linux ext2 linux软件安装包

各位老铁们好，相信很多人对linux ext2都不是特别的了解，因此呢，今天就来为大家分享下关于linux ext2以及linux软件安装包的问题知识，还望可以帮助大家，解决大家的一些困惑，下面一起来看看吧！

Linux里面什么是ext2fs

EXT2FS第二代扩展文件系统（英语：second extended filesystem，缩写为 ext2），是LINUX内核所用的文件系统。它开始由Rémy Card设计，用以代替ext，于1993年1月加入linux核心支持之中。ext2的经典实现为LINUX内核中的ext2fs文件系统驱动，最大可支持2TB的文件系统，至linux核心2.6版时，扩展到可支持32TB。其他的实现包括GNU Hurd，Mac OS X(第3方)，Darwin(第3方)，BSD。ext2为数个LINUX发行版的默认文件系统，如Debian、Red Hat Linux等。

简介

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，簇最大为 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，实际上能使用的文件系统容量最多也只有 2048GB。

至于Ext3文件系统，它属于一种日志文件系统，是对ext2系统的扩展。它兼容ext2，并且从ext2转换成ext3并不复杂。

Ext2文件系统具有以下一般特点：

1、当创建Ext2文件系统时，系统管理员可以根据预期的文件平均长度来选择最佳的块大小（从1024B——4096B）。例如，当文件的平均长度小于几千字节时，块的大小为1024B是最佳的，因为这会产生较少的内部碎片——也就是文件长度与存放块的磁盘分区有较少的不匹配。另一方面，大的块对于大于几千字节的文件通常比较合合适，因为这样的磁盘传送较少，因而减轻了系统的开销[1]。

2、当创建Ext2文件系统时，系统管理员可以根据在给定大小的分区上预计存放的文件数来选择给该分区分配多少个索引节点。这可以有效地利用磁盘的空间。

3、文件系统把磁盘块分为组。每组包含存放在相邻磁道上的数据块和索引节点。正是这种结构，使得可以用较少的磁盘平均寻道时间对存放在一个单独块组中的文件并行访问。

4、在磁盘数据块被实际使用之前，文件系统就把这些块预分配给普通文件。因此当文件的大小增加时，因为物理上相邻的几个块已被保留，这就减少了文件的碎片。

5、支持快速符号链接。如果符号链接表示一个短路径名（小于或等于60个字符），就把它存放在索引节点中而不用通过由一个数据块进行转换。

Ext2还包含了一些使它既健壮又灵活的特点：

1、文件更新策略的谨慎实现将系统崩溃的影响减到最少。我们只举一个例子来体现这个优点：例如，当给文件创建一个硬链接时，首先增加磁盘索引节点中的硬链接计数器，然后把这个新的名字加到合适的目录中。在这种方式下，如果在更新索引节点后而改变这个目录之前出现一个硬件故障，这样即使索引节点的计数器产生错误，但目录是一致的。因此，尽管删除文件时无法自动收回文件的数据块，但并不导致灾难性的后果。如果这种处理的顺序相反（更新索引节点前改变目录），同样的硬件故障将会导致危险的不一致，删除原始的硬链接就会从磁盘删除它的数据块，但新的目录项将指向一个不存在的索引节点。如果那个索引节点号以后又被另外的文件所使用，那么向这个旧目录的写操作将毁坏这个新的文件。

2、在启动时支持对文件系统的状态进行自动的一致性检查。这种检查是由外部程序e2fsck完成的，这个外部程序不仅可以在系统崩溃之后被激活，也可以在一个预定义的文件系统安装数（每次安装操作之后对计数器加1）之后被激活，或者在自从最近检查以来所花的预定义时间之后被激活。

3、支持不可变（immutable）的文件（不能修改、删除和更名）和仅追加（append-only）的文件（只能把数据追加在文件尾）。

4、既与Unix System V Release 4（SVR4）相兼容，也与新文件的用户组ID的BSD语义相兼容。在SVR4中，新文件采用创建它的进程的用户组ID；而在BSD中，新文件继承包含它的目录的用户组ID。Ext2包含一个安装选项，由你指定采用哪种语义。

即使Ext2文件系统是如此成熟、稳定的程序，也还要考虑引入另外几个负面特性。目前，一些负面特性已新的文件系统或外部补丁避免了。另外一些还仅仅处于计划阶段，但在一些情况下，已经在Ext2的索引节点中为这些特性引入新的字段。最重要的一些特点如下：

块片（block fragmentation）

系统管理员对磁盘的访问通常选择较大的块，因为计算机应用程序常常处理大文件。因此，在大块上存放小文件就会浪费很多磁盘空间。这个问题可以通过把几个文件存放在同一块的不同片上来解决。

透明地处理压缩和加密文件

这些新的选项（创建一个文件时必须指定）将允许用户透明地在磁盘上存放压缩和（或）加密的文件版本。

逻辑删除

一个undelete选项将允许用户在必要时很容易恢复以前已删除的文件内容。

日志

日志避免文件系统在被突然卸载（例如，作为系统崩溃的后果）时对其自动进行的耗时检查。

实际上，这些特点没有一个正式地包含在Ext2文件系统中。有人可能说Ext2是这种成功的牺牲品；直到几年前，它仍然是大多数Linux发布公司采用的首选文件系统，每天有成千上万的用户在使用它，这些用户会对用其他文件系统来代替Ext2的任何企图产生质疑。

Ext2中缺少的最突出的功能就是日志，日志是高可用服务器必需的功能。为了平顺过渡，日志没有引入到Ext2文件系统；但是，我们在后面“Ext3文件系统”中会讨论，完全与Ext2兼容的一种新文件系统已经创建，这种文件系统提供了日志。不真正需要日志的用户可以继续使用良好而老式的Ext2文件系统，而其他用户可能采用这种新的文件系统。现在发行的大部分系统采用Ext3作为标准的文件系统。

Linux支持多种不同类型的文件系统：网络文件系统NFS，磁盘文件系统Extfs，特殊文件系统proc、tmpfs等。

Ext2fs文件系统基本概念

Inode

Ext2fs中，每个文件都用如下图所示的inode结构来描述，用户空间操作的对象是文件路径和名称，系统kernel把路径名称解析成inode，通过inode号来访问它代表的文件。

Mode：包含两个数据，文件类型（普通文件/目录/字符设备/块设备/符号链接/管道）和用户访问权限信息（0660）。

Ownerinfo：文件属组信息。

Size：文件长度，单位是byte。

Timestamps：文件访问和修改的时间戳。

Linkscount：这个项在上图中没有体现，它记录了这个inode存在多少个链接，创建新文件时，其inode的linkscount应该为1，文件被删除后，这个inode的linkscount就变为0。

DataBlocks：指向真实的文件数据块，因为大文件可能会分配很多的block，直接在inode中保存所有的数据块指针将会比较困难，也会浪费掉很多空间，毕竟系统中大文件的数量是占少数的，所以设计了间接块指针（Indirectblocks）和二级块指针（Doubleblocks）来指向真实数据块。

实际上还应该包含了inode号。

目录

在Ext2fs中，目录被看做一种特殊文件，也用一个inode来描述，目录的datablock中保存了目录下的所有内容，每条内容叫做一个entry，结构如下：

每条entry都保存了inode号、entry的长度、文件名长度、文件类型，并且都是4字节对齐。

特别地，每个目录下有两个特殊的子目录，'.'和'..'，分别代表当前目录和上一级目录，这两个目录文件其实是硬链接。其中'..'有一个重要的作用：FSchecker（可以把文件系统umount后手动执行e2fsck看看）在检查文件系统的时候，就会使用’..‘来检查目录是否可以追溯到挂载根目录，如果检查失败，目录便会被链接到挂载根目录下面的lost+found。

链接

为了方便系统内文件共享，Linux支持了两种基本的链接文件：硬链接和软链接（也叫符号链接）。

硬链接并不是一个独立的文件，不占用inode，只是在目录下创建了一条entry，其中inode号保存的是目标文件的inode号，访问硬链接时，文件系统通过inode将访问操作重定向到目标文件，实现了文件共享，所以硬链接就是多个文件名直接指向同一个inode，用stat命令也能看到其inode号就是目标文件的inode号，它的特点：

不能跨文件系统。

目标文件必须先存在（inode存在且linkcount不为0）。

只能对普通文件创建硬链接，目录不行。

删除一个硬链接文件并不影响其他有相同inode号的文件。

软链接是一个独立的文件，拥有自己的inode，其数据块存放的是目标文件的名称，访问软链接时，kernel先访问软链接的内容，拿到目标文件名，并重新启动路径解析，获取到目标文件inode号再向文件系统发起访问。软链接的特点：

可以跨文件系统。

文件和目录都可以。

可对不存在的文件或目标创建软链接。

软链接有自己文件属性和权限。

创建软链接时，链接计数i_nlink不会增加；

删除软链接并不影响被指向的文件，但若被指向的原文件被删除，则相关软连接被称为死链接（即danglinglink，若被指向路径文件被重新创建，死链接可恢复为正常的软链接）。

软链接的目标文件也可以是软链接，其解析过程是递归的。

注意：软链接创建时目标文件的路径指向使用绝对路径比较好，使用相对路径创建的软链接被移动后该软链接文件将成为一个死链接，因为链接数据块中记录的也是相对路径指向。

下面这个图清晰描述了硬链接和软连接之间的区别：

Ext2fs基本结构

在创建文件系统的时候，Ext2fs将设备（磁盘或者分区）划分成1K、2K或者4K的block，然后通过Blockgroup来管理，Ext2fs/Ext3fs/Ext4fs的结构差不多(Ext2fs主要是少了日志功能相关的内容)，大致如下图所示：

SuperBlock

SuperBlock是文件系统最重要的数据，它从设备开始位置偏移1024字节的地方开始存储，占用1个block。如果block的大小是1KB，那么SuperBlock就存放在block-1。如果block的大小是4KB，那Superblock就存放在block-0。

在Ext2fs的第一个版本（reverson0），每个BlockGroup都会存储一份SuperBlock的一份副本，因为对空间浪费比较严重，后来的版本就只在部分BlockGroup（0、1、3、5、7、9这几个group）中保留了SuperBlock的副本，在这几个Group，和SuperBlock一起备份的还有GroupDescriptor。当然，如果没有这么多Group，副本数量自然更少，在后面的demo中也可以看出来。其中Group-0中的SuperBlock叫作PrimarySuperBlock，文件系统被mount时，VFS读取的也正是这份。

SuperBlock里面的具体数据包括：

inode和block的总数，以及还有多少未分配。

每个BlockGroup有多少个inode和block。

文件系统唯一身份标识符（UUID），每个设备上的文件系统UUID都不一样。

...

GDT

GroupDescriptorTable，GDT在文件系统中的layout紧跟Superblock后面，是文件系统第二关键的数据，它主要用于存放所有BlockGroup的信息:

Ext2fs为GDT预留了一部分空间，用于文件系统扩容。

通过冗余提高了文件系统可靠性：在多个group中保存了关键数据的冗余副本，包括superblock、GDT，当这些关键数据损坏的时候，很容易从这些冗余副本中恢复。

提升性能：分成group后，inodetable和datablock之间的”距离“变近了，在执行I/O时，可能会减少磁头寻址的时间。

注：实际上inodesize，每个group中的block数等参数都可以在创建文件系统的时候指定，具体命令参数参考manpage。

Ext2fs的性能优化

为了提升I/O性能，Ext2fs内核代码也做了很多设计，其中有两个关键的技术：

提前读：当必须读取一个块时，内核代码在几个连续的块上请求I/O。通过这种方式，它试图确保要读取的下一个块已经加载到缓冲区缓存中。提前读通常在文件的连续读取期间执行，Ext2fs将它们扩展到目录读取，可以是显式读取(readdir(2)调用)，也可以是隐式读取(namei内核目录查找)。

预分配：在将数据写入文件时，Ext2fs在分配新块时预先分配最多8个相邻块。具体预分配多少个块取决于blocksize：blocksize=1KB，每次预分配2个block；blocksize=2KB，每次预分配4个block；blocksize=4KB，每次预分配8个block。当然，对于用touch创建的空文件是不会预分配block的。即使在非常满的文件系统上，预分配命中率也只有75%左右。这种预分配在负载较大的情况下可以获得良好的写性能，同时它还允许将连续的块分配给文件，从而加快未来的顺序读取。

下面是Ext2fs、Ext3fs和Ext4fs的一个简单对比：

只有Ext2fs的Filesystemstate是notclean，Ext3fs和Ext4fs都是clean，Ext2fs刚被以读写模式mount时，这个state被设置成notclean，umount或者以只读模式mount时，state被设置成clean，启动时文件系统根据这个状态来决定是否要执行检查。

Ext3fs/Ext4fs的Superblock中多了关于日志功能的信息。

Ext4fs的每个group多了校验和（checksum）数据。

ext2exploder怎么修改linux的系统文件

1.ext2文件系统整体布局

一个磁盘可以划分成多个分区，每个分区必须先用格式化工具（例如某种mkfs命令）格式化成某种格式的文件系统，然后才能存储文件，格式化的过程会在磁盘上写一些管理存储布局的信息。下图是一个磁盘分区格式化成ext2文件系统后的存储布局。

文件系统中存储的最小单位是块（Block），一个块究竟多大是在格式化时确定的，例如mke2fs的-b选项可以设定块大小为1024、2048或4096字节，这些 blocks被聚在一起分成几个大的 block group。每个 block group中有多少个 block是固定的。而上图中启动块（Boot Block）的大小是确定的，就是1KB，启动块是由PC标准规定的，用来存储磁盘分区信息和启动信息，任何文件系统都不能使用启动块。启动块之后才是ext2文件系统的开始，ext2文件系统将整个分区划成若干个同样大小的块组（Block Group），每个块组都由以下部分组成

1).超级块（Super Block）

描述整个分区的文件系统信息，例如块大小、文件系统版本号、上次mount的时间等等。超级块在每个块组的开头都有一份拷贝。

2).块组描述符表（GDT，Group Descriptor Table)

由很多块组描述符组成，整个分区分成多少个块组就对应有多少个块组描述符。每个块组描述符（Group Descriptor）存储一个块组的描述信息，例如在这个块组中从哪里开始是inode表，从哪里开始是数据块，空闲的inode和数据块还有多少个等等。和超级块类似，块组描述符表在每个块组的开头也都有一份拷贝，这些信息是非常重要的，一旦超级块意外损坏就会丢失整个分区的数据，一旦块组描述符意外损坏就会丢失整个块组的数据，因此它们都有多份拷贝。通常内核只用到第0个块组中的拷贝，当执行e2fsck检查文件系统一致性时，第0个块组中的超级块和块组描述符表就会拷贝到其它块组，这样当第0个块组的开头意外损坏时就可以用其它拷贝来恢复，从而减少损失。

3).块位图（Block Bitmap）

一个块组中的块是这样利用的：数据块存储所有文件的数据，比如某个分区的块大小是1024字节，某个文件是2049字节，那么就需要三个数据块来存，即使第三个块只存了一个字节也需要占用一个整块；超级块、块组描述符表、块位图、inode位图、inode表这几部分存储该块组的描述信息。那么如何知道哪些块已经用来存储文件数据或其它描述信息，哪些块仍然空闲可用呢？块位图就是用来描述整个块组中哪些块已用哪些块空闲的，它本身占一个块，其中的每个bit代表本块组中的一个块，这个bit为1表示该块已用，这个bit为0表示该块空闲可用。

为什么用df命令统计整个磁盘的已用空间非常快呢？因为只需要查看每个块组的块位图即可，而不需要搜遍整个分区。相反，用du命令查看一个较大目录的已用空间就非常慢，因为不可避免地要搜遍整个目录的所有文件。

与此相联系的另一个问题是：在格式化一个分区时究竟会划出多少个块组呢？主要的限制在于块位图本身必须只占一个块。用mke2fs格式化时默认块大小是1024字节，可以用-b参数指定块大小，现在设块大小指定为b字节，那么一个块可以有8b个bit，这样大小的一个块位图就可以表示8b个块的占用情况，因此一个块组最多可以有8b个块，如果整个分区有s个块，那么就可以有s/(8b)个块组。格式化时可以用-g参数指定一个块组有多少个块，但是通常不需要手动指定，mke2fs工具会计算出最优的数值。

4).inode位图（inode Bitmap）

和块位图类似，本身占一个块，其中每个bit表示一个inode是否空闲可用

5).inode表（inode Table）

我们知道，一个文件除了数据需要存储之外，一些描述信息也需要存储，例如文件类型（常规、目录、符号链接等），权限，文件大小，创建/修改/访问时间等，也就是ls-l命令看到的那些信息，这些信息存在inode中而不是数据块中。每个文件都有一个inode，一个块组中的所有inode组成了inode表。

inode表占多少个块在格式化时就要决定并写入块组描述符中，mke2fs格式化工具的默认策略是一个块组有多少个8KB就分配多少个inode。由于数据块占了整个块组的绝大部分，也可以近似认为数据块有多少个8KB就分配多少个inode，换句话说，如果平均每个文件的大小是8KB，当分区存满的时候inode表会得到比较充分的利用，数据块也不浪费。如果这个分区存的都是很大的文件（比如电影），则数据块用完的时候inode会有一些浪费，如果这个分区存的都是很小的文件（比如源代码），则有可能数据块还没用完inode就已经用完了，数据块可能有很大的浪费。如果用户在格式化时能够对这个分区以后要存储的文件大小做一个预测，也可以用mke2fs的-i参数手动指定每多少个字节分配一个inode。

6).数据块（Data Block）

根据不同的文件类型有以下几种情况

对于常规文件，文件的数据存储在数据块中。

对于目录，该目录下的所有文件名和目录名存储在数据块中，注意文件名保存在它所在目录的数据块中，除文件名之外，ls-l命令看到的其它信息都保存在该文件的inode中。注意这个概念：目录也是一种文件，是一种特殊类型的文件。

对于符号链接，如果目标路径名较短则直接保存在inode中以便更快地查找，如果目标路径名较长则分配一个数据块来保存。

设备文件、FIFO和socket等特殊文件没有数据块，设备文件的主设备号和次设备号保存在inode中。

2.数据块寻址

如果一个文件有多个数据块，这些数据块很可能不是连续存放的，应该如何寻址到每个块呢？实际上，根目录的数据块是通过其inode中的索引项Blocks[0]找到的，事实上，这样的索引项一共有15个，从Blocks[0]到Blocks[14]，每个索引项占4字节。前12个索引项都表示块编号，例如上面的例子中Blocks[0]字段保存着24，就表示第24个块是该文件的数据块，如果块大小是1KB，这样可以表示从0字节到12KB的文件。如果剩下的三个索引项Blocks[12]到Blocks[14]也是这么用的，就只能表示最大15KB的文件了，这是远远不够的，事实上，剩下的三个索引项都是间接索引。

索引项Blocks[12]所指向的块并非数据块，而是称为间接寻址块（Indirect Block），其中存放的都是类似Blocks[0]这种索引项，再由索引项指向数据块。设块大小是b，那么一个间接寻址块中可以存放b/4个索引项，指向b/4个数据块。所以如果把Blocks[0]到Blocks[12]都用上，最多可以表示b/4+12个数据块，对于块大小是1K的情况，最大可表示268K的文件。如下图所示，注意文件的数据块编号是从0开始的，Blocks[0]指向第0个数据块，Blocks[11]指向第11个数据块，Blocks[12]所指向的间接寻址块的第一个索引项指向第12个数据块，依此类推。

从上图可以看出，索引项Blocks[13]指向两级的间接寻址块，最多可表示(b/4)2+b/4+12个数据块，对于1K的块大小最大可表示64.26MB的文件。索引项Blocks[14]指向三级的间接寻址块，最多可表示(b/4)3+(b/4)2+b/4+12个数据块，对于1K的块大小最大可表示16.06GB的文件。

可见，这种寻址方式对于访问不超过12个数据块的小文件是非常快的，访问文件中的任意数据只需要两次读盘操作，一次读inode（也就是读索引项）一次读数据块。而访问大文件中的数据则需要最多五次读盘操作：inode、一级间接寻址块、二级间接寻址块、三级间接寻址块、数据块。实际上，磁盘中的inode和数据块往往已经被内核缓存了，读大文件的效率也不会太低。

3.文件和目录操作的系统函数(这里面的"(n)"应该表示参数的个数)

1).stat(2)函数读取文件的inode，然后把inode中的各种文件属性填入一个struct stat结构体传出给调用者。stat(1)命令是基于stat函数实现的。stat需要根据传入的文件路径找到inode，假设一个路径是/opt/file，则查找的顺序是：

读出inode表中第2项，也就是根目录的inode，从中找出根目录数据块的位置

从根目录的数据块中找出文件名为opt的记录，从记录中读出它的inode号

读出opt目录的inode，从中找出它的数据块的位置

从opt目录的数据块中找出文件名为file的记录，从记录中读出它的inode号

读出file文件的inode

还有另外两个类似stat的函数：fstat(2)函数传入一个已打开的文件描述符，传出inode信息，lstat(2)函数也是传入路径传出inode信息，但是和stat函数有一点不同，当文件是一个符号链接时，stat(2)函数传出的是它所指向的目标文件的inode，而lstat函数传出的就是符号链接文件本身的inode。

2).access(2)函数检查执行当前进程的用户是否有权限访问某个文件，传入文件路径和要执行的访问操作（读/写/执行），access函数取出文件inode中的st_mode字段，比较一下访问权限，然后返回0表示允许访问，返回-1表示错误或不允许访问。

3).chmod(2)和fchmod(2)函数改变文件的访问权限，也就是修改inode中的st_mode字段。这两个函数的区别类似于stat/fstat。chmod(1)命令是基于chmod函数实现的。

4).chown(2)/fchown(2)/lchown(2)改变文件的所有者和组，也就是修改inode中的User和Group字段，只有超级用户才能正确调用这几个函数，这几个函数之间的区别类似于stat/fstat/lstat。chown(1)命令是基于chown函数实现的。

5).utime(2)函数改变文件的访问时间和修改时间，也就是修改inode中的atime和mtime字段。touch(1)命令是基于utime函数实现的。

6).truncate(2)和ftruncate(2)函数把文件截断到某个长度，如果新的长度比原来的长度短，则后面的数据被截掉了，如果新的长度比原来的长度长，则后面多出来的部分用0填充，这需要修改inode中的Blocks索引项以及块位图中相应的bit。这两个函数的区别类似于stat/fstat。

7).link(2)函数创建硬链接，其原理是在目录的数据块中添加一条新记录，其中的inode号字段和原文件相同。symlink(2)函数创建一个符号链接，这需要创建一个新的inode，其中st_mode字段的文件类型是符号链接，原文件的路径保存在inode中或者分配一个数据块来保存。ln(1)命令是基于link和symlink函数实现的。

8).unlink(2)函数删除一个链接。如果是符号链接则释放这个符号链接的inode和数据块，清除inode位图和块位图中相应的位。如果是硬链接则从目录的数据块中清除一条文件名记录，如果当前文件的硬链接数已经是1了还要删除它，就同时释放它的inode和数据块，清除inode位图和块位图中相应的位，这样就真的删除文件了。unlink(1)命令和rm(1)命令是基于unlink函数实现的。

9).rename(2)函数改变文件名，需要修改目录数据块中的文件名记录，如果原文件名和新文件名不在一个目录下则需要从原目录数据块中清除一条记录然后添加到新目录的数据块中。mv(1)命令是基于rename函数实现的，因此在同一分区的不同目录中移动文件并不需要复制和删除文件的inode和数据块，只需要一个改名操作，即使要移动整个目录，这个目录下有很多子目录和文件也要随着一起移动，移动操作也只是对顶级目录的改名操作，很快就能完成。但是，如果在不同的分区之间移动文件就必须复制和删除inode和数据块，如果要移动整个目录，所有子目录和文件都要复制删除，这就很慢了。

10)readlink(2)函数读取一个符号链接所指向的目标路径，其原理是从符号链接的inode或数据块中读出保存的数据，这就是目标路径。

11).mkdir(2)函数创建新的目录，要做的操作是在它的父目录数据块中添加一条记录，然后分配新的inode和数据块，inode的st_mode字段的文件类型是目录，在数据块中填两个记录，分别是.和..，由于..表示父目录，因此父目录的硬链接数要加1。mkdir(1)命令是基于mkdir函数实现的。

12).rmdir(2)函数删除一个目录，这个目录必须是空的（只包含.和..）才能删除，要做的操作是释放它的inode和数据块，清除inode位图和块位图中相应的位，清除父目录数据块中的记录，父目录的硬链接数要减1。rmdir(1)命令是基于rmdir函数实现的。

13).opendir(3)/readdir(3)/closedir(3)用于遍历目录数据块中的记录。opendir打开一个目录，返回一个DIR*指针代表这个目录，它是一个类似FILE*指针的句柄，closedir用于关闭这个句柄，把DIR*指针传给readdir读取目录数据块中的记录，每次返回一个指向struct dirent的指针，反复读就可以遍历所有记录，所有记录遍历完之后readdir返回NULL

linux fsck.ext2命令详解

fsck.ext2命令是linux下的一个磁盘维护命令，它主要有一个功能，具体介绍如下：

fsck.ext2命令通常可以用在ext2文件系统中，若是ext2文件系统发生了错误，就可以使用fsck.ext2命令尝试进行修复。

fsck.ext2命令的具体命令的语法格式为fsck.ext2[参数]。

参数：

-a自动修复文件系统，且不询问任何问题

-c检查指定的文件系统内，有无损坏的区块

-d详细显示指令的执行过程，有利于进行排错或者分析程序执行的情形

-f强制对该文件系统进行完整检查，即使该文件系统在大概检查下没有问题

-F检查文件系统之前，先清理该保存设备区块内的数据

-v详细显示指令的执行过程

-V显示版本信息

参考范例：

检查特定的文件系统内，有无损坏的区块，具体命令为：

[root@linuxcool~]# fsck.ext2-c/dev/sdd1