本文主要讲述Linux 上比较流行的ext2 文件系统在硬盘分区上的详细布局情况。Ext2 文件系统加上日志支持的下一个版本是ext3 文件系统，它和ext2 文件系统在硬盘布局上是一样的，其差别仅仅是ext3 文件系统在硬盘上多出了一个特殊的inode（可以理解为一个特殊文件），用来记录文件系统的日志，也即所谓的journal。由于本文并不讨论日志文件，所以本文的内容对于ext2 和ext3 都是适用的。
1 前言
本文的资料来源是Linux 内核中ext3 文件系统的源代码。为了便于读者查阅源代码，本文中一些关键的技术词汇都使用了内核源代码中所使用的英语单词，而没有使用相应的中文翻译。(这种方法是否恰当，还请读者朋友们指教。)
2 粗略的描述
对于ext2 文件系统来说，硬盘分区首先被划分为一个个的block，一个ext2 文件系统上的每个block 都是一样大小的，但是对于不同的ext2 文件系统，block 的大小可以有区别。典型的block 大小是1024 bytes 或者4096 bytes。这个大小在创建ext2 文件系统的时候被决定，它可以由系统管理员指定，也可以由文件系统的创建程序根据硬盘分区的大小，自动选择一个较合理的值。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。
每个block group 都相对应一个group descriptor，这些group descriptor 被聚在一起放在硬盘分区的开头部分，跟在super block 的后面。所谓super block，我们下面还要讲到。在这个descriptor 当中有几个重要的block 指针。我们这里所说的block 指针，就是指硬盘分区上的block 号数，比如，指针的值为0，我们就说它是指向硬盘分区上的block 0；指针的值为1023，我们就说它是指向硬盘分区上的block 1023。我们注意到，一个硬盘分区上的block 计数是从0 开始的，并且这个计数对于这个硬盘分区来说是全局性质的。
在block group 的group descriptor 中，其中有一个block 指针指向这个block group 的block bitmap，block bitmap 中的每个bit 表示一个block，如果该bit 为0，表示该block 中有数据，如果bit 为1，则表示该block 是空闲的。注意，这个block bitmap 本身也正好只有一个block 那么大小。假设block 大小为S bytes，那么block bitmap 当中只能记载8*S 个block 的情况（因为一个byte 等于8 个bits，而一个bit 对应一个block）。这也就是说，一个block group 最多只能有8*S*S bytes 这么大。
在block group 的group descriptor 中另有一个block 指针指向inode bitmap，这个bitmap 同样也是正好有一个block 那么大，里面的每一个bit 相对应一个inode。硬盘上的一个inode 大体上相对应于文件系统上的一个文件或者目录。关于inode，我们下面还要进一步讲到。
在block group 的descriptor 中另一个重要的block 指针，是指向所谓的inode table。这个inode table 就不止一个block 那么大了。这个inode table 就是这个block group 中所聚集到的全部inode 放在一起形成的。
一个inode 当中记载的最关键的信息，是这个inode 中的用户数据存放在什么地方。我们在前面提到，一个inode 大体上相对应于文件系统中的一个文件，那么用户文件的内容存放在什么地方，这就是一个inode 要回答的问题。一个inode 通过提供一系列的block 指针，来回答这个问题。这些block 指针指向的block，里面就存放了用户文件的内容。
2.1 回顾
现在我们回顾一下。硬盘分区首先被分为好多个block。这些block 聚在一起，被分成几组，也就是block group。每个block group 都有一个group descriptor。所有这些descriptor 被聚在一起，放在硬盘分区的开头部分，跟在super block 的后面。从group descriptor 我们可以通过block 指针，找到这个block group 的inode table 和block bitmap 等等。从inode table 里面，我们就可以看到一个个的inode 了。从一个inode，我们通过它里面的block 指针，就可以进而找到存放用户数据的那些block。我们还要提一下，block 指针不是可以到处乱指的。一个block group 的block bitmap 和inode bitmap 以及inode table，都依次存放在这个block group 的开头部分，而那些存放用户数据的block 就紧跟在它们的后面。一个block group 结束后，另一个block group 又跟着开始。
3 详细的布局情况
3.1 Super Block
所谓ext2 文件系统的super block，就是硬盘分区开头（开头的第一个byte 是byte 0）从byte 1024 开始往后的一部分数据。由于block size 最小是1024 bytes，所以super block 可能是在block 1 中（此时block 的大小正好是1024 bytes），也可能是在block 0 中。
硬盘分区上ext3 文件系统的super block 的详细情况如下。其中__u32 是表示unsigned 不带符号的32 bits 的数据类型，其余类推。这是Linux 内核中所用到的数据类型，如果是开发用户空间（user-space）的程序，可以根据具体计算机平台的情况，用unsigned long 等等来代替。下面列表中关于fragments 的部分可以忽略，Linux 上的ext3 文件系统并没有实现fragments 这个特性。另外要注意，ext3 文件系统在硬盘分区上的数据是按照Intel 的Little-endian 格式存放的，如果是在PC 以外的平台上开发ext3 相关的程序，要特别注意这一点。如果只是在PC 上做开发，倒不用特别注意。
struct ext3_super_block {
/*00*/ __u32 s_inodes_count; /* inodes 计数*/
__u32 s_blocks_count; /* blocks 计数*/
__u32 s_r_blocks_count; /* 保留的blocks 计数*/
__u32 s_free_blocks_count; /* 空闲的blocks 计数*/
/*10*/ __u32 s_free_inodes_count; /* 空闲的inodes 计数*/
__u32 s_first_data_block; /* 第一个数据block */
__u32 s_log_block_size; /* block 的大小*/
__s32 s_log_frag_size; /* 可以忽略*/
/*20*/ __u32 s_blocks_per_group; /* 每block group 的block 数量*/
__u32 s_frags_per_group; /* 可以忽略*/
__u32 s_inodes_per_group; /* 每block group 的inode 数量*/
__u32 s_mtime; /* Mount time */
/*30*/ __u32 s_wtime; /* Write time */
__u16 s_mnt_count; /* Mount count */
__s16 s_max_mnt_count; /* Maximal mount count */
__u16 s_magic; /* Magic 签名*/
__u16 s_state; /* File system state */
__u16 s_errors; /* Behaviour when detecting errors */
__u16 s_minor_rev_level; /* minor revision level */
/*40*/ __u32 s_lastcheck; /* time of last check */
__u32 s_checkinterval; /* max. time between checks */
__u32 s_creator_os; /* 可以忽略*/
__u32 s_rev_level; /* Revision level */
/*50*/ __u16 s_def_resuid; /* Default uid for reserved blocks */
__u16 s_def_resgid; /* Default gid for reserved blocks */
__u32 s_first_ino; /* First non-reserved inode */
__u16 s_inode_size; /* size of inode structure */
__u16 s_block_group_nr; /* block group # of this superblock */
__u32 s_feature_compat; /* compatible feature set */
/*60*/ __u32 s_feature_incompat; /* incompatible feature set */
__u32 s_feature_ro_compat; /* readonly-compatible feature set */
/*68*/ __u8 s_uuid[16]; /* 128-bit uuid for volume */
/*78*/ char s_volume_name[16]; /* volume name */
/*88*/ char s_last_mounted[64]; /* directory where last mounted */
/*C8*/ __u32 s_algorithm_usage_bitmap; /* 可以忽略*/
__u8 s_prealloc_blocks; /* 可以忽略*/
__u8 s_prealloc_dir_blocks; /* 可以忽略*/
__u16 s_padding1; /* 可以忽略*/
/*D0*/ __u8 s_journal_uuid[16]; /* uuid of journal superblock */
/*E0*/ __u32 s_journal_inum; /* 日志文件的inode 号数*/
__u32 s_journal_dev; /* 日志文件的设备号*/
__u32 s_last_orphan; /* start of list of inodes to delete */
/*EC*/ __u32 s_reserved[197]; /* 可以忽略*/
};
我们可以看到，super block 一共有1024 bytes 那么大。在super block 中，我们第一个要关心的字段是magic 签名，对于ext2 和ext3 文件系统来说，这个字段的值应该正好等于0xEF53。如果不等的话，那么这个硬盘分区上肯定不是一个正常的ext2 或ext3 文件系统。从这里，我们也可以估计到，ext2 和ext3 的兼容性一定是很强的，不然的话，Linux 内核的开发者应该会为ext3 文件系统另选一个magic 签名才对。
在super block 中另一个重要的字段是s_log_block_size。从这个字段，我们可以得出真正的block 的大小。我们把真正block 的大小记作B，B = 1 << (s_log_block_size + 10)，单位是bytes。举例来说，如果这个字段是0，那么block 的大小就是1024 bytes，这正好就是最
小的block 大小；如果这个字段是2，那么block 大小就是4096 bytes。从这里我们就得到了block 的大小这一非常重要的数据。
3.2 Group Descriptors
我们继续往下，看跟在super block 后面的一堆group descriptors。首先注意到super block 是从byte 1024 开始，一共有1024 bytes 那么大。而group descriptors 是从super block 后面的第一个block 开始。也就是说，如果super block 是在block 0，那么group descriptors 就是从block 1 开始；如果super block 是在block 1，那么group descriptors 就是从block 2 开始。因为super block 一共只有1024 bytes 那么大，所以不会超出一个block 的边界。如果一个block 正好是1024 bytes 那么大的话，我们看到group descriptors 就是紧跟在super block 后面的了，没有留一点空隙。而如果一个block 是4096 bytes 那么大的话，那么在group descriptors（从byte 4096 开始）和super block 的结尾之间，就有一定的空隙（4096 - 2048 bytes）。
那么硬盘分区上一共有多少个block group，或者说一共有多少个group descriptors，这我们要在super block 中找答案。super block 中的s_blocks_count 记录了硬盘分区上的block 的总数，而s_blocks_per_group 记录了每个group 中有多少个block。显然，文件系统上的block groups 数量，我们把它记作G，G = (s_blocks_count - s_first_data_block - 1) / s_blocks_per_group + 1。为什么要减去s_first_data_block，因为s_blocks_count 是硬盘分区上全部的block 的数量，而在s_first_data_block 之前的block 是不归block group 管的，所以当然要减去。最后为什么又要加一，这是因为尾巴上可能多出来一些block，这些block 我们要把它划在一个相对较小的group 里面。
注意，硬盘分区上的所有这些group descriptors 要能塞在一个block 里面。也就是说groups_count * descriptor_size 必须小于等于block_size。
知道了硬盘分区上一共有多少个block group，我们就可以把这么多个group descriptors 读出来了。先来看看group descriptor 是什么样子的。
struct ext3_group_desc
{
__u32 bg_block_bitmap; /* block 指针指向block bitmap */
__u32 bg_inode_bitmap; /* block 指针指向inode bitmap */
__u32 bg_inode_table; /* block 指针指向inodes table */
__u16 bg_free_blocks_count; /* 空闲的blocks 计数*/
__u16 bg_free_inodes_count; /* 空闲的inodes 计数*/
__u16 bg_used_dirs_count; /* 目录计数*/
__u16 bg_pad; /* 可以忽略*/
__u32 bg_reserved[3]; /* 可以忽略*/
};
每个group descriptor 是32 bytes 那么大。从上面，我们看到了三个关键的block 指针，
这三个关键的block 指针，我们已经在前面都提到过了。
3.3 Inode
前面都准备好了以后，我们现在终于可以开始读取文件了。首先要读的，当然是文件系统的根目录。注意，这里所谓的根目录，是相对于这一个文件系统或者说硬盘分区而言的，它并不一定是整个Linux 操作系统上的根目录。这里的这个root 目录存放在一个固定的inode 中，这就是文件系统上的inode 2。需要提到inode 计数同block 计数一样，也是全局性质的。这里需要特别注意的是，inode 计数是从1 开始的，而前面我们提到过block 计数是从0 开始，这个不同在开发程序的时候要特别留心。（这一奇怪的inode 计数方法，曾经让本文作者大伤脑筋。）
那么，我们先来看一下得到一个inode 号数以后，怎样读取这个inode 中的用户数据。在super block 中有一个字段s_inodes_per_group 记载了每个block group 中有多少个inode。用我们得到的inode 号数除以s_inodes_per_group，我们就知道了我们要的这个inode 是在哪一个block group 里面，这个除法的余数也告诉我们，我们要的这个inode 是这个block group 里面的第几个inode；然后，我们可以先找到这个block group 的group descriptor，从这个descriptor，我们找到这个group 的inode table，再从inode table 找到我们要的第几个inode，再以后，我们就可以开始读取inode 中的用户数据了。
这个公式是这样的：block_group = (ino - 1) / s_inodes_per_group。这里ino 就是我们的inode 号数。而offset = (ino - 1) % s_inodes_per_group，这个offset 就指出了我们要的inode 是这个block group 里面的第几个inode。
找到这个inode 之后，我们来具体的看看inode 是什么样的。
struct ext3_inode {
__u16 i_mode; /* File mode */
__u16 i_uid; /* Low 16 bits of Owner Uid */
__u32 i_size; /* 文件大小，单位是byte */
__u32 i_atime; /* Access time */
__u32 i_ctime; /* Creation time */
__u32 i_mtime; /* Modification time */
__u32 i_dtime; /* Deletion Time */
__u16 i_gid; /* Low 16 bits of Group Id */
__u16 i_links_count; /* Links count */
__u32 i_blocks; /* blocks 计数*/
__u32 i_flags; /* File flags */
__u32 l_i_reserved1; /* 可以忽略*/
__u32 i_block[EXT3_N_BLOCKS]; /* 一组block 指针*/
__u32 i_generation; /* 可以忽略*/
__u32 i_file_acl; /* 可以忽略*/
__u32 i_dir_acl; /* 可以忽略*/
__u32 i_faddr; /* 可以忽略*/
__u8 l_i_frag; /* 可以忽略*/
__u8 l_i_fsize; /* 可以忽略*/
__u16 i_pad1; /* 可以忽略*/
__u16 l_i_uid_high; /* 可以忽略*/
__u16 l_i_gid_high; /* 可以忽略*/
__u32 l_i_reserved2; /* 可以忽略*/
};
我们看到在inode 里面可以存放EXT3_N_BLOCKS（= 15）这么多个block 指针。用户数据就从这些block 里面获得。15 个blocks 不一定放得下全部的用户数据，在这里ext3 文件系统采取了一种分层的结构。这组15 个block 指针的前12 个是所谓的direct blocks，里面直接存放的就是用户数据。第13 个block，也就是所谓的indirect block，里面存放的全部是block 指针，这些block 指针指向的block 才被用来存放用户数据。第14 个block 是所谓的double indirect block，里面存放的全是block 指针，这些block 指针指向的block 也被全部用来存放block 指针，而这些block 指针指向的block，才被用来存放用户数据。第15 个block 是所谓的triple indirect block，比上面说的double indirect block 有多了一层block 指针。作为练习，读者可以计算一下，这样的分层结构可以使一个inode 中最多存放多少字节的用户数据。（计算所需的信息是否已经足够？还缺少哪一个关键数据？）
一个inode 里面实际有多少个block，这是由inode 字段i_size 再通过计算得到的。i_size 记录的是文件或者目录的实际大小，用它的值除以block 的大小，就可以得出这个inode 一共占有几个block。注意上面的i_blocks 字段，粗心的读者可能会以为是这一字段记录了一个inode 中实际用到多少个block，其实不是的。那么这一字段是干什么用的呢，读者朋友们可以借这个机会，体验一下阅读Linux 内核源代码的乐趣。
3.4 文件系统的目录结构
现在我们已经可以读取inode 的内容了，再往后，我们将要读取文件系统上文件和目录的内容。读取文件的内容，只要把相应的inode 的内容全部读出来就行了；而目录只是一种固定格式的文件，这个文件按照固定的格式记录了目录中有哪些文件，以及它们的文件名，和inode 号数等等。
struct ext3_dir_entry_2 {
__u32 inode; /* Inode 号数*/
__u16 rec_len; /* Directory entry length */
__u8 name_len; /* Name length */
__u8 file_type;
char name[EXT3_NAME_LEN]; /* File name */
};
上面用到的EXT3_NAME_LEN 是255。注意，在硬盘分区上的dir entry 不是固定长度的，每个dir entry 的长度由上面的rec_len 字段记录。
4 小结
有了以上的这些信息，我们就可以读取一个ext3 文件系统的全部内容了。如果读者有Windows 驱动程序开发的经验，从本文的信息，开发一个Windows 下只读的ext3 文件系统是可能的。但是要想又读又写，那还需要了解Ext3 的日志文件的结构，而本文限于篇幅，并没有包括这方面的内容。
CentOS 丛书目录 — 系统管理 — 网络服务 — 应用部署 ext2/ext3 文件系统管理 ext2/ext3 文件系统管理工具 在 e2fsprogs 软件包中提供了 ext2/ext3 文件系统管理工具。下面列出常用工具的说明： 创建 ext2/ext3 文件系统 mke2fs 命令用于创建 ext2/ext3 文件系统。mkfs.ext2 和 mkfs.ext3 命令都是 mke2fs 的硬链接，当使用 man mkfs.ext2 和 man mkfs.ext3 命令查看手册页时都定向到 mke2fs 。 mke2fs 命令的格式如下： 格式1： mke2fs [<选项>...] <设备名> [blocks-count] 格式2： mke2fs -j [<选项>...] <设备名> [blocks-count] 说明： 格式1用于创建 ext2 文件系统；格式2用于创建 ext3 日志文件系统。 blocks-count 用于指定要创建的文件系统的块数，此值应该小于 fdisk 命令查看的此分区或逻辑卷的块数，若省略此参数将使用整个分区或逻辑卷创建文件系统。 内容提要 1.熟悉 ext2/ext3 文件系统管理工具 2.学会使用 mke2fs 创建 ext2/ext3 文件系统 3.学会使用 e2fsck 检查 ext2/ext3 文件系统 4.学会使用 tune2fs 调整 ext2/ext3 文件系统的属性 工具 说明 /sbin/fsck 文件系统检查的前端工具 /sbin/e2fsck 检查和修复 ext2 或 ext3 文件系统 /sbin/fsck.ext2 检查和修复 ext2 文件系统 /sbin/fsck.ext3 检查和修复 ext3 文件系统 /sbin/mke2fs 创建 ext2 或 ext3 文件系统 /sbin/mkfs.ext2 创建 ext2 文件系统 /sbin/mkfs.ext3 创建 ext3 文件系统 /sbin/badblocks 检查磁盘分区坏块 /sbin/tune2fs 调整 ext2/ext3 文件系统的可调属性参数 /sbin/dumpe2fs 显示 ext2/ext3 文件系统的超级块和块组信息 /sbin/debugfs ext2/ext3 文件系统调试器 /sbin/e2label 显示或者修改 ext2/ext3 文件系统的卷标 /sbin/findfs 根据 ext2/ext3 文件系统的卷标或 UUID （全局唯一标识符，Universally Unique Identifier ）查找对 应的设备 /sbin/resize2fs 更改 ext2/ext3 文件系统的容量
Ext2数据块分配 跟索引节点一样，Ext2也对磁盘数据块进行分配与释放。在详细分析相关代码之前，先引出两个重要的预备，一个是数据块寻址，一个是文件的洞 1 数据块寻址 每个非空的普通文件都由一组数据块组成。这些块或者由文件内的相对位置（它们的文件块号）来标识，或者由磁盘分区内的位置（它们的逻辑块号）来标识。 从文件内的偏移量f 导出相应数据块的逻辑块号需要两个 步骤： 1. 从偏移量f导出文件的块号，即在偏移量f处的字符所在的块索引。 2. 把文件的块号转化为相应的逻辑块号。 因为Unix文件不包含任何控制字符，因此，导出文件的第f 个字符所在的文件块号当容易的，只是用f除以文件系统块
的大小，并取整即可。 例如，让我们假定块的大小为4KB。如果f小于4096，那么这个字符就在文件的第一数据块中，其文件的块号为O。如果f等于或大于4096而小于8192，则这个字符就在文件块号为1的数据块中，以此类推。 得到了文件的块号是第一步。但是，由于Ext2文件的数据块在磁盘上不必是相邻的，因此把文件的块号转化为相应的逻辑块号可不是这么直截了当的了。 因此，Ext2文件系统必须提供一种方法，用这种方法可以在磁盘上建立每个文件块号与相应逻辑块号之间的关系。在索引节点内部部分实现了这种映射（回到了 AT&T Unix的早期版本）。这种映射也涉及一些包含额外指针的专用块，这些块用来处理大型文件的索引节点的扩展。 ext2磁盘索引节点ext2_inode的i_block字段是一个有EXT2_N_BLOCKS个元素且包含逻辑块号的数组。在下面的讨论中， 我们假定EXT2_N_BLOCKS的默认值为15（实际上到2.6.18这个值都一直是15）。如图所示，这个数组表示一个大型数据结构的初始化部分。
php语言，PHP（PHP: Hypertext Preprocessor的缩写，中文名：“PHP：超文本预处理器”）是一种通用开源脚本语言。语法吸收了C语言、Java和Perl的特点，入门门槛较低，易于学习，使用广泛，主要适用于Web开发领域。 特性：PHP 独特的语法混合了C、Java、Perl 以及PHP 自创新的语法；PHP可以比CGI 或者Perl更快速的执行动态网页——动态页面方面，与其他的编程语言相比，PHP是将程序嵌入到HTML文档中去执行，执行效率比完全生成htmL标记的CGI要高许多，PHP具有非常强大的功能，所有的CGI的功能PHP都能实现；PHP支持几乎所有流行的数据库以及操作系统；最重要的是PHP可以用C、C++进行程序的扩展。 Java语言，Java是一种可以撰写跨平台应用软件的面向对象的程序设计语言，是由Sun Microsystems公司于1995年5月推出的Java程序设计语言和Java平台（即JavaSE, JavaEE, JavaME）的总称。 Java 技术具有卓越的通用性、高效性、平台移植性和安全性，广泛应用于个人PC、数据中心、游戏控制台、科学超级计算机、移动电话和互联网，同时拥有全球最大的开发者专业社群。在全球云计算和移动互联网的产业环境下，Java更具备了显著优势和广阔前景。 Java的优势，与传统程序不同，Sun 公司在推出Java 之际就将其作为一种开放的技术。全球数以万计的Java 开发公司被要求所设计的Java软件必须相互兼容。“Java 语言靠群体的力量而非公司的力量”是Sun公司的口号之一，并获得了广大软件开发商的认同。这与微软公司所倡导的注重精英和封闭式的模式完全不同。 Sun 公司对Java 编程语言的解释是：Java 编程语言是个简单、面向对象、分布式、解释性、健壮、安全与系统无关、可移植、高性能、多线程和动态的语言。 python语言，是一种面向对象、直译式计算机程序设计语言，Python语法简洁而清晰，具有丰富和强大的类库。它常被昵称为胶水语言，它能够很轻松的把用其他语言制作的各种模块（尤其是C/C++）轻松地联结在一起。 常见的一种应用情形是，使用python快速生成程序的原型（有时甚至是程序的最终界面），然后对其中有特别要求的部分，用更合适的语言改写。 Python是完全面向对象的语言。函数、模块、数字、字符串都是对象。并且完全支持继承、重载、派生、多继承，有益于增强源代码的复用性。 Python支持重载运算符和动态类型。相对于Lisp这种传统的函数式编程语言，Python对函数式设计只提供了有限的支持。有两个标准库(functools, itertools)提供了Haskell和Standard
在Red Hat Linux 7.2中，Red Hat首次支持日志文件系统ext3。ext3文件系统是对稳定的ext2文件系统的改进，有几项优点。本文概述这些优点，解释Red Hat公司对ext3进行了何种测试，略述性能调试（为高级用户）。 有数种基于Linux的日志文件系统正在开发之中。本文不言及这些日志文件系统，也不准备与这些日志文件系统进行比较。 ext3的优点 为什么你需要从ext2迁移到ext3呢？以下有四个主要原因：可用性、数据完整性、速度、易于迁移。 可用性 在非正常当机后（停电、系统崩溃），只有在通过e2fsck进行一致性校验后，ext2文件系统才能被装载使用。运行e2fsck的时间主要取决于ext2文件系统的大小。校验稍大一些的文件系统（几十GB）需要很长时间。如果文件系统上的文件数量多，校验的时间则更长。校验几百个GB的文件系统可能需要一个小时或更长。这极大地限制了可用性。 相比之下，除非发生硬件故障，即使非正常关机，ext3也不需要文件系统校验。这是因为数据是以文件系统始终保持一致方式写入磁盘的。在非正常关机后，恢复ext3文件系统的时间不依赖于文件系统的大小或文件数量，而依赖于维护一致性所需“日志”的大小。使用缺省日志设置，恢复时间仅需一秒（依赖于硬件速度）。 数据完整性 使用ext3文件系统，在非正常关机时，数据完整性能得到可靠的保障。你可以选择数据保护的类型和级别。你可以选择保证文件系统一致，但是允许文件系统上的数据在非正常关机时受损；这是可以在某些状况下提高一些速度（但非所有状况）。你也可以选择保持数据的可靠性与文件系统一致；这意味着在当机后，你不会在新近写入的文件中看到任何数据垃圾。这个保持数据的可靠性与文件系统一致的安全的选择是缺省设置。 速度 尽管ext3写入数据的次数多于ext2，但是ext3常常快于ext2（高数据流）。这是因为ext3的日志功能优化硬盘磁头的转动。你可以从3种日志模式中选择1种来优化速度，有选择地牺牲一些数据完整性。 第一种模式，data=writeback，有限地保证数据完整，允许旧数据在当机后存在于文件当中。这种模式可以在某些情况下提高速度。（在多数日志文件系统中，这种模式是缺省设置。这种模式为ext2文件系统提供有限的数据完整性，更多的是为了避免系统启动时的长时间的文件系统校验） 第二种模式，data=orderd（缺省模式），保持数据的可靠性与文件系统一致；这意味着在当机后，你不会在新近写入的文件中看到任何垃圾数据。 第三种模式，data=journal，需要大一些的日志以保证在多数情况下获得适中的速度。在当机后需要恢复的时间也长一些。但是在某些数据库操作时速度会快一些。 在通常情况下，建议使用缺省模式。如果需要改变模式，请在/etc/fstab文件中，为相应的文件系统加上data=模式的选项。详情可参看mount命令的man page在线手册（执行man mount）。 易于迁移 你可以不重新格式化硬盘，并且很方便的从ext2迁移至ext3而享受可靠的日志文件系统的好处。对，不需要做长时间的、枯燥的、有可能失误的“备份－重新格式化－恢复”操作，就可以体验ext3的优点。有两种迁移的方法： ·如果你升级你的系统，Red Hat Linux安装程序会协助迁移。需要你做的工作就是为每一
公司的详细分类与区别 YKK standardization office【 YKK5AB- YKK08- YKK2C- YKK18】
公司分类 子公司与分公司 1、设立方式不同 子公司：一般由两个以上股东发起设立，，独立承担，在其自身经营范围内独立开展各种业务活动。 分公司：设立时不要求注册资金，属于总公司的，虽然也可以独立开展业务活动，但应在公司授权范围内进行，经营范围不能超过总公司的经营范围。 2、方式和名称不同 子公司在工商部门领取《企业法人营业执照》，子公司的名称为xxx有限责任公司或xxx股份有限公司；
分公司则领取《营业执照》，分公司的名称为xxx有限公司xxx分公司。 3、诉讼中的法律效果不同 子公司由于是独立法人，只能就其自身资产追究； 分公司不是独立法人，业务开展过程中出现不能履行债务的情形时，可以要求总公司承担清偿义务。在诉讼中，可以直接把总公司列为共同被告要求承担责任。 4、承担债务的方式不同。 子公司股东仅以出资额为限对公司有限责任； 分公司则先以自有资产承担，不足部分由总公司。 分公司和办事处 分公司可以从事经营活动，而办事处一般只能从事总公司营业范围内的业务联络活动，这是两者的最大区别。?办事处、代表处是不能申请领取营业执照的，是不具有经营资格的，不能以自己的名义签订商业贸易合同进行营利性的贸易、投资活动，否则其签订的营利性协议是无效的。其职责仅仅是联络、了解分析市场行情、参与商务谈判。 根据工商法规要求，有经营行为的分支机构必须采取分公司形式，无经营行为可以设立办事处。在工商登记方面，办事处和分公司都属于公司分支机构，要求提交的材料基本相同。? 从分支机构职能上看，办事处只能做销售协调，不能经营。分公司能与客户签合同，开发票，全面展开业务，这是两种分支机构最重要的区别。? 外商投资企业设立的办事机构从事业务活动的合法凭证是《外商投资企业
认识文件系统 物联网学院平震宇
文件系统 文件系统是一套实现了数据的存储、分级组织、访问和获取等操作的抽象数据类型，一种存储和组织计算机文件和数据的方法，它使得对其访问和查找变得容易。 Linux 最早的文件系统是Minix，但是专门为Linux 设计的文件系统——扩展文件系统第二版 (EXT2)被设计出来并添加到Linux中，这对Linux产生了重大影响。EXT2文件系统功能强大、易扩充、性能上进行了全面优化，也是所有Linux发布和安装的标准文件系统类型。
虚拟文件系统 Linux支持ext，ext2，xia，minix，umsdos，msdes，fat32 ，ntfs,proc，stub，ncp，hpfs，affs 以及 ufs 等多种文件系统。 Linux 对所有的文件系统采用统一的文件界面，用户通过文件的操作界面来实现对不同文件系统的操作。对于用户来说，我们不要去关心不同文件系统的具体操作过程，而只是对一个虚拟的文件操作界面来进行操作，这个操作界面就是 Linux 的虚拟文件系统(VFS ) 。 VFS 作为 Linux内核中的一个软件层，用于给用户空间的程序提供文件系统接口，同时也提供了内核中的一个抽象功能，允许不同的文件系统很好地共存。VFS 使 Linux 同时安装、支持许多不同类型的文件系统成为可能。VFS 拥有关于各种特殊文件系统的公共界面，如超级块、inode、文件操作函数入口等。实际文件系统的细节，统一由 VFS 的公共界面来索引，它们对系统核心和用户进程来说是透明的。
Linux上有许多可用的文件系统。每个文件系统都有其特定的用途，以便于特定用户解决不同的问题。 ?要求文件系统在频繁的文件操作（例如，新建，删 除，截断）下能够保持较高的读写性能，要求低碎 片化。 ?Linux下的日志文件系统能保持数据的完整性，但消 耗过多系统资源,的弱点使之不能成为嵌入式系统中 的主流应用。并且这些都是专门为硬盘这类的存储 设备优化，对于flash这类的存储介质并不适用。
、真理的定义和特点以及谬误的区别 定义：真理是人们对客观事物及其规律的正确反映。 特点：1、真理具有客观性。真理的内容是客观的;检验真理的标准是客观的。 2、真理具有价值性。真理的价值性是指真理对人类实践活动的功能性，它揭示了客观真理具有能满足主体需要、对主体有用的属性。 9．资本循环和资本周转（资本循环的三个阶段三大职能，两大前提条件；资本周转的定义，影响周转的因素） 资本循环指产品资本从一定的形式出发，经过一系列形式的变化，又回到原来出发点的运动。产品资本在循环过程中要经历三个不同的阶段，于此相联系的是资本依次执行三种不同的职能： 第一个阶段是购买阶段，即生产资料与劳动力的购买阶段。它属于商品的流通过程，在这一阶段，产业资本执行的是货币资本的职能。 第二个阶段是生产阶段，即生产资料与劳动者相结合生产物质财富并使生产资本得以增值，执行的是生产资本的职能。 第三个阶段是售卖阶段，即商品资本向货币资本的转化阶段。在此阶段产业资本所执行的是商品资本的职能，通过商品买卖实现商品的价值，满足人们的需要。 资本循环必须具备两个基本前提条件： 一是产业资本的三种职能形式必须在空间上同时并存，也就是说，产业资本必须按照一定比例同时并存于货币资本、生产资本和商品资本三种形式中。 二是产业资本的三种职能形式必须在时间上继起，也就是说，产业资本循环的三种职能形式必须保持时间上的依次连续性。 资本周转是资本反复不断的循环运动所形成的周期性运动。 影响资本周转最重要的两个要素是：一是资本周转的时间；二是生产资本的固定资本和流动资本的构成。要加快资本周转的时间，获得更多的剩余价值，就要缩短资本周转时间，加快流动资本周转速度。 第五章 2.垄断条件下竞争的特点 竞争目的上，垄断竞争是获取高额利润，并不断巩固和扩大自己的垄断地位和统治权力；竞争手段上，垄断组织的竞争，除采取各种形式的经济手段外，还采取非经济手段，使经济变得更加复杂、更加激烈； 在竞争范围上，国际市场的竞争越来越激烈，不仅经济领域的竞争多种多样，而且还扩大到经济领域范围以外进行竞争。 总之，垄断条件下的竞争，不仅规模大、时间长、手段残酷、程度更加激烈，而且具有更大的破坏性。 3.金融寡头如何握有话语权 金融寡头在经济领域中的统治主要通过“参与制”实现。所谓参与制，即金融寡头通过掌握
功能和特点的区别Excel的主要功能和特点 Excel的主要功能和特点 Excel电子表格是office系列办公软的-种，实现对日常生活、工作中的表格的数据处理。它通过友好的人机界面，方便易学的智能化操作方式，使用户轻松拥有实用美观个性十足的实时表格，是工作、生活中的得力助手。 一、Excel功能概述; 1、功能全面:几乎可以处理各种数据 2、操作方便:菜单、窗口、对话框、工具栏 3、丰富的数据处理函数 4、丰富的绘制图表功能:自动创建各种统计图表 5、丰富的自动化功能:自动更正、自动排序、自动筛选等 6、运算快速淮确: 7、方便的数据交换能力 8、新增的Web工具 二、电子数据表的特点Excel 电子数据表软工作于Windows平台，具有Windows环境软的所有优点。而在图形用户界面、表格处理、数据分析、图表制作和网络信息共享等方面具有更突出的特色。工.图形用户界面Excel 的图形用户界面是标准的Windows的窗口形式，有控制菜单、最大化、最小化按钮、标题栏、菜单栏等内容。其中的
菜单栏和工具栏使用尤为方便。菜单栏中列出了电子数据表软的众多功能，工具栏则进一步将常用命令分组，以工具按钮的形式列在菜单栏的下方。而且用户可以根据需要，重组菜单栏和工具栏。在它们之间进行复制或移动操作，向菜单栏添加工具栏按钮或是在工具栏上添加菜单命令，甚至定义用户自己专用的菜单和工具栏。当用户操作将鼠标指针停留在菜单或工具按钮时,菜单或按钮会以立体效果突出显示，并显示出有关的提示。而当用户操作为单击鼠标右键时,会根据用户指示的操作对象不同，自动弹出有关的快捷菜单，提供相应的最常用命令。为了方便用户使用工作表和建立公式，Excel 的图形用户界面还有编辑栏和工作表标签。. 2.表格处理 Excel的另-个突出的特点是采用表格方式管理数据，所有的数据、信息都以二维表格形式(工作表)管理，单元格中数据间的相互关系一目了然。从而使数据的处理和管理更直观、更方便、更易于理解。对于曰常工作中常用的表格处理操作，例如，增加行、删除列、合并单元格、表格转置等操作，在Excel中均只需询单地通过菜单或工具按钮即可完成。此外Excel还提供了数据和公式的自动填充，表格格式的自动套用，自动求和，自动计算，记忆式输入，选择列表，自动更正，拼写检查，审核，排序和筛选等众多功能，可以帮助用户快速高效地建立、编辑、编排和管理各种表格。
EXT3文件系统 EXT2和EXT3是许多Linux操作系统发行版本的默认文件系统。EXT基于UFS，是一种快速、稳定的文件系统。 随着Linux系统在关键业务中的应用，Linux文件系统的弱点也渐渐显露出来了；其中EXT2文件系统是非日志式文件系统，这在关键行业的应用是一个致命的弱点，EXT3文件系统弥补了这一缺点。 EXT3文件系统是直接从EXT2文件系统发展而来，目前EXT3文件系统已经非常稳定可靠。它完全兼容EXT2文件系统。用户可以平滑地过渡到一个日志功能健全的文件系统中来。这实际上了也是EXT3日志文件系统初始设计的初衷。 Ext3文件系统属于一种日志文件系统，是对Ext2系统的扩展。Ext3系统兼容Ext2文件系统，二者之间的相互转换并不复杂。 Ext2是 GNU/Linux 系统中标准的文件系统，其簇快取层的优良设计使得Ext2系统存取文件的性能非常好，尤其是针对中小型的文件更显优势。 Ext3是一种日志式文件系统，日志文件系统比传统的文件系统安全，因为它用独立的日志文件跟踪磁盘内容的变化。就像关系型数据库（RDBMS），日志文件系统可以用事务处理的方式，提交或撤消文件系统的变化。由于文件系统都有快取层参与运作，不使用时必须将文件系统卸下，以便将快取层的资料写回磁盘中。因此每当系统要关机时，必须将其所有的文件系统全部关闭后才能进行关机。 如果在文件系统尚未关闭前就关机 (如停电) 时，下次重开机后会造成文件系统的资料不一致，故（所以）这时必须做文件系统的重整工作，将不一致与错误的地方修复。然而这一重整的工作是相当耗时的，特别是容量大的文件系统，而且也不能百分之百保证所有的资料都不会流失。 为了克服此问题，使用（便出现了）所谓的日志式文件系统 (Journal File System) 。此类文件系统最大的特色是，它会将整个磁盘的写入动作完整记录在磁盘的某个区域上，以便有需要时可以回溯追踪。 由于资料的写入动作包含许多的细节，如改变文件标头资料、搜寻磁盘可写入空间、一个个写入资料区段等等，每一个细节进行到一半若被中断，就会造成文件系统的不一致，因而需要重整。 然而在日志式文件系统中，由于详细纪录了每个细节，故当在某个过程中被中断时，系统可以根据这些记录直接回溯并重整被中断的部分，而不必花时间去检查其他的部分，故重整的工作速度相当快，几乎不需要花时间。 EXT3日志文件系统的特点 1、高可用性 系统使用了EXT3文件系统后，即使在非正常关机后，系统也不需要检查文件系统。宕机发生后，恢复EXT3文件系统的时间只要数十秒钟。 2、数据的完整性: EXT3文件系统能够极大地提高文件系统的完整性，避免了意外宕机对文件系统的破
Ext2格式分析 1、Ext2磁盘数据结构 任何Ext2分区中的第一个块从不受Ext2文件系统的管理，因为这一块是为分区的引导扇区所保留的。Ext2分区的其余部分被分成块组（block group），每个块组的分布图如图所示。正如你从图中所看到的，一些数据结构正好可以放在一块中，而另一些可能需要更多的块。在Ext2文件系统中的所有块组大小相同并被顺序存放，因此，内核可以从块组的整数索引很容易地得到磁盘中一个块组的位置： 由于内核尽可能地把属于同一个文件的数据块存放在同一块组中，所以块组减少了文件碎片。块组中的每个块包含下列信息之一： 1.文件系统的超级块的一个拷贝 2.一组块组描述符的拷贝 3.一个数据块位图 4.一个索引节点位图 5.一个索引节点表 6.属于文件的一大块数据，即数据块 如果一个块中不包含任何有意义的信息，就说这个块是空闲的。 从上图中可以看出，超级块与组描述符被复制到每个块组中。 其实呢，只有块组0中所包含超级块和组描述符才由内核使用，而其余的超级块和组描述符都保持不变；事实上，内核甚至不考虑它们。当e2fsck程序对Ext2文件系统的状态执行一致性检查时，就引用存放在块组0中的超级块和组描述符，然后把它们拷贝到其他所有的块组中。如果出现数据损坏，并且块组0 中的主超级块和主描述符变为无效，那么，系
统管理员就可以命令e2fsck引用存放在某个块组（除了第一个块组）中的超级块和组描述符的旧拷贝。通常情况下，这些多余的拷贝所存放的信息足以让e2fsck把Ext2分区带回到一个一致的状态。 那么有多少块组呢？这取决于分区的大小和块的大小。其主要限制在于块位图，因为块位图必须存放在一个单独的块中。块位图用来标识一个组中块的占用和空闲状况。所以，每组中至多可以有8×b个块，b是以字节为单位的块大小。例如，一个块是 1024 Byte，那么，一个块的位图就有8192个位，一个块组正好就对应8192个块(位图中的一个bit描述一个块)。 Ext2超块(super Block) Ext2超块中包含了描叙文件系统基本尺寸和形态的信息，是用定义在include／Linux ／ext2_fs．h中ext2_supe_block数据结构描述的。文件系统管理器利用它们来使用和维护文件系统。通常安装文件系统时只读取数据块组0中的超块，但是为防止文件系统被破坏，每个数据块组都包含了它的拷贝。超块中的主要信息如下： Magic Number：文件系统安装软件用来检验是否是一个真正的EXl2文件系统超块。当前Exl2版本中为0xEF53。 Block Size：以字节记数的文件系统块大小，如1024字节。 Blocks per Group：每个组中块数目。当文件系统创建时此块大小被固定下来。 Free Blocks：文件系统中的空闲块数。 Free Inodes：文件系统中空闲Inode数。 First Inode：文件系统中第一个Inode号。EX配根文件系统中第一个Inode将是指向‘／’目录的人口。 ExT2组描述符(Group Descript) 每个数据块组都拥有一个描叙结构的组描叙符，它是定义在include／Linux／ext2一fs．h中的ext2一group—desc结构。组描叙符放置在一起形成了组描叙符表。每个数据块组在超块拷贝后包含整个组描叙符表。象超块一样，所有数据块组中的组描叙符表被复制到每个数据块组中以防文件系统崩溃。EX配文件系统仅使用第一个拷贝(在数据块组0中)。组描叙符主要包含以下信息： Blocks Bitm印：对应此数据块组的块分配位图的块号，在块分配和回收时使用。 Inode Bitmap：对应此数据块组的Inode分配位图的块号，在Inode分配和回收时使用。 Inode Table：对应数据块组的Inode表的起始块号。每个Inode用下面的EX佗Inode 结构来表示。
在用各类软件设计时相信大家肯定存在着这样的问题，各种各样的格式让大家很是迷惑。没关系，福利来了，这里就给大家介绍了各种格式的特点应用。 TIFF格式 标签图像文件格式(Tagged Image File Format，简写为TIFF) 是一种主要用来存储包括照片和艺术图在内的图像的文件格式。它最初由Aldus公司与微软公司一起为PostScript 打印开发.TIFF文件格式适用于在应用程序之间和计算机平台之间的交换文件，它的出现使得图像数据交换变得简单。 TIFF是最复杂的一种位图文件格式。TIFF是基于标记的文件格式，它广泛地应用于对图像质量要求较高的图像的存储与转换。由于它的结构灵活和包容性大，它已成为图像文件格式的一种标准，绝大多数图像系统都支持这种格式。用Photoshop 编辑的TIFF文件可以保存路径和图层。 应用广泛 (1)TIFF可以描述多种类型的图像；(2)TIFF拥有一系列的压缩方案可供选择；(3)TIFF 不依赖于具体的硬件；(4)TIFF是一种可移植的文件格式。 可扩展性 在TIFF 6.0中定义了许多扩展，它们允许TIFF提供以下通用功能：(1)几种主要的压缩方法；(2)多种色彩表示方法；(3)图像质量增强；(4)特殊图像效果；(5)文档的存储和检索帮助。 格式复杂 TIFF文件的复杂性给它的应用带来了一些问题。一方面，要写一种能够识别所有不同标记的软件非常困难。另一方面，一个TIFF文件可以包含多个图像，每个图像都有自己的IFD 和一系列标记，并且采用了多种压缩算法。这样也增加了程序设计的复杂度。 文档图像中的TIFF TIFF格式是文档图像和文档管理系统中的标准格式。在这种环境中它通常使用支持黑白（也称为二值或者单色）图像的CCITT Group IV 2D压缩。在大量生产的环境中，文档通常扫描成黑白图像（而不是彩色或者灰阶图像）以节约存储空间。A4大小200dpi（每英寸点数分辨率）扫描结果平均大小是30KB，而300dpi的扫描结果是50KB。300dpi比200dpi更
Linux ext3 在Red Hat Linux 7.2版中，Red Hat首次支持了日志文件系统的ext3文件系统。该文件系统是在ext2文件系统的基础上进行了改进，是使用了日志功能的ext2文件系统加强版。ext3文件系统为ext2文件系统共享了所的磁盘设备，并添加了向ext2文件系统转换的能力。 ext3基于ext2的代码，所以它的磁盘格式和ext2的相同，这意味着一个干净卸载的ext3文件系统可以作将ext2文件系统毫无问题地重新挂装。ext3文件系统和ext2文件系统都使用相同的元数据，因而有可能执行ext2文件系统到ext3文件系统的现场升级，从ext2文件系统升级到ext3只需要短短的几分钟。 1．日志（Journaling） 日志块设备层（JBD，Journaling block device layer）完成ext3文件系统日志功能。JBD不是ext3文件系统所特有的，它的设计目标是为了向一个块设备添加日志功能。当一个修改执行时，ext3文件系统代码将通知JBD，称为一个事务（transaction）。如果在事务执行时突然断电或出现其他情况导致事务终止，日志功能具有的重放功能，能重新执行中断的事务。日志中有三种数据模式：第一种模式：data=writeback。在这种模式里ext3文件系统根本不处理任何形式的日志数据（如XFS、JFS和ReiserFS）。尽管事实上它提供有限的数据完整性并能摧毁用户最近修改的文件，但这种模式能给用户整体上的最高性能。 第二种模式：data=ordered，在这种模式下ext3文件系统只记录元数据日志，但它将元数据和数据分组成一个单元称为事务（transaction）。这种模式保持数据的可靠性与文件系统一致性，这意味着在系统崩溃后，用户不会在新近写入的文件中看到任何垃圾数据。总体来说这种模式的性能远远低于data=writeback模式，但却比data=journal模式快很多。 第三种模式：data=journal。这种模式提供了完整的数据及元数据日志，所有新数据，首先被写入日志，然后才被定位。当发生灾难性故障后，日志可以被重新播放，将数据和元数据带回到一致状态。这种模式的整体性能是最慢的，但数据需要从磁盘读取和写入磁盘时却是三种模式中最快的。 2．ext3文件系统的优点 ext3文件系统在ext2文件系统的基础了做出了很大改进，并解决了ext2文件系统的缺点。除了具有明显的优点外，ext3文件系统还具有以下特点： 可用性 ext3文件系统提供了登记报表方式，这意味着非正常系统关机后没必要再进行类似ext2中fsck的检查。ext3文件系统的检查只在一些罕见的硬件失效的情况下发生。非法系统关机后，ext3文件系统的恢复时间不根据文件系统的大小或文件的数量而定，而是根据用于维护一致性的登记日志文件的大小而定。
第二章 公司和企业的区别 公司是依照公司法设立的以营利为目的的企业法人。企业是指依法设立的、以营利为目的的、从事生产经营活动的独立核算的经济组织。企业根据不同的标准可以有不同的分类的，按照组织形式的不同，可以将企业分为独资企业、合伙企业、公司制企业等。从公司的定义可以看出公司是企业中的一种。依照公司法设立的公司，具有法人资格，可以依法独立承担民事责任；而企业中还包括不具有法人资格的企业，例如个人独资企业、合伙企业，这两种企业不具有法人资格，但属于企业的范畴。 有限责任公司和股份有限公司的区别 有限责任公司股份有限公司 设立方式不同只能以发起方式设立既可以发起设立，也可以募集设立 股东人数上下限规定不同股东人数为50人以下发起人人数为2人以上200 人以下，且半数以上的发起人在中国境内有住所 出资证明形式不同以纸面记名方式的出资证明书为出资证明以纸面或无纸化的股票为出资证明，既可以采取记名方式，也可以采取无记名方式 股权转让方式不同股东间可以自由转让其全部或部分股权，股东向股东之外的人转让股权，应当经过其他股东过半数同意；经股东同意转让的股权，在同等条件下其他股东有优先购买权除法律限制外，股票可以自由转让。股东向股东以外的人转让股票时，其他股东无优先购买权 注册资本最低限额不同为3万元；一人有限责任公司为10万元为人民币500万元；上市公司为3000万元 组织机构不同股东会、董事会、监事会并非必设机构股东大会、董事会、监事会为必设机构 企业所有权与经营权分离程度不同两权分离程度较低，其股东往往通过出任经营职务直接参与公司的经营管理，决定公司事务两权分离程度较高，法律对其规定较多的强制性义务 信息披露义务不同无限制财务状况和经营情况等要依法进行公开披露
产品特性与过程特性得区别 如果说产品特性从安全、法规、性能、尺寸、外观、装配等方面考虑,过程特性仅从产品形成过程中得参数(温度、压力、电压、电流)等考虑就是不就是很准确呢??欢迎大家讨论,敬请指教! 简单得讲,产品特性就是随着产品走,如过程加工中产品得尺寸、材料等，?过程特性就是在过程上不随产品走得东西，如工艺参数温度、压力等、 我一般就是作这样得区分、 产品特性能做ｓpｃ,过程特性不能 产品特性一般就是指产品工程规范得要求;过程特性可以指工艺（过程)参数 过程特性保证产品特性 虽然大家说得都对,但就是怎样确定产品与过程得特殊特性呢？就是不就是特殊特性都要采用SＰC控制或10０%控制或防差错系统? ?通过fmｅa来确定得!根据过程得风险以及顾客得呼声来确定控制方法！ 特性矩阵分析－初始特殊特性清单-FMＥA-控制计划？ 还就是:特性矩阵分析-FMEＡ－初始特殊特性清单-－控制计划？ 第一阶段: 确定初始过程特殊特性清单ＦMA分析 第二阶段?样件控制计划产品与过程特殊特性 第三阶段 特性矩阵图试生产控制计划PFMEA?第四阶段：?控制计划 产品特性,随着产品走,就是在过程中形成得,而过程特性不随产品走,我们只有通过过程特性来控制产品特性。而控制产品特性包括人、机、法、环、测与过程规范,故这些都就是过程特性;产品特性可以从料、技术要求、技术规范进行考虑。谁有更深层次得讨论,请指教。 更正一下。?初始特殊特性清单-特性矩阵分析-PFＭEA-控制计划先有特殊特性,才有特性矩阵分析。体现特性与过程之间得相互关系及特性之间得影响。 产品特性与过程特性得区别：用过程特性去保证产品特性啊！产品特性就是要带到最总顾客得手里啊！而过程特性就是在过程中为保证产品得特性而对过程设置得特性,过程控制主要控制“过程特性啊” 特殊特性释义? 以下就是我对特殊特性得一些见解,希望能够得到大家得评论！也就是为了“特殊特性清单就是越来越长还就是越来越短”得讨论而作 特殊特性就是AＰＱＰ得核心。无论就是QS９0０0还就是TS169４9,其实对于特殊特性得解释与理解就是一样得。不同得就是QＳ900０着重阐明了通用、福特、克莱斯勒三大车厂得特殊要求。如对特性得等级分类以及特性符号标记。而TS１6９49则体现得就是大众化得,灵活得,可根据顾客而定得特性要求。?现在就以TS１6９49体系中对于特殊特性得理解来展开说明,一直推广到QS9000中得特殊要求。 TS１6949中特殊特性得出处说明！? TＳ169４9有两处地方出现过特殊特性。 第一处: 7.2.1、1顾客指定得特殊特性?组织必须在特殊特性得指定、文件化、与控制方面符合客户得所有要求。 解释：也就就是说凡就是客户指定得特殊特性,应在相关文件中体现。?相关文件有：设计FＭEA、过程FMEA、控制计划、作业指导书、检验规范等 在上述文件中应作特殊特性符号得标记。
文件系统btrfs ext3ext4jfs reiserfs reiser4xfs ntfs zfs 最大卷容量16 EB32 TB 1 EB (16TB)32 PB16 TB??16 EB256 TB16 EB 最大文件容量16 EB 2 TB16 TB 4 PB8TB8TB8 EB16 TB16 EB 目录结构 B tree list/tree list/Htree B tree B+ tree dancing B* tree B+ tree B+ tree hash table 文件分配extents bitmap/table bitmap/extents bitmap/extents bitmap??extents bitmap?? ACLS Yes Yes Yes Yes No No Yes ACLS only Yes checksum Yes No journal No No No No No Yes 透明压缩Yes No No No No Plugin No Yes Yes 透明加密No No No No No Plugin No Yes Yes online defrag Yes No Yes Yes No Yes Yes Yes Yes shrink Yes Yes Yes No Offline resize Offline No Yes No 全填充速率 全填充利用率0.89450.90650.90470.99590.99270.9918大文件效率14.67617.43510.725513.749314.31912.7093大文件删除 2.693 5.262 2.4220.037 1.8020.296小文件效率9.949 5.131 2.786640.94913.6058.978小文件删除 6.73710.7227 1.3916.116 2.756 5.653循环列文件0.1240.0890.0020.0940.190.099大文件read204620619314511946598200391215377521970242大文件write1279625565960926461962617446841812466大文件rndread201277119262871934420198527314901991976056大文件rndwrite138040411870101294689144601113082101384804小文件read237589329348153019732270843725593712236197小文件write926602526469681710844237395810939536小文件rndread332464735445662702282373755140455752666753小文件rndwrite91027715259701244240191075617903931311261以上数据，在公司的debian testing上测定。机器型号Dell Inspiron 560s，CPU Dual-Core E5700，4G内存，硬盘WDC WD3200AAKS-75L9A0。系统是debian testing，内核2.6.39-2-amd64。全填充是用time dd if=/dev/zero of=abc来测试填满?一个分区的速度和容量。大文件是四个ISO文件，共1.3G，从tmpfs上复制到目标设备上的时间平均值，三次平均。小文件是pypy/python2.7/linux kernel2.6.39所有源码，总计49242个文件，629M。从tmpfs上复制到目标设备的时间平均值，三次平均。循环列文件是通过time find .测试效率。下面测试单位为bytes/sec，是iozone测试结果。 首先是文件利用率，btrfs/ext3/ext4会消耗10%左右的空间作为系统消耗。如果你需要比较高的磁盘利用率，请不要考虑这三种系统。也许你会认为，放文件又不会放满，必须空出部分来才能减少文件碎片。实际上，被消耗掉的空间也并不是白白消耗，你的所有数据，都会增加10%的系统消耗空间。因此ntfs的防碎片阀值（为了防止碎片化，磁盘使用率不应当高于）大约是85%，而ext3就只有75%-80%。 其次是大文件效率，除了ext3不予考虑外，其余系统都过的去。btrfs/ext4在删除大文件的时候耗时略多，大概是和管理特性有关。 第三是小文件效率。如果你需要用小文件，千万不要考虑jfs，慢到我无法相信。ext4比btrfs和xfs快了四倍左右，非常适合操作大量小文件。例如源码编译，有blog说ext4比xfs快数倍。
公司详细分类与区别 Company number【1089WT-1898YT-1W8CB-9UUT-92108】
公司分类 子公司与分公司 1、设立方式不同 子公司：一般由两个以上股东发起设立，，独立承担，在其自身经营范围内独立开展各种业务活动。 分公司：设立时不要求注册资金，属于总公司的，虽然也可以独立开展业务活动，但应在公司授权范围内进行，经营范围不能超过总公司的经营范围。 2、方式和名称不同 子公司在工商部门领取《企业法人营业执照》，子公司的名称为xxx 有限责任公司或xxx股份有限公司； 分公司则领取《营业执照》，分公司的名称为xxx有限公司xxx分公司。
3、诉讼中的法律效果不同 子公司由于是独立法人，只能就其自身资产追究； 分公司不是独立法人，业务开展过程中出现不能履行债务的情形时，可以要求总公司承担清偿义务。在诉讼中，可以直接把总公司列为共同被告要求承担责任。 4、承担债务的方式不同。 子公司股东仅以出资额为限对公司有限责任； 分公司则先以自有资产承担，不足部分由总公司。 分公司和办事处 分公司可以从事经营活动，而办事处一般只能从事总公司营业范围内的业务联络活动，这是两者的最大区别。?办事处、代表处是不能申请领取营业执照的，是不具有经营资格的，不能以自己的名义签订商业贸易合同进行营利性的贸易、投资活动，否则其签订的营利性协议是无效的。其职责仅仅是联络、了解分析市场行情、参与商务谈判。 根据工商法规要求，有经营行为的分支机构必须采取分公司形式，无经营行为可以设立办事处。在工商登记方面，办事处和分公司都属于公司分支机构，要求提交的材料基本相同。? 从分支机构职能上看，办事处只能做销售协调，不能经营。分公司能与客户签合同，开发票，全面展开业务，这是两种分支机构最重要的区别。? 外商投资企业设立的办事机构从事业务活动的合法凭证是《外商投资企业办事机构注册证》，依据该《注册证》，可以刻制公章，开立银行帐户，从事业务活动。
Ext3文件系统、NTFS文件系统、FAT32文件系统 2009-06-27 16:31 --------------------------------Ext3-------------------------------------- Ext3 Ext3（Third extended file system） Ext3是一种日志式文件系统,是对ext2系统的扩展,它兼容ext2。日志式文件系统的优越性在于:由于文件系统都有快取层参与运作，如不使用时必须将文件系统卸下，以便将快取层的资料写回磁盘中。因此每当系统要关机时，必须将其所有的文件系统全部shutdown后才能进行关机。 如果在文件系统尚未shutdown前就关机 (如停电) 时，下次重开机后会造成文件系统的资料不一致，故这时必须做文件系统的重整工作，将不一致与错误的地方修复。然而，此一重整的工作是相当耗时的，特别是容量大的文件系统，而且也不能百分之百保证所有的资料都不会流失。 为了克服此问题，使用所谓‘日志式文件系统(Journal File System) ’。此类文件系统最大的特色是，它会将整个磁盘的写入动作完整记录在磁盘的某个区域上，以便有需要时可以回溯追踪。 由于资料的写入动作包含许多的细节，像是改变文件标头资料、搜寻磁盘可写入空间、一个个写入资料区段等等，每一个细节进行到一半若被中断，就会造成文件系统的不一致，因而需要重整。 然而，在日志式文件系统中，由于详细纪录了每个细节，故当在某个过程中被中断时，系统可以根据这些记录直接回溯并重整被中断的部分，而不必花时间去检查其他的部分，故重整的工作速度相当快，几乎不需要花时间。 Ext3概述 开发商：开放源代码 全称：Third extended file system 发布时间：2001年11月 (Linux 2.4.15) 分区标识：0x83 (MBR)；EBD0A0A2-B9E5-4433-87C0-68B6B72699C7 (GPT) Ext3结构 目录内容：表, 树 文件分配：位图(空闲区域), 表(元数据) 坏块：表 限制 最大文件大小：16GiB – 64TiB 最大文件数量：可变 最长文件名限制：255字节 最大卷大小：2TiB – 32TiB 文件名允许的字符数：除NUL和'/'外的所有字节