转化为MBR磁盘
parted>mkpart primary 0 100划分一个起始位置为0大小为100M的主分区
parted>mkpart primary 100 200划分一个起始位置为100M大小为100M的主分区
parted>print打印当前分区
在parted里边不支持ext3的文件系统，所以如果要使用的话，要退出parted进行格式话
mkfs.ext3 /dev/sdx1
因为fdisk是不支持GPT磁盘，所以不要使用fdisk -l来查看X磁盘刚才分好的区，看不到的。
命令行的模式：
将硬盘转化为GPT磁盘后，执行下列命令
parted /dev/sdx mkpart primary 0 100划分一个起始位置为0大小为100M的主分区
详细用法：
parted [选项]... [设备 [命令 [参数]...]...]
将带有“参数”的命令应用于“设备”。如果没有给出“命令”，则以交互模式运行。
选项：
-h, --help显示此求助信息
-i, --interactive在必要时，提示用户
-s, --script从不提示用户
-v, --version显示版本
命令：
check MINOR对文件系统进行一个简单的检查.
MINOR 是 Linux 使用的分区编号。
在 msdos 磁盘标签中，主分区编号为1 - 4，逻辑分区从 5 开始。
cp [FROM-DEVICE] FROM-MINOR TO-MINOR将文件系统复制到另一个分区.
MINOR 是 Linux 使用的分区编号。在 msdos磁盘标签中，主分
区编号为1 - 4，逻辑分区从 5 开始。DEVICE 通常为 /dev/hda 或 /dev/sda
help [COMMAND]打印通用求助信息，或关于 COMMAND 的信息
mklabel标签类型
创建新的磁盘标签 (分区表) “标签类型”是以下任意一项：aix, bsd, gpt, mac, dvh, msdos, sun, loop
mkfs MINOR文件系统类型在 MINOR 创建类型为“文件系统类型”的文件系统.
MINOR是Linux使用的分区编号。在msdos磁盘标签中，主分区编号为1-4，逻辑分区从5开始。
“文件系统类型”是以下任意一项：ext3, ext2, fat32, fat16, hfs, jfs, linux-swap, ntfs,reiserfs,hp-ufs, sun-ufs, xfs
mkpart 分区类型 [文件系统类型] 起始点终止点创建一个分区 .
“分区类型”是主分区、逻辑分区、扩展分区之一.“文件系统类型”是以下任意一项：ext3, ext2, fat32, fat16, hfs, jfs,
linux-swap, ntfs,reiserfs,hp-ufs, sun-ufs, xfs.“起始点”和“终止点”以兆为单位。负值表示从磁盘末段开始计数。
mkpart 创建分区而不在分区上创建新文件系统。“文件系统类型”可以用于设置适当的分区标识。
mkpartfs 分区类型文件系统类型起始点终止点创建一个带有文件系统的分区,“分区类型”是主分区、逻辑分区、扩展分区之一,“起始点”和“终止点”以兆为单位。负值表示从磁盘末段开始计数。
move MINOR 起始点终止点移动编号为 MINOR 的分区.MINOR 是 Linux 使用的分区编号。在msdos 磁盘标签中，主分区编号为 1 - 4，逻辑分区从 5 开始。“起始点”和“终止点”以兆为单位。负值表示从磁盘末段开始计数。
name MINOR 名称将编号为 MINOR 的分区命名为“名称”.MINOR 是 Linux 使用的分区编号。在 msdos 磁盘标签中，主分区编号为 1 - 4，逻辑分区从 5 开始。NAME 是您需要的任何单词
print [MINOR]打印分区表，或者分区
quit退出程序
rescue 起始点终止点挽救临近“起始点”、“终止点”的遗失的分区
resize MINOR 起始点终止点改变位于编号为 MINOR 的分区中文件系统的大小.MINOR 是 Linux 使用的分区编号。在msdos 磁盘
标签中，主分区编号为 1- 4，逻辑分区从 5 开始。“起始点”和“终止点”以兆为单位。负值表示从磁盘末
段开始计数。
rm MINOR删除编号为 MINOR 的分区 . MINOR 是 Linux 使用的分区编号。在 msdos 磁盘标签中，主分区编号为1-4，逻辑分区从5开始。
select 设备选择要编辑的设备
set MINOR 标志状态改变编号为MINOR 的分区的标志, MINOR是Linux使用的分区编号。在msdos磁盘标签中，主分区编号为1-4，逻辑分区从5开始。“标志”是以下任意一项：启动, 根, 对换分区, 隐藏分区, raid, lvm, lba, hp-service, palo. 状态为：开、关
