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1.iNode：磁盘中块和扇区
linux文件系统中iNode用来存储文件原数据信息，不存储文件内容，原数据信息包括：
类型：是个目录还是普通文件
拥有者：owner还是group owner。
时间：ctime：上次inode变动时间。atime：上次访问时间。mtime：上次文件内容发生变动时间。
连接数：有多少文件名同时指向inode。一个文件名只对应一个inode，但一个inode可能被多个文件名同时指向。
文件内容所在的位置：文件真正内容所在磁盘块的标号。
文件系统fs在格式化好后，inode以什么样格式存储的呢？整个inode以数组形式存储，每个元素是一个inode，每个inode大小根据当前文件系统以及磁盘大小，inode会有一个固定128/256字节大小。
除了inode数组，fs初始化好后还会生成一个Map映射关系表（存储filename和inode index）。现在要读取/ect/1.txt，整个过程怎么样的？先根据文件名到Map中找到inode index，找到下标为假如是3的inode后拿出来如下图左边。当前在读取/ect/1.txt，所以查看是否有读权限，如果有读权限就继续往下，找到文件内容所在位置（磁盘上块的下标）。
文件内容在磁盘中存储区域如下，以块进行分隔，每个块大小也是根据当前fs和整个磁盘大小决定，并不是一个特定大小。 扇区在磁盘生产时有多少个扇区，每个大小是定的，早期扇区512byte，现在4k。文件系统fs在文件访问过程中不可能直接使用扇区，扇区是硬件上的概念，所以抽象出一个概念：fs角度去看最小文件存储单元就是块，一个块可以有一个或多个扇区组成（2的幂次方即1，2，4…个扇区）。
一个块采用多少扇区也是有权衡的，比如一个文件块好几兆，存一个1k文件也要占一个文件块，造成磁盘空间浪费。块选择过小的话也不好，如果一个块大小1bit，导致一个文件假如是1kb，它所在的块由1千个块组成，在inode中存储文件内容所在位置这个字段时候造成存1千个块信息，一个inode不可能128/256字节大小了，一个inode会很大，进而导致inode数组会很大，整个inode区大，这样导致磁盘损耗大量空间存储inode信息，较少的空间存储真正文件内容了，最终是一个权衡过程。
即使进行了这样的权衡，目前存在问题，比如经常听到inode用完了即inode数组初始化大小，声明完数组大小后不能增加或减少了。inode数组用完了即使磁盘还有额外空间也不能存储文件了，常见特别零碎文件又特别多占据磁盘大量inode导致整个inode用完。如早期docker采用overlay文件存储格式导致镜像的碎文件很多，导致inode用尽这样问题，后面采用overlay2文件存储格式一定程度上解决了这问题。
查看linux系统中inode数组以及每个文件所对应inode标号。df -i（inode），查看当前文件夹下文件所在的inode标号是什么ls -il。访问1.txt先查文件名和inode标号映射即Map，1.txt能找到270306这个标号。根据这个标号到1183200这个数组中拿取第270306个标号的inode。根据这个inode信息查看权限，最终找到1.txt在磁盘中存储位置，最后把这些磁盘块进行读取，最终读取到1.txt这个文件。
2.文件查找与读取命令：C语言中‘\0’表示的空字符，则其对应的ASCLL码值为0。
2.1 find：找文件
过滤一下看文件大小，-print0将如上三行打印为1行并用null即‘\0’隔开，再用xargs -0即用‘\0’再分开，原因是默认管道到下一个里面空格会出错。
如上/是整个系统搜索慢，如下当前路径搜索快。
日志文件没清空非常大，要找到删除，如下找系统中大文件，超过10M。
如下查找文件夹，文件夹有相应名字或大小属性。
如下基于修改时间，time是天。-1：今天一天之内。1：1天前这一天。+1：1天前。
如下指定最大文件深度
如下是find指令总结
2.2 grep：找文件中内容
如下*可换成* .txt
-r：递归子路径，-n：显示行号
如下用于java日志文件非常大，要grep出某个异常如ioexception，且需要打印出exception下面几行看什么出了错。
2.3 cat/more：查看文件全部内容
行号：number
cat的文件非常大，非常占用cpu和内存，这时候可以每次读取一小部分
如下通过空格往后翻页
如下指定从第四行开始读
如下查看前后10行
2.4 head/tail：查看文件部分内容
如下打印文件最后两行，tail -f 阻塞监控。
df -h查看磁盘使用，占用率太高就需要使用前面find，grep指令并进行删除。
如上找出占空间的文件夹再去里面找。
题目：输出当前路径及当前路径子路径下所有.txt文件，要求大小超过1M，并且按照从大到小顺序进行排序输出前10个?
先通过find . -name '*.txt' -size +1M -type f查看是否有大于1M的txt文件，没有的话就不用继续了
再通过find . -name '*.txt' -size +1M -type f -print0|xargs -0 du -m|sort -nr|head -10
3.iptables：对网络上数据包通过表形式进行规则的修改
3.1 filter表：policy是默认意思
man iptables查看有哪些表。filter表会将进入当前机器数据包进行过滤，以及从机器出去的数据包，不符合条件不给发出去。nat表改变目的或源地址和端口。
表中有链构成，进入和出去配置规则放在链中，如下看filter表自带的三个链，FORWARD链和net表相关。
如下本机收到一个包，这个包目的地址是8081且是tcp包的话丢弃。-A：Append
如下删除后又能访问了。
如上是在input链上进行的防火墙的设置，如下也可以设置output链。
3.2 net表：4个链
下面做一件事情：把0.12的7788端口转发到0.11的7799端口，实现反向代理。这件事分为下面两步：如下第二条虽然请求通过第一条是转发过去了，但是响应要改为本机。
如下是在0.12机器shell上。
如下是上面一行命令执行结果。
重写FORWARD链为accept。
如上不是配置xx.conf的服务不需要重启，即时生效，如下都能访问了。
如下橙色方框是net表的链。两条路：改目或不改目。
4.hash：取余
一致性hash算法：假设有三台缓存服务器S0，S1，S2，有三万张图片进行缓存，最好能均匀缓存到服务器上分担缓存压力。简单做法对缓存下来的键key(图片序号)进行哈希计算得到整数，再用缓存服务器数量对这个值取模计算，用取模产生的余数来决定数据应该缓存在哪台服务器上。
对同一个图片名称即key编号做相同哈希计算时得到hash值不变的，所以当需要访问图片时再次对图片名称进行hash计算和取模计算就能知道图片存放在哪台服务器上，只要在这台服务器上查找图片就行。
增加服务器时，图片之前存在S0上，S2服务器读不到，大量缓存失效导致缓存雪崩。所以要用到一致性哈希。
如下的圆有2的32次方个点组成，称为hash环。A,B,C三台缓存服务器的编号做hash计算即用2的32次方取模，得出的结果一定在0到2的32次方之间的整数对应hash环上一点。a.jpg找到图片的key，相同方法映射到hash环上。缓存服务器和图片都映射到了hash环上了，现在要确定图片应该被缓存在哪台服务器上？沿顺时针方向。。。加入新服务器D时，c.jpg会缓存到D上，不会到A上，但其他不变。
一致性hash算法有个问题就是hash偏斜即A，B，C三台服务器太靠一起，导致大量图会缓存到一台服务器上。解决：还是三台物理服务器，多加点虚拟节点进行分布。
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