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就像我们了解的Windows和Mac OS,linux也是一个操作系统。如下图，linux就是系统调用接口和内核那两层。
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通过上面的说明，我们知道了 Linux 其实就是一个操作系统最底层的核心及其提供的核心工具，任何人均可取得核心码与可执行这个核心程序，并且可以修改。此外，由于linux参考POSIX设计规范，于是 兼容UNIX操作系统，故可称为Unix Like的一种。
为了让一般使用者能够接触到linux，很多的商业公司和非盈利团体，就将linux kernal(含tools)与可运行的软件整合起来，加上自己具有创意的工具程序，这个工具程序可以让用户以光盘/DVD或者透过网络直接安装和管理linux系统。这个 kernal+softwares+tools的可完全安装 ，我们称其为 linux distribution（可完全安装套件、linux发布商套件）
对于linux来说，所有的程序和系统装置都是文件， 一切都是文件。
由于利用 Linux 来开发产品或distributions 的社群/公司与个人很多，若是每个人都用自己的想法来配置文件放置的目录，就会造成个人不能使用他人的linux系统的PC。因为你根本不知道一些基本的配置，文件在哪里，这就造成了混乱。所以，就有所谓的 Filesystem Hierarchy Standard(FHS) 标准出炉了。
也就是说，FHS 的重点在于规范每个特定的目录下应该要放置什么样子的数据而已。
事实上，这个 FHS仅是规范出在根目录 ( / ) 底下各个主要的目录应该是要放置什么样的文件而已。 FHS 定义出两层规范出来，第一层是 / 底下的各个目录应该要放置什么样内容的文件数据，例如 /etc 应该要放置设定档， /bin 与 /sbin 则应该要放置可执行档等等。第二层则是针对 /usr 及 /var 这两个目录的次目录来定义的。 例如 /var/log 放置系统登录文件、 /usr/share放置共享数据等等。
在一个文件系统中，我们总有一个被称为 根目录 的东西，这个根目录里包含了所有其他目录和文件。
在Windows中，可以有好几个根目录，比如说C盘（C:\）是你的硬盘的根目录，H盘可能是你的光盘驱动器的根目录。
Linux中有且只有一个根目录，就是 / 。
如果以较为完整的树状目录来视察的话， 可以将整个 Linux 的树状目录绘制成下图：
Linux是一个真实的、完整的 多用户多任务 的操作系统，多用户多任务就是可以在系统上建立多个用户，而多个用户可以在同一时间内登录同一系统执行各自不同的任务，而互不影响。例如某台Linux服务器上有4个用户，分别是root、www、ftp和MySQL，在同一时间内，root用户可能在查看系统日志，管理维护系统；www用户在修改自己的网页程序；FTP用户可能在上传软件到服务器；MySQL用户在执行自己的sql查询，每个用户互不干扰，有条不紊地进行着自己的工作，而每个用户不能越权访问，比如www用户不能执行MySQL用户的查询操作，FTP用户不能修改www用户的网页程序，由此可知， 不同用户具有不同的权限，每个用户在权限允许的范围内完成不同的任务，Linux正是通过这种权限的划分与管理，实现了多用户多任务的运行机制。
Linux下用户是根据角色定义的，具体分为三种角色：
超级用户 ：系统管理员，拥有对系统的最高管理权限，默认是root用户
普通用户 ：只能对自己目录下的文件进行访问和修改，具有登录系统的权限，例如上面的www、FTP用户等
虚拟用户 ：也叫“伪”用户，这类用户最大的特点就是不能登录系统，他们的存在主要是方便系统管理，满足相应的系统进程对文件属主的要求。例如系统默认的bin、adm、nobody用户等，一般运行的web服务，默认就是使用的nobody用户，但是nobody用户是不能登录系统的。
Linux是一个多用户多任务的分时操作系统，如果要使用系统资源，就必须向系统管理员申请一个账户，然后通过这个账户进入系统。这个账户和用户是一个概念，通过建立不同属性的用户，一方面，可以合理的利用和控制系统资源，另一方面也可以帮助用户组织文件，提供对用户文件的安全性保护。
每个用户有用一个唯一的用户名和用户口令。
用户组是具有相同特征用户的逻辑集合 ，有时我们需要让多个用户具有相同的权限，比如查看、修改某一个文件的权限，一种方法是分别对多个用户进行文件访问授权，如果有10个用户的话，就需要授权10次，显然这种方法不太合理；另一种方法就是建立一个组，让这个组具有查看、修改此文件的权限，然后将所有需要访问此文件的用户放入这个组中，那么所有的用户就具有了和组一样的权限，这就是用户组。 用户分组是Linux系统中对用户进行管理及控制访问权限的一种手段，通过定义用户组，很大程度上简化了管理工作。
用户和用户组的关系有：
一对一：即一个用户可以存在一个组中，也可以是组中的唯一成员
一对多：即一个用户可以存在多个用户组中，那么此用户具有多个组的共同权限。
多对一：多个用户可以存在一个组中，这些用户具有和组相同的权限
多对多：多个用户可以存在多个组中。
linux的语言是c语言写的,c语言是严格区分大小写的,linux命令中大小写也是完全不同的。
终端展现：
登录linux终端后，linux默认的命令行提示信息的格式：
说明 ：有些命令即使你使用su root 切换到root用户，仍无法执行。所以还是建议使用su – root
x （access directory）: x 与能否进入该目录有关
相对路径就是相对当前你所在路径开始算。
绝对路径是从linux最底层的根(/)开始算。
其中：在Linux中，绝对路径是从/（根目录）开始的，路径最前面是/的话就是绝对路径。
相对路径是直接输入当前路径下的文件夹或者以 . 或 .. 开始算的，.表示用户当前操作所处的位置，.. 表示上一级目录。
举个例子：
/home/oracle 这个路径就是绝对路径
./home/oracle 这个就是相对路径，例如现在在/test路径下，此条路径换算成绝对路径为/test/home/oracle
../home/oracel 这个也是相对路径，例如现在在/test路径下，此条路径换算成绝对路径为：/home/oracel
注意后面两个的对比，..是回到上一级然后在往后算。
使用pwd命令可以查看当前所在的绝对路径。‘
如题中提出的问题，答案如下：
由于不清楚相对路径是相对于哪个路径，这里默认在/目录下。
用相对路径名从usr/bin跳到/home/staff/john/project
答：cd ../../home/staff/john/project 或者 cd /home/staff/john/project
用绝对路径名从usr/bin跳到/temp
答：cd ../../temp 或者 cd /temp
用相对路径名从usr/bin跳到/etc/rc.d
答：cd ../../etc/rc.d 或者 cd /etc/rc.d
跳转路径可以直接输入绝对路径
每个Linux使用者在安装Linux时都会遇到这样的困境：在为系统分区时，如何精确评估和分配各个硬盘分区的容量，因为系统管理员不但要考虑到当前某个分区需要的容量，还要预见该分区以后可能需要的容量的最大值。如果估计不准确，当遇到某个分区不够用时管理员可能甚至要备份整个系统、清除硬盘、重新对硬盘分区，然后恢复数据到新分区
逻辑卷管理器LVM（Logicl Volume Manager），通过使用逻辑卷管理器对硬盘存储设备进行管理，可以实现硬盘空间的动态划分和调整，而且可以将零碎的空间进行整合
• 物理卷（PV－Physical Volume）
物理卷在逻辑卷管理中处于最底层，它可以是实际物理硬盘上的分区，也可以是整个物理硬盘
• 卷组（VG－Volumne Group）
卷组建立在物理卷之上，一个卷组中至少要包括一个物理卷，在卷组建立之后可动态添加物理卷到卷组中。一个逻辑卷管理系统工程中可以只有一个卷组，也可以拥有多个卷组
• 逻辑卷（LV－Logical Volume）
逻辑卷建立在卷组之上，卷中的未分配空间可以用于建立新的逻辑卷，逻辑卷建立后可以动态地扩展和缩小空间。系统中的多个逻辑卷可以属于同一个卷组，也可以属于不同的多个卷组
逻辑卷管理器和是主分区还是逻辑分区没有关系
vgdisplay 里的PE Size是指逻辑卷的最小单位。假设PE Size是4M；比如我向里写东西。我一个文件可能只占用1B的容量，但是我先占上4M，其他的也是，不足4M我也先占上4M。等到每个块都用了，但是每个块都有剩余位置的时候，会把每个区的剩余位置都拼凑一下，以供使用。但是只要还有没被占用的块，都不会使用用过的块。逻辑卷大小为这个PE Size的整数倍
处在它所在的文件夹的时候是无法卸载的
我现在想创建两个卷组，vg1和vg2。sdc1和sdc2给vg1，sdc3和sdc4给vg2
修改卷组属性，用来设置卷组是否处于活动状态，活跃状态的时候卷组无法被删除，非活动状态的卷组才能被删除掉。VG Status：resizable是表示可被调整大小的状态。lvremove时有可能因为逻辑卷里东西过多导致删除逻辑卷的时候假删除，即逻辑卷没了，但是里面东西还在，这时卷组觉得它里面还有东西，就会处于活跃状态，这时需要↓
接下来resize1要用来做块（逻辑卷）的放大，resize2要用来做块的缩小。设备放大时不论是挂载状态下或非挂载状态下都可以做放大，即在线放大。但是缩小的话设备要是非挂载的状态，即离线缩小
df -lh
发现size大小变小了。之前给的resize1是800M，resize2是784M，这里的大小表示文件系统（filesystem）大小（即这个设备能存多少东西），剩下的容量mkfs，挂载的时候都会损耗一定的容量大小。文件系统大小不会随着块的变大或缩小而改变，需要手动才能改变文件系统大小。
❉ 放大要先放大块的大小，再放大文件系统的大小
lvresize -L +200M /dev/vg3/resize1 放大逻辑卷
如果不带+，会出现warning，+时是在原有基础之上加200M，不加+的话就是将现有逻辑卷的大小调整成200M。如果比之前设置的逻辑卷小的话就证明是要将其缩小，会造成数据丢失
resize2fs /dev/vg3/resize1 调整文件系统大小，但是不会管你到底是放大还是缩小，就是将文件系统调整到它可以变大的最大程度
df -lh 看设备容量变大了
❉ 缩小的时候要先将文件系统缩小，再缩小逻辑卷的大小
umount /mnt/rs2/
resize2fs /dev/vg3/resize2 700M
出现提示 [请先输入e2fsck -f /dev/vg3/resize2 命令]，将处于多个块当中的内容整理到一起，以便进行缩小。但是也不能百分百保证数据不丢失
e2fsck -f /dev/vg3/resize2
resize2fs /dev/vg3/resize2 700M
lvresize -L 700M /dev/vg3/resize2
mount /dev/vg3/resize2 /mnt/rs2/ 重新挂载回来
df -lh 看系统里设备和文件系统挂载的使用情况
发现size变小了，缩小成功
ls -al命令来观察文件权限，每个文件的权限都用10位表示，其中第一段占1位，表示第一个字符代表这个文件的类型（目录，文件或链接文件）。
若为“d”则是目录，若为“-”则是文件，若为“l”则表示链接文件，若为“”则表示为设备文件里面的可供存储的周边设备，若为“c”则表示为设备文件里面的串行端口设备，如键盘鼠标。
第二段占3位，表示权限，均为[rwx]的三个参数的组合。其中r表示可读，w表示可写，x表示可执行，如果没有权限，则会显示减号“-”。
扩展资料：
Linux命令注意事项：
Linux的命令（也包括文件名等等）对大小写是敏感的，也就是说，如果你输入的命令大小写不对的话，系统是不会做出你期望的响应的。
Linux常用的命令：
clear，这个命令是用来清除屏幕的，它不需要任何参数，和dos下面的cls具有相同的功能，如果你觉得屏幕太紊乱，就可以使用它清除屏幕上的信息。
目录切换（cd），使用cd（Change Directory）命令可以在不同目录之间切换。
列出目录中的文件(ls)，在Linux命令行终端中使用的最多的命令就是这个ls，它可以帮助我们列出当前目录下都有哪些文件。
参考资料来源：百度百科-Linux命令
开发十年经验总结，阿里架构师的手写Spring boot原理实践文档
阿里架构师的这份：Redis核心原理与应用实践，带你手撕Redis
Tomcat结构原理详解
说到进程，恐怕面试中最常见的问题就是线程和进程的关系了，那么先说一下答案： 在 Linux 系统中，进程和线程几乎没有区别 。
Linux 中的进程其实就是一个数据结构，顺带可以理解文件描述符、重定向、管道命令的底层工作原理，最后我们从操作系统的角度看看为什么说线程和进程基本没有区别。
首先，抽象地来说，我们的计算机就是这个东西：
这个大的矩形表示计算机的 内存空间 ，其中的小矩形代表 进程 ，左下角的圆形表示 磁盘 ，右下角的图形表示一些 输入输出设备 ，比如鼠标键盘显示器等等。另外，注意到内存空间被划分为了两块，上半部分表示 用户空间 ，下半部分表示 内核空间 。
用户空间装着用户进程需要使用的资源，比如你在程序代码里开一个数组，这个数组肯定存在用户空间；内核空间存放内核进程需要加载的系统资源，这一些资源一般是不允许用户访问的。但是注意有的用户进程会共享一些内核空间的资源，比如一些动态链接库等等。
我们用 C 语言写一个 hello 程序，编译后得到一个可执行文件，在命令行运行就可以打印出一句 hello world，然后程序退出。在操作系统层面，就是新建了一个进程，这个进程将我们编译出来的可执行文件读入内存空间，然后执行，最后退出。
你编译好的那个可执行程序只是一个文件，不是进程，可执行文件必须要载入内存，包装成一个进程才能真正跑起来。进程是要依靠操作系统创建的，每个进程都有它的固有属性，比如进程号（PID）、进程状态、打开的文件等等，进程创建好之后，读入你的程序，你的程序才被系统执行。
那么，操作系统是如何创建进程的呢？ 对于操作系统，进程就是一个数据结构 ，我们直接来看 Linux 的源码：
task_struct 就是 Linux 内核对于一个进程的描述，也可以称为「进程描述符」。源码比较复杂，我这里就截取了一小部分比较常见的。
我们主要聊聊 mm 指针和 files 指针。 mm 指向的是进程的虚拟内存，也就是载入资源和可执行文件的地方； files 指针指向一个数组，这个数组里装着所有该进程打开的文件的指针。
先说 files ，它是一个文件指针数组。一般来说，一个进程会从 files[0] 读取输入，将输出写入 files[1] ，将错误信息写入 files[2] 。
举个例子，以我们的角度 C 语言的 printf 函数是向命令行打印字符，但是从进程的角度来看，就是向 files[1] 写入数据；同理， scanf 函数就是进程试图从 files[0] 这个文件中读取数据。
每个进程被创建时， files 的前三位被填入默认值，分别指向标准输入流、标准输出流、标准错误流。我们常说的「文件描述符」就是指这个文件指针数组的索引 ，所以程序的文件描述符默认情况下 0 是输入，1 是输出，2 是错误。
我们可以重新画一幅图：
对于一般的计算机，输入流是键盘，输出流是显示器，错误流也是显示器，所以现在这个进程和内核连了三根线。因为硬件都是由内核管理的，我们的进程需要通过「系统调用」让内核进程访问硬件资源。
PS：不要忘了，Linux 中一切都被抽象成文件，设备也是文件，可以进行读和写。
如果我们写的程序需要其他资源，比如打开一个文件进行读写，这也很简单，进行系统调用，让内核把文件打开，这个文件就会被放到 files 的第 4 个位置，对应文件描述符 3：
明白了这个原理， 输入重定向 就很好理解了，程序想读取数据的时候就会去 files[0] 读取，所以我们只要把 files[0] 指向一个文件，那么程序就会从这个文件中读取数据，而不是从键盘：
同理， 输出重定向 就是把 files[1] 指向一个文件，那么程序的输出就不会写入到显示器，而是写入到这个文件中：
错误重定向也是一样的，就不再赘述。
管道符其实也是异曲同工，把一个进程的输出流和另一个进程的输入流接起一条「管道」，数据就在其中传递，不得不说这种设计思想真的很巧妙：
到这里，你可能也看出「Linux 中一切皆文件」设计思路的高明了，不管是设备、另一个进程、socket 套接字还是真正的文件，全部都可以读写，统一装进一个简单的 files 数组，进程通过简单的文件描述符访问相应资源，具体细节交于操作系统，有效解耦，优美高效。
首先要明确的是，多进程和多线程都是并发，都可以提高处理器的利用效率，所以现在的关键是，多线程和多进程有啥区别。
为什么说 Linux 中线程和进程基本没有区别呢，因为从 Linux 内核的角度来看，并没有把线程和进程区别对待。
我们知道系统调用 fork() 可以新建一个子进程，函数 pthread() 可以新建一个线程。 但无论线程还是进程，都是用 task_struct 结构表示的，唯一的区别就是共享的数据区域不同 。
换句话说，线程看起来跟进程没有区别，只是线程的某些数据区域和其父进程是共享的，而子进程是拷贝副本，而不是共享。就比如说， mm 结构和 files 结构在线程中都是共享的，我画两张图你就明白了：
所以说，我们的多线程程序要利用锁机制，避免多个线程同时往同一区域写入数据，否则可能造成数据错乱。
那么你可能问， 既然进程和线程差不多，而且多进程数据不共享，即不存在数据错乱的问题，为什么多线程的使用比多进程普遍得多呢 ？
因为现实中数据共享的并发更普遍呀，比如十个人同时从一个账户取十元，我们希望的是这个共享账户的余额正确减少一百元，而不是希望每人获得一个账户的拷贝，每个拷贝账户减少十元。
当然，必须要说明的是， 只有 Linux 系统将线程看做共享数据的进程 ，不对其做特殊看待 ，其他的很多操作系统是对线程和进程区别对待的，线程有其特有的数据结构，我个人认为不如 Linux 的这种设计简洁，增加了系统的复杂度。
在 Linux 中新建线程和进程的效率都是很高的，对于新建进程时内存区域拷贝的问题，Linux 采用了 copy-on-write 的策略优化，也就是并不真正复制父进程的内存空间，而是等到需要写操作时才去复制。 所以 Linux 中新建进程和新建线程都是很迅速的 。