Linux文件系统inode数量翻倍，提升文件存储效率 (linux inode 增加一倍)
最近，Linux文件系统的inode数量翻倍，这被许多人视为是一个重要的变革。这个变化将有助于提高文件存储效率，并且使得Linux系统更加适应高性能计算等领域的需求。这篇文章将介绍inode数量翻倍的背景和原因，并讨论这个变化带来的好处和挑战。
inode是什么？
在了解inode数量翻倍之前，我们需要先理解inode是什么。在Linux文件系统中，每个文件或目录都有一个与之相关的inode。inode存储了文件或目录的属性信息，如文件大小、权限、创建时间、修改时间等等。当我们访问一个文件或目录时，系统会根据对应的inode信息来进行操作。
因为inode保存了文件或目录的属性信息，而不是实际数据，所以一个inode可以对应多个数据块。这意味着，每个文件或目录的实际数据都可以被拆分成多个数据块，并且可以分散存储在磁盘上的不同位置。
inode数量翻倍的背景和原因
Linux文件系统的inode数量翻倍，是因为我们现在处理的数据量越来越大，而原先的inode数量已经无法满足需求。为了提高文件存储效率，Linux开发人员决定将inode数量翻倍。
具体来说，每个Linux文件系统都有一个预定义的inode数量，这个数量是在格式化文件系统时设置的。在过去，这个数量通常设置得比较小，如每1GB空间只有25600个inode。而在新的inode数量翻倍的变化中，这个数量会翻倍到每1GB空间有51200个inode。
这个变化的主要原因是，当一个文件系统的inode不足时，就会导致无法创建新的文件或目录。因此，为了更好地处理巨大的数据和文件数量，Linux开发人员希望增加文件系统的inode数量，使其更加适应大规模存储和高性能计算的需求。
inode数量翻倍的好处和挑战
inode数量翻倍带来的好处是很明显的。它可以提高文件存储效率。因为inode数量增加了，每个文件或目录都可以分配更多的inode，这意味着可以分配更多的数据块，从而在磁盘上存储更多的数据。
inode数量翻倍还可以减少文件系统碎片。在过去，由于inode数量有限，当一个文件或目录需要增加或删除时，inode会被重新分配或回收，这可能会导致文件系统出现碎片。而现在，由于inode数量翻倍，这种情况将变得更加少见，从而减少了文件系统碎片的风险。
不过，inode数量翻倍也面临一些挑战。增加inode数量会占用更多的磁盘空间。因为每个inode都需要一定的空间来存储属性信息，所以增加inode数量会使得文件系统占用更多的空间。这可能会导致磁盘空间不足，从而限制了文件系统的扩展能力。
增加inode数量还会对文件系统的性能产生影响。由于inode数量增加了，系统需要更多的时间来查找每个文件或目录的inode信息。这可能会影响文件系统访问的速度，影响整个系统的性能。
结论
inode数量翻倍是一项重要的变革，可以提高文件存储效率，并且适应了现代Linux系统处理大规模数据和文件的需求。虽然它还面临着一些挑战，但我们可以通过技术创新和改进来克服这些问题，使得Linux系统能够更好地服务于我们的需求。
相关问题拓展阅读：
Linux下关于inode的操作
只有“
系统调慎轿用
函数”syscall是内核提供给用户调销老用的，iget不是系统调用，你无法调亏孝升用。
linux怎样提升磁盘读写性能
关于页面缓存的信息，可以用
cat /proc/meminfo
看到。其中的Cached 指用于pagecache的内存大小（diskcache-SwapCache）。随着写入缓存页，Dirty 的值会增加。
一旦开始把缓存页写入硬盘,Writeback的值会增加直到写入结束。
Linux 用pdflush进程把数据从缓存页写入硬盘，查看有多少个pdflush进程
cat /proc/sys/vm/nr_pdflush_threads
pdflush的行为受/proc/sys/vm中的参数的控制
/proc/sys/vm/dirty_writeback_centisecs (default 500):
1/100秒, 多长时间唤醒pdflush将缓存页数据写入硬盘。默认5秒唤醒2个慧链旅（更多个）线程。
如果wrteback的时间长于dirty_writeback_centisecs的时间，可能会出问题。
pdflush的之一件事是读取
/proc/sys/vm/dirty_expire_centiseconds (default 3000)
1/100秒。缓存页里数据的过期时间(旧数据)，在下一个周期内被写入硬盘。默认30秒是一个很长的时间。
第二件事是判断内存是否到了要写入硬盘的限额，由参数决定：
/proc/sys/vm/dirty_background_ratio (default 10)
百分值，保留过期页缓存（脏页缓存）的更大值。是以MmeFree+Cached-Mapped的值为基准的
pdflush写入硬盘看两个参数：
1 数据在页缓存中是否超出30秒，如果是，标记为脏页缓存;
2 脏页缓存是否达到工作内存的10%;
以下参数也会影响到pdflush
/proc/sys/vm/dirty_ratio (default 40)
总内存的更大百分比，系统所能拥有的更大脏页缓存的总量。超过这个值，开启pdflush写入硬盘。如果cache增长快于pdflush，那么整个系统在40%的时候遇到I/O瓶颈，所有的I/O都要等待cache被pdflush进硬盘后才能重新开始。
对于有高度写入操作的系统
dirty_background_ratio: 主要调整参数。如果需要把缓存持续的而不是一下子大量的写入硬盘，降低这个值。
dirty_ratio：第二调整参数。
Swapping参数
/proc/sys/vm/swappiness
默认，linux倾向于从物理内存映射到硬盘缓存，保持硬盘缓存尽可能大。未用的页缓存会被放唤历进swap区。
数值为0，将会避免使用swapping
100，将会尽量使用swapping
少用swapping会增加程序的响应速度；多用swapping将会提高系统的可用性。
如果有大量的写操作，为避免I/O的长时间等待，可以设置：
$ echo 5 > /proc/sys/vm/dirty_background_ratio
$ echo 10 > /proc/sys/vm/dirty_ratio
文件系统数据缓冲需要频繁的内存分配前凳。加大保留内存的值能提升系统速度和稳定。小于8G的内存，保留内存为64M，大于8G的设置为256M
$ echo> /proc/sys/vm/min_free_kbytes
I/O 调度器
cat /sys/block//queue/scheduler
4中调度算法
noop anticipatory deadline
deadline : deadline 算法保证对既定的IO请求以最小的延迟时间。
anticipatory： 有个IO发生后，如果又有进程请求IO，则产生一个默认6ms猜测时间，猜测下一个进程请求IO是干什么。这对于随机读取会造成较大的延时。
对数据库应用很糟糕，而对于Web Server等则会表现不错。
cfq: 对每个进程维护一个IO队列，各个进程发来的IO请求会被cfq以轮循方式处理，对每一个IO请求都是公平。适合离散读的应用。
noop: 对所有IO请求都用FIFO队列形式处理。默认IO不会存在性能问题。
改变调度器
$ echo deadline > /sys/block/sdX/queue/scheduler
对于数据库服务器，deadline算法是推荐的。
提高调度器请求队列的
$ echo 4096 > /sys/block/sdX/queue/nr_requests
有大量的读请求，默认的请求队列应付不过来，可以提高这个值。缺点是要牺牲一定的内存。
为了增加连续读取的吞吐量，可以增加预读数据量。预读的实际值是自适应的，所以使用一个较高的值，不会降低小型随机存取的性能。
$ echo 4096 > /sys/block/sdX/queue/read_ahead_kb
如果LINUX判断一个进程在顺序读取文件，那么它会提前读取进程所需文件的数据，放在缓存中。
服务器遇到磁盘写活动高峰，导致请求处理延迟非常大（超过3秒）。通过调整内核参数，将写活动的高峰分布成频繁的多次写，每次写入的数据比较少。这样可以把尖峰的写操作削平成多次写操作。以这种方式执行的效率比较低，因为内核不太有机会组合写操作。但对于繁忙的服务器，写操作将更一致地进行，并将极大地改进交互式性能。
/proc/sys/vm/dirty_ratio
控制文件系统的写缓冲区的大小，单位是百分比，表示占系统内存的百分比，表示当写缓冲使用到系统内存多少的时候，开始向磁盘写出数据。增大之会使用更多系统内存用于磁盘写缓冲，也可以极大提高系统的写性能。但是，当你需要持续、恒定的写入场合时，应该降低其数值。
/proc/sys/vm/dirty_background_ratio
控制文件系统的pdflush进程，在何时刷新磁盘。单位是百分比，表示系统内存的百分比，pdflush用于将内存中的内容和文件系统进行同步，比如说,当一个文件在内存中进行修改,pdflush负责将它写回硬盘.每当内存中的垃圾页（dirty page）超过10%的时候,pdflush就会将这些页面备份回硬盘.增大之会使用更多系统内存用于磁盘写缓冲，也可以极大提高系统的写性能。但是，当你需要持续、恒定的写入场合时，应该降低其数值：
/proc/sys/vm/dirty_writeback_centisecs
控制内核的脏数据刷新进程pdflush的运行间隔。单位是 1/100 秒。缺省数值是500，也就是 5 秒。如果你的系统是持续地写入动作，那么实际上还是降低这个数值比较好，这样可以把尖峰的写操作削平成多次写操作。
如果你的系统是短期地尖峰式的写操作，并且写入数据不大（几十M/次）且内存有比较多富裕，那么应该增大此数值。
该参数的设置应该小于dirty_expire_centisecs，但也不能太小，太小I/O太频繁，反而
使系统性能下降。具体可能需要在生产环境上测试。据说1:6 (dirty_expire_centisecs : dirty_writeback_centisecs )的比例比较好。
/proc/sys/vm/dirty_expire_centisecs
声明Linux内核写缓冲区里面的数据多“旧”了之后，pdflush进程就开始考虑写到磁盘中去。单位是 1/100秒。缺省是 30000，也就是 30 秒的数据就算旧了，将会刷新磁盘。对于特别重载的写操作来说，这个值适当缩小也是好的，但也不能缩小太多，因为缩小太多也会导致IO提高太快。
当然，如果你的系统内存比较大，并且写入模式是间歇式的，并且每次写入的数据不大（比如几十M），那么这个值还是大些的好。
/proc/sys/vm/vfs_cache_pressure
表示内核回收用于directory和inode cache内存的倾向；缺省值100表示内核将根据pagecache和swapcache，把directory和inode cache保持在一个合理的百分比；降低该值低于100，将导致内核倾向于保留directory和inode cache；增加该值超过100，将导致内核倾向于回收directory和inode cache
/proc/sys/vm/min_free_kbytes
表示强制Linux VM更低保留多少空闲内存（Kbytes）。
缺省设置：724（512M物理内存）
/proc/sys/vm/nr_pdflush_threads
表示当前正在运行的pdflush进程数量，在I/O负载高的情况下，内核会自动增加更多的pdflush进程。
/proc/sys/vm/overcommit_memory
指定了内核针对内存分配的策略，其值可以是0、1、2。
0， 表示内核将检查是否有足够的可用内存供应用进程使用；如果有足够的可用内存，内存申请允许；否则，内存申请失败，并把错误返回给应用进程。
1， 表示内核允许分配所有的物理内存，而不管当前的内存状态如何。
2， 表示内核允许分配超过所有物理内存和交换空间总和的内存（参照overcommit_ratio）。
缺省设置：0
/proc/sys/vm/overcommit_ratio
如果overcommit_memory=2，可以过载内存的百分比，通过以下公式来计算系统整体可用内存。系统可分配内存=交换空间+物理内存*overcommit_ratio/100
缺省设置：50（%）
/proc/sys/vm/page-cluster
表示在写一次到swap区的时候写入的页面数量，0表示1页，1表示2页，2表示4页。
缺省设置：3（2的3次方，8页）
/proc/sys/vm/swapiness
表示系统进行交换行为的程度，数值（0-100）越高，越可能发生磁盘交换。
更改：
/etc/sysctl.conf
vm.dirty_ratio = 40
sysctl -p
查看：
请问linux系统中inode和block的关系？
1. inode和block
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提到inode，我们不得不先介绍硬盘的整体结构。硬盘中包含多个硬盘盘片，硬盘盘片为圆形，每个硬盘盘片都有一个可以读写的磁头(Head)，将这个磁
头固定，使硬盘盘片旋转一周，所走轨迹就是磁道(Track)。硬盘内所有盘片的相同磁道号的成为磁柱(Cylinder)。每一磁道被划分成许多区
域，每个区域叫一个扇区(Sector)。扇区是硬盘的最小存储物理量，一个扇区的存储容量大约是512字节(约0.5K)。
知道了硬盘的大体结构之后，再来谈谈怎么进行硬盘分区。进行硬盘分割的最小单位是磁柱，分割完之后自然就是格式化(format)。在Linux中进行格式化必须考虑Block与inode，Block还好理解，它是磁盘可以记录的最小单位，是由数个扇区组成，所以大小通常为n*512Bytes，例如4K。
那么inode是什么呢Block是记录文件内容的区域，inode则是记录该文件的属性及其放置在哪个Block之内的信息。所
以，每个文件都会占用一个inode。当Linux系统要查找某个文件时，它会先搜索雀咐inode
table找到这个文件的属性及数据存放地点，然后再查找数据存放的Block进而将数据取出。inode数量在一开始已被设定好，其设定方式通常是”硬
盘大小/一个容量”，这个容顷哗纯量比Block大一些较佳，例如刚才将Block设为4K，那么这个容量可以设为8K左右。所以，一块1GB的硬盘如果以8K
大小划分它的inode数，则会有131072个inode。一个inode的大小为128Byte，这样，我们就可以清楚地知道，一个分区被格式化为一个文件系统之后，基本上它一定会有inode table与数据区域两大块，一个用来记录文件的属性信息与该文件存放的Block块，一个用来记录文件的内容。
2. 硬链接
—–
刚才说过，当系统要读取某个文件时，它会先读inode
table，然后根据inode的信息到数据区域将数据取出备用。硬链接就是再建立一个inode链接到文件放置的Block块。也就是说，进行硬链接
时，实际上您的文件内容不会改变，只是原来的inode与后来添加的inode均可指定到该文件存放的地点，因此，读取两个inode的结果都是读取同一
个文件的内容。不过，这样一来就有个问题，因为inode会链接到Block块，而”目录”本身仅消耗inode，这样，硬链接就不能链接目录。所以，硬芦纯
链接有两个更大的限制:
(1) 不能跨文件系统，因为不同的文件系统有不同的inode table；
(2) 不能链接目录。
3. 软链接(符号链接)
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相对于硬链接，符号链接比较好理解，基本上，它是再建立一个独立文件，而这个文件会让数据读取操作指向它链接的那个文件。由于只是利用文件作为指向的动作，所以，当源文件被删除，符号链接的文件就打不开了，屏幕会显式”无法开启某文件”。
因此，硬链接比较安全，因为即某一个inode被删除，只要还有一个inode，该文件就能被找到。
4. 分区和文件系统
—–
磁盘分割的重点了: 也就是记录每一个分割区(Partition)的起始与结束磁柱。好了，那么这个分割区的起始与结束磁柱的信息放在哪里呢? 存放在Master Boot Recorder(MBR)
告知系统分割区所在的起始与结束磁柱之后，接着需要将分割区格式化为操作系统认识的文件系统(Filesystem)。因为每个操作系统认识的文件系统并不相同，所以要针对操作系统来格式化分割区 。
一个分割区就是一个文件系统。硬盘的最小储存单位是扇区(Sector)，不过数据储存的最小单位并不是扇区，因为用
扇区来存储数据效率低下。因为一个扇区只有512Bytes，而磁头是一个扇区一个扇区地读取数据，如果文件有10MBytes，那么为了读这个文件，磁
头必须要进行20230次读取(I/O)操作。
为了克服这个效率上的困扰，引入了逻辑区块(Block)。逻辑区块是在对分割区进行格式化时，所指定的数据最小储存单位，这个最小储存单位是建立在扇区
的大小之上的(因为扇区是硬盘的最小物理储存单位)，所以，逻辑区块的大小为扇区
的2的次方倍数。此时，磁头一次可以读取一个逻辑区块(若干个连续的扇区)，如果在格式化时，指定逻辑区块为4KBytes(亦8个连续的扇区构成一个逻
辑区块)，那么同样一个10MBytes的文件，磁头要读取的次数则为2560次，可以大幅提高文件的读取效率。
不过，逻辑区块单位的规划并不是越大越好。因为一个逻辑区块最多仅能容纳一个文件。假如逻辑区块规划为4KBytes，而一个文件大小为
0.1KBytes，这个小文件将占用一个逻辑区块的空间，该逻辑区块虽然可以容纳4Kbytes的容量，然而由于文件只占用了0.1Kbytes，所
以，实际上剩下的3.9KBytes是不能再被使用了。在考虑逻辑区块的规划时，需要同时考虑到:
* 文件读取的效率
* 文件大小可能造成的硬盘空间浪费
因此，在规划磁盘时，需要根据主机的用途来进行规划较佳。例如BBS主机由于文章较短， 逻辑区块小一点的好；而如果主机主要用在储存大容量的文件，那么考虑到效率，逻辑区块规划的大一点会比较妥当。
因为inode的差旁数量决定了文件的数量，所以是不能新建文件了。
另外，这握迹样的设置也同时限制了文件的大虚皮橡小？
推嫌巧核荐宽伍资芹掘料：
inode和block分别指什么？
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