initrd和initramfs的区别？

据我所知， initrd作为一个块设备，因此需要一个文件系统驱动程序（如ext2 ）。 内核必须至less有一个用于检测initrd文件系统的内置模块。 在本文中， 介绍初始RAM磁盘的新模型initramfs ，它写道：

但是由于caching的原因，ramdisk实际上浪费了更多的内存。 Linux被devise为caching从块设备读取或写入到块设备的所有文件和目录条目，因此Linux将数据从RAM存储器复制到“页面caching”（用于文件数据）和“dentry cache”（用于目录条目） 。 虚拟硬盘伪装成块设备的缺点是它被视为块设备。

什么是page cache和dentry cache ？ 在该段落中，是否意味着数据被复制，因为ramdisk被视为块设备，因此所有数据都被caching？

相反， ramfs ：

几年前，Linus Torvalds有一个很好的想法：如果Linux的caching可以像文件系统一样安装？ 只要将文件保存在caching中，永远不要删除它们，直到它们被删除或系统重新启动？ Linus在名为“ramfs”的caching中写了一个小小的包装，其他内核开发人员创build了一个名为“tmpfs”的改进版本（它可以将数据写入交换空间，并限制给定挂载点的大小，所有可用内存）。 Initramfs是tmpfs的一个实例。

这些基于ram的文件系统会自动增长或缩小以适应其包含的数据的大小。 将文件添加到ramfs（或扩展现有文件）将自动分配更多的内存，删除或截断文件将释放该内存。 块设备和caching之间没有重复，因为没有块设备。 caching中的副本是数据的唯一副本。 最重要的是，这不是新的代码，而是现有Linuxcaching代码的新应用程序，这意味着它几乎没有添加任何大小，非常简单，并且基于经过严格testing的基础架构。

总之， ramfs只是文件打开并加载到内存中，不是吗？

initrd和ramfs都是在编译时压缩的，不同之处在于， initrd是一个解压缩的块设备，在启动时被内核挂载，而ramfs通过cpio解压到内存中。 我对么？ 或者ramfs是一个非常小的文件系统？

最后，直到今天， initrd映像仍然存在于最新的内核中。 但是， initrd实际上就是今天使用的ramfs ，名字只是为了历史的目的？

Answer 1

Dentry（和inode）caching

Linux中的文件系统子系统有三层。 VFS（虚拟文件系统），实现系统调用接口并处理穿越挂载点和默认权限和限制检查。 下面是单个文件系统的驱动程序，接下来又连接到块设备（磁盘，存储卡等;networking接口是例外）的驱动程序。

VFS和文件系统之间的接口是几个类（它是纯C的，所以包含指向函数的指针等的结构，但概念上它是面向对象的接口）。 主要的三个类是inode ，它描述了文件系统中的任何对象（文件或目录）， dentry描述了一个目录和file中的条目，它描述了一个进程打开的文件。 挂载时，文件系统驱动程序为其根目录创buildinode和dentry ，而当进程想要访问文件并最终过期时，会根据需要创build其他目录。 这是一个dentry和inodecaching。

是的，这意味着对于每一个打开的文件和任何一个根目录下的目录，必须在内核内存中分配inode和dentry结构来代表它。

页面caching

在Linux中，每个包含userland数据的内存页面都用统一的page结构来表示。 这可能会将页面标记为匿名（如果可用，可能会交换到交换空间），或将其与某些文件系统上的inode关联（可能会被写回到文件系统并从文件系统重新读取），并且可以是任意数量的内存的一部分地图，即在某个进程的地址空间中可见。 当前加载到内存中的所有页面的总和就是页面caching。

这些页面用于实现mmap接口，而常规的读写系统调用可以通过文件系统以其他方式实现，大多数接口使用也使用页面的generics函数。 有一些generics函数，当请求文件读取时，分配页面并调用文件系统来逐个填充它们。 对于基于块设备的文件系统，它只是计算适当的地址并将该填充委托给块设备驱动程序。

ramdev（ramdisk）

Ramdev是常规的块设备。 这允许在其上层叠任何文件系统，但是它受到块设备接口的限制。 而这只是填写调用者分配的页面并将其写回的方法。 这正是磁盘，存储卡，USB大容量存储器等实际块设备所需要的，但对于虚拟磁盘而言，这意味着数据在内存中存在两次，一次存储在内存中，一次存储在内存中呼叫者。

这是实施initrd的旧方法。 从initrd罕见和异乎寻常的发生时间。

TMPFS

Tmpfs是不同的。 这是一个虚拟文件系统。 它提供给VFS的方法是绝对的最低限度使它工作（因为它是什么inode，dentry和文件方法应该做的很好的文档）。 文件只有在inodecaching中有相应的inode和dentry时才存在，当文件被创build时创build，并且除非文件被删除，否则永不过期。 当数据被写入时页面与文件相关联，否则就像匿名文件一样（数据可以被存储为交换，只要文件存在， page结构就保持使用）。

这意味着在内存中没有额外的数据副本，整个事情要简单得多，而且也要稍微快一点。 它只是使用数据结构，作为任何其他文件系统的caching，因为它是主存储。

这是实现initrd （ initramfs ，但图像仍然只是initrd ）的新方法。

这也是实现“posix共享内存”的方法（简单的说，tmpfs被挂载在/dev/shm ，应用程序可以自由地在这里创build文件并进行映射;简单高效），最近甚至是/tmp和/run /var/run ）通常会在笔记本上安装tmpfs，以防止磁盘旋转起来，或者避免SSD出现磨损。

Answer 2

我认为你是对的。

如果您按照启动时所需的步骤操作，很容易看出差异：

initrd

• 一个ramdev块设备被创build。 这是一个基于RAM的块设备，它是使用内存而不是物理磁盘的模拟硬盘。
• initrd文件被读取并解压缩到设备中，就像您执行了zcat initrd | dd of=/dev/ram0 zcat initrd | dd of=/dev/ram0或类似的东西。
• initrd包含一个文件系统的映像，所以现在你可以像往常一样mount /dev/ram0 /root文件系统： mount /dev/ram0 /root 。 当然，文件系统需要一个驱动程序，所以如果你使用ext2，ext2驱动程序必须在内核中编译。
• 完成！

initramfs

• 安装tmpfs ： mount -t tmpfs nodev /root 。 tmpfs不需要驱动程序，它始终在内核上。 不需要设备，不需要额外的驱动程序
• initramfs直接解压到这个新的文件系统： zcat initramfs | cpio -i zcat initramfs | cpio -i或类似的。
• 完成！

是的，它仍然被称为initrd在许多地方，虽然它是一个initramfs ，特别是在引导加载程序，因为它们只是一个BLOB。 启动时由操作系统做出区别。