linux namespace是kernel的一个功能，他可以隔离一系列的系统资源(PID UserID Network)
package mainimport ("log""os""os/exec""syscall"
)func main() {cmd := exec.Command("bash")cmd.SysProcAttr = &syscall.SysProcAttr{Cloneflags: syscall.CLONE_NEWUTS |syscall.CLONE_NEWIPC |syscall.CLONE_NEWPID |syscall.CLONE_NEWNS |//syscall.CLONE_NEWUSER,syscall.CLONE_NEWNET,}//cmd.SysProcAttr.Credential = &syscall.Credential{// Uid: uint32(1),// Gid: uint32(1),//}cmd.Stdin = os.Stdincmd.Stdout = os.Stdoutcmd.Stderr = os.Stderrif err := cmd.Run(); err != nil {log.Fatalln(err)}os.Exit(-1)
}Linux Cgroups提供了对一组进程及将来子进程的资源限制控制和统计的能力，这些资源包括CPU、内存、存储、网络等。通过Cgroups,可以方便地限制某个进程的资源占用，并且可以实时地监控进程的监控与统计信息
cgroup 一个cgroup中包含一组进程，并且可以在这个cgroup上增加Linux subsystem的各种参数配置，将一组进程和一组subsystem的系统参数关联起来
subsystem
hierarchy 将一组cgroup串成一个树状的结构，一个这样的树便是一个hierarchy
如何新建一个Cgroup？
与v1类似，我们也是通过在cgroup相关目录下创建新的目录来创建cgroup控制对象的。比如我们想创建一个叫eintr的cgroup组：
[root@localhost eintr]# cd /sys/fs/cgroup/
[root@localhost cgroup]# ls
llers cgroup.stat cpuset.cpus.effective machine.slice
cgroup.max.depth cgroup.subtree_control s.effective memory.pressure
cgroup.max.descendants cgroup.threads init.scope system.slice
cgroup.procs cpu.pressure io.pressure user.slice
[root@localhost cgroup]# mkdir eintr
[root@localhost cgroup]# ls eintr/
llers cgroup.stat io.pressure memory.min memory.swap.max
cgroup.events cgroup.subtree_control memory.current up pids.current
cgroup.freeze cgroup.threads memory.events memory.pressure pids.events
cgroup.max.depth pe memory.high memory.stat pids.max
cgroup.max.descendants cpu.pressure memory.low memory.swap.current
cgroup.procs cpu.stat memory.max memory.swap.events解释一下目录中的文件：
默认创建出来的eintr组中的llers内容为：
[root@localhost cgroup]# cat llers
memory pids
表示当前cgroup只支持针对memory和pids的限制。如果我们要创建可以支持更多资源限制能力的组，就要去其上一级目录的文件中查看，整个cgroup可以支持的资源限制有哪些？
[root@localhost eintr]# cat /sys/fs/llers
cpuset cpu io memory pids
当前cgroup可以支持cpuset cpu io memory pids的资源限制。
所以，如果我们想创建一个可以支持cpuset cpu io memory pids全部五种资源限制能力的cgroup组的话，应该做如下操作：
[root@localhost eintr]# cat /sys/fs/llers
cpuset cpu io memory pids
[root@localhost eintr]# cat /sys/fs/cgroup/cgroup.subtree_control
cpu memory pids
[root@localhost eintr]# echo '+cpuset +cpu +io +memory +pids' > /sys/fs/cgroup/cgroup.subtree_control
[root@localhost eintr]# cat !$
cat /sys/fs/cgroup/cgroup.subtree_control
cpuset cpu io memory pids
[root@localhost eintr]# mkdir /sys/fs/cgroup/eintr
[root@localhost eintr]# cat /sys/fs/cgroup/llers
cpuset cpu io memory pids
[root@localhost eintr]# cat /sys/fs/cgroup/eintr/cgroup.subtree_control
[root@localhost eintr]# ls /sys/fs/cgroup/eintr/
llers cpu.pressure io.max up
cgroup.events cpu.stat io.pressure memory.pressure
cgroup.freeze cpu.weight io.stat memory.stat
cgroup.max.depth cpu.weight.nice io.weight memory.swap.current
cgroup.max.descendants cpuset.cpus memory.current memory.swap.events
cgroup.procs cpuset.cpus.effective memory.events memory.swap.max
cgroup.stat cpuset.cpus.partition memory.events.local pids.current
cgroup.subtree_control s memory.high pids.events
cgroup.threads s.effective memory.low pids.max
pe io.bfq.weight memory.max
cpu.max io.latency memory.min此时我们创建的eintr组就有cpu，cpuset，io，memory，pids等常见的资源限制能力了。另外要注意，被限制进程只能添加到叶子结点的组中，不能添加到中间结点的组内。
我们再来看一下其他cgroup开头的文件说明：
cgroup.events：包含两个只读的key-value。populated：1表示当前cgroup内有进程，0表示没有。frozen：1表示当前cgroup为frozen状态，0表示非此状态。
这里引申出一个新的知识，即：cgroup v2支持threaded模式。所谓threaded模式其本质就是控制对象从进程为单位支持到了线程为单位。我们可以在一个由domain threaded类型的组中创建多个threaded类型的组，并把一个进程的多个线程放到不同的threaded类型组中进行资源限制。
创建threaded类型cgroup的方法就是把pe改为对应的类型即可。
cgroup.procs：查看这个文件显示的是当前在这个cgroup中的pid list。echo一个pid到这个文件可以将对应进程放入这个组中进行资源限制。
cgroup.threads：跟上一个文件概念相同，区别是针对tid进行控制。
cgroup.max.descendants：当前cgroup目录中可以允许的最大子cgroup个数。默认值为max。
cgroup.max.depth：当前cgroup目录中可以允许的最大cgroup层级数。默认值为max。
cgroup.stat：包含两个只读的key-value。
cgroup.freeze：值为1可以将cgroup值为freeze状态。默认值为0，
当然，相关说明大家也可以在内核源代码中的：Documentation/admin-guide/cgroup-v2.rst 找到其解释。
跟旧版本cgroup功能类似，针对cpu的限制仍然可以支持绑定核心、配额和权重三种方式。只是配置方法完全不一样了。cgoup v2针对cpu资源的使用增加了压力通知机制，以便调用放可以根据相关cpu压力作出相应反馈行为。最值得期待的就是当cpu压力达到一定程度之后实现的自动扩容了。不过这不属于本文章讨论的范围，具体大家可以自己畅想。
使用cpuset资源隔离方式可以帮助我们把整个cgroup的进程都限定在某些cpu核心上运行，在numa架构下，还能帮我们绑定numa结点。
# cat cpuset.cpus
0-4,6,8-10
cpuset.cpus.effective：显示当前cgroup真实可用的cpu列表。
# s
0-1,3
cpuset.cpus.partition：这个文件可以被设置为：root或member，主要功能是用来设置当前cgroup是不是作为一个独立的scheduling domain进行调度。这个功能其实就可以理解为，在root模式下，所有分配给当前cgroup的cpu都是独占这些cpu的，而member模式则可以多个cgroup之间共享cpu。设置为root将使当前cgroup使用的cpu从上一级cgroup的cpuset.cpus.effective列表中被拿走。设置为root之后，如果这个cgroup有下一级的cgroup，这个cgroup也将不能再切换回member状态。在这种模式下，上一级cgroup不可以把自己所有的cpu都分配给其下一级的cgroup，其自身至少给自己留一个cpu。
设置为root需要当前cgroup符合以下条件：
cpuset.cpus中设置不为空且设置的cpu list中的cpu都是独立的。就是说这些cpu不会共享给其他平级cgroup。
上一级cgroup是partition root配置。
当前cgroup的cpuset.cpus作为集合是上一级cgroup的cpuset.cpus.effective集合的子集。
下一级cgroup中没有启用cpuset资源隔离。
更细节的说明可以参见文档。
cpu.max：文件支持2个值，格式为：$MAX $PERIOD。比如这样的设置：
[root@localhost eintr]# cat /sys/fs/cgroup/eintr/cpu.max
max 100000
[root@localhost eintr]# echo 50000 100000 > /sys/fs/cgroup/eintr/cpu.max
[root@localhost eintr]# cat !$
cat /sys/fs/cgroup/eintr/cpu.max
50000 100000这个含义是，在100000所表示的时间周期内，有50000是分给本cgroup的。也就是配置了本cgroup的cpu占用在单核上不超过50%。我们来测试一下：
[root@localhost eintr]# cat while.sh
while :
do:
done[root@localhost eintr]# ./while.sh &
[1] 1829[root@localhost eintr]# echo 1829 > /sys/fs/cgroup/eintr/cgroup.procs
[root@localhost eintr]# cat !$
cat /sys/fs/cgroup/eintr/cgroup.procs
1829
[root@localhost eintr]# top
top - 16:27:00 up 2:33, 2 users, load average: 0.28, 0.09, 0.03
Tasks: 169 total, 2 running, 167 sleeping, 0 stopped, 0 zombie
%Cpu0 : 0.0 us, 0.0 sy, 0.0 ni,100.0 id, 0.0 wa, 0.0 hi, 0.0 si, 0.0 st
%Cpu1 : 0.0 us, 0.0 sy, 0.0 ni,100.0 id, 0.0 wa, 0.0 hi, 0.0 si, 0.0 st
%Cpu2 : 0.0 us, 0.0 sy, 0.0 ni,100.0 id, 0.0 wa, 0.0 hi, 0.0 si, 0.0 st
%Cpu3 : 50.0 us, 0.0 sy, 0.0 ni, 50.0 id, 0.0 wa, 0.0 hi, 0.0 si, 0.0 st
MiB Mem : 1953.2 total, 1057.1 free, 295.5 used, 600.6 buff/cache
MiB Swap: 2088.0 total, 2088.0 free, 0.0 used. 1500.7 avail MemPID USER PR NI VIRT RES SHR S %CPU %MEM TIME+ COMMAND1829 root 20 0 227348 4092 1360 R 52.4 0.2 0:19.24 bash1 root 20 0 106096 15008 9548 S 0.0 0.8 0:02.40 systemd
......可以通过cpu.weight文件来设置本cgroup的权重值。默认为100。取值范围为[1， 10000]。
另外：
cpu.pressure：显示当前cgroup的cpu使用压力状态。详情参见：Documentation/accounting/psi.rst。psi是内核新加入的一种负载状态检测机制，可以目前可以针对cpu、memory、io的负载状态进行检测。通过设置，我们可以让psi在相关资源负载达到一定阈值的情况下给我们发送一个事件。用户态可以通过对文件事件的监控，实现针对相关负载作出相关相应行为的目的。psi的话题可以单独写一个文档，所以这里不细说了。
我们最常用也最好理解的就是对内存使用限制一个上限，应用程序使用不能超过此上限，超过就会oom，这就是硬限制。
memory.max：默认值为max，不限制。如果需要做限制，则写一个内存字节数上限到文件内就可以了。
memory.swap.max：使用swap的上限，默认为max。如果不想使用swap，设置此值为0。
memory.min：这是内存的硬保护机制。如果当前cgroup的内存使用量在min值以内，则任何情况下都不会对这部分内存进行回收。如果没有可用的不受保护的可回收内存，则将oom。这个值会受到上层cgroup的min限制影响，如果所有子一级的min限制总数大于上一级cgroup的min限制，当这些子一级cgroup都要使用申请内存的时候，其总量不能超过上一级cgroup的min。这种情况下，各个cgroup的受保护内存按照min值的比率分配。如果将min值设置的比你当前可用内存还大，可能将导致持续不断的oom。如果cgroup中没有进程，这个值将被忽略。
memory.current：显示当前cgroup内存使用总数。当然也包括其子孙cgroup。
memory.swap.current：显示当前cgroup的swap使用总数。
memory.high：内存使用的上限限制。与max不同，max会直接触发oom。而内存使用超出这个上限会让当前cgroup承受更多的内存回收压力。内核会尽量使用各种手段回收内存，保持内存使用减少到memory.high限制以下。
memory.low：cgroup内存使用如果低于这个值，则内存将尽量不被回收。这是一种是尽力而为的内存保护，这是“软保证”，如果cgroup及其所有子代均低于此阈值，除非无法从任何未受保护的cgroup回收内存，否则不会回收cgroup的内存。
memory.stat：类似meminfo的更详细的内存使用信息统计。
memory.events：跟内存限制的相关事件触发次数统计，包括了所有子一级cgroup的相关统计。
memory.events.local：跟上一个一样，但是只统计自己的（不包含其他子一级cgroup）。
memory.swap.events：根swap限制相关的事件触发次数统计。
以上events文件在发生相关值变化的时候都会触发一个io事件，可以使用poll或select来接收并处理这些事件，已实现各种事件的上层相应机制。
io资源隔离相比cgroup v1的改进亮点就是实现了buffer io的限制，让io限速使用在生产环境的条件真正成熟了。我们先来看一下效果：
[root@localhost eintr]# df
Filesystem 1K-blocks Used Available Use% Mounted on
devtmpfs 980892 0 980892 0% /dev
tmpfs 1000056 0 1000056 0% /dev/shm
tmpfs 1000056 1296 998760 1% /run
/dev/mapper/fedora_localhost--live-root 66715048 28671356 34611656 46% /
tmpfs 1000056 4 1000052 1% /tmp
/dev/mapper/fedora_localhost--live-home 32699156 2726884 28288204 9% /home
/dev/sda1 999320 260444 670064 28% /boot
tmpfs 200008 0 200008 0% /run/user/1000
[root@localhost eintr]# ls -l /dev/mapper/fedora_localhost--live-root
lrwxrwxrwx. 1 root root 7 Apr 14 13:53 /dev/mapper/fedora_localhost--live-root -> ../dm-0
[root@localhost eintr]# ls -l /dev/dm-0
brw-rw----. 1 root disk 253, 0 Apr 14 13:53 /dev/dm-0
[root@localhost eintr]# echo "253:0 wbps=2097152" > /sys/fs/cgroup/eintr/io.max
[root@localhost eintr]# cat !$
cat /sys/fs/cgroup/eintr/io.max
253:0 rbps=max wbps=2097152 riops=max wiops=max按照上面的配置，我们就实现了 / 分区设置了一个2m/s的写入限速。
[root@localhost eintr]# cat dd.sh
#!/bin/bashecho $$ > /sys/fs/cgroup/eintr/cgroup.procs
dd if=/dev/zero of=/bigfile bs=1M count=200
[root@localhost eintr]# ./dd.sh
200+0 records in
200+0 records out
209715200 bytes (210 MB, 200 MiB) copied, 0.208817 s, 1.0 GB/s我们会发现，这时dd很快就把数据写到了缓存里。这里要看到限速效果，需要同时通过iostat监控针对块设备的写入：
avg-cpu: %user %nice %system %iowait %steal %idle0.00 0.00 0.25 2.24 0.00 97.51Device tps kB_read/s kB_wrtn/s kB_dscd/s kB_read kB_wrtn kB_dscd
dm-0 22.00 0.00 2172.00 0.00 0 2172 0
dm-1 0.00 0.00 0.00 0.00 0 0 0
dm-2 0.00 0.00 0.00 0.00 0 0 0
sda 15.00 0.00 2172.00 0.00 0 2172 0
sdb 0.00 0.00 0.00 0.00 0 0 0
scd0 0.00 0.00 0.00 0.00 0 0 0avg-cpu: %user %nice %system %iowait %steal %idle0.00 0.00 0.00 23.44 0.00 76.56Device tps kB_read/s kB_wrtn/s kB_dscd/s kB_read kB_wrtn kB_dscd
dm-0 14.00 0.00 2080.00 0.00 0 2080 0
dm-1 0.00 0.00 0.00 0.00 0 0 0
dm-2 0.00 0.00 0.00 0.00 0 0 0
sda 14.00 0.00 2080.00 0.00 0 2080 0
sdb 0.00 0.00 0.00 0.00 0 0 0
scd0 0.00 0.00 0.00 0.00 0 0 0avg-cpu: %user %nice %system %iowait %steal %idle0.00 0.00 0.25 21.70 0.00 78.05Device tps kB_read/s kB_wrtn/s kB_dscd/s kB_read kB_wrtn kB_dscd
dm-0 14.00 0.00 2052.00 0.00 0 2052 0
dm-1 0.00 0.00 0.00 0.00 0 0 0
dm-2 0.00 0.00 0.00 0.00 0 0 0
sda 14.00 0.00 2052.00 0.00 0 2052 0
sdb 0.00 0.00 0.00 0.00 0 0 0
scd0 0.00 0.00 0.00 0.00 0 0 0命令执行期间，我们会发现iostat中，针对设备的write被限制在了2m/s。
除此之外，标记了direct的io事件限速效果根之前一样：
[root@localhost eintr]# cat dd.sh
#!/bin/bashecho $$ > /sys/fs/cgroup/eintr/cgroup.procs
dd if=/dev/zero of=/bigfile bs=1M count=200 oflag=direct[root@localhost eintr]# ./dd.sh
200+0 records in
200+0 records out
209715200 bytes (210 MB, 200 MiB) copied, 100.007 s, 2.1 MB/s然后我们来看一下io的相关配置文件：
echo “8:16 rbps=2097152 wiops=120” > io.max
命令中的其他概念相信大家都明白了，不再多说了。
====== =====================rbytes Bytes readwbytes Bytes writtenrios Number of read IOswios Number of write IOsdbytes Bytes discardeddios Number of discard IOs====== =====================，表示针对那个设备的配置。后面的100表示权重，取值范围是：[1, 10000]。表示本cgroup中的进程使用某个设备的io权重是多少？如果有多个cgroup同时争抢一个设备的io使用的话，他们将按权重进行io资源分配。
io.bfq.weight：针对bfq的权重配置文件。
io.latency：这是cgroup v2实现的一种对io负载保护的机制。可以给一个磁盘设置一个预期延时目标，比如：
[root@localhost eintr]# echo "253:0 target=100" > /sys/fs/cgroup/eintr/io.latency
[root@localhost eintr]# cat !$
cat /sys/fs/cgroup/eintr/io.latency
253:0 target=100target的单位是ms。如果cgroup检测到当前cgroup内的io响应延迟时间超过了这个target，那么cgroup可能会限制同一个父级cgroup下的其他同级别cgroup的io负载，以尽量让当前cgroup的target达到预期。更详细文档可以查看：Documentation/admin-guide/cgroup-v2.rst
package mainimport ("fmt""io/ioutil""log""os""os/exec""path""strconv""syscall"
)const cgroupMemoryHierarchyMount = "/sys/fs/cgroup"func main() {if os.Args[0] == "/proc/self/exe" {// 容器进程fmt.Printf("fork again! current pid %dn", syscall.Getpid())cmd := exec.Command("sh", "-c", `/bin/stress --vm-bytes 1024m --vm-keep -m 1`)cmd.SysProcAttr = &syscall.SysProcAttr{}cmd.Stdin = os.Stdincmd.Stdout = os.Stdoutcmd.Stderr = os.Stderrif err := cmd.Run(); err != nil {log.Fatalln(err)os.Exit(1)}}cmd := exec.Command("/proc/self/exe")cmd.SysProcAttr = &syscall.SysProcAttr{Cloneflags: syscall.CLONE_NEWUTS | syscall.CLONE_NEWPID | syscall.CLONE_NEWNS}cmd.Stdin = os.Stdincmd.Stdout = os.Stdoutcmd.Stderr = os.Stderrif err := cmd.Start(); err != nil {log.Fatalln(err)os.Exit(1)} else {// 得到fork出来进程映射在外部命名空间的pidfmt.Printf("forked [%v]n", cmd.Process.Pid)//在系统默认创建挂载了 memory subsystem 的 Hierarchy 上创建 cgroupos.Mkdir(path.Join(cgroupMemoryHierarchyMount, "testmemorylimit"), 0755)//将容器进程加入到这个 cgroup 中ioutil.WriteFile(path.Join(cgroupMemoryHierarchyMount, "testmemorylimit", "cgroup.procs"),[]byte(strconv.Itoa(cmd.Process.Pid)), 0644)//限制 cgroup 进程使用ioutil.WriteFile(path.Join(cgroupMemoryHierarchyMount, "testmemorylimit", "cpu.max"),[]byte("50000 100000"), 0644)ioutil.WriteFile(path.Join(cgroupMemoryHierarchyMount, "testmemorylimit", "memory.max"),[]byte("200m"), 0644)cmd.Process.Wait()}}Union File System，简称 UnionFS ， 是一种为 Linux 、 FreeBSD 和 NetBSD 操作系统设计的，把其他文件系统联合到一个联合挂载点的文件系统服务。它使用 branch 把不同文件系统的文件和目录“透明地”覆盖，形成一个单一一致的文件系统 。 这些 branch 或者是 read-only 的，或者是 read-write 的，所以当对这个虚拟后的联合文件系统进行写操作 的时候 ， 系统是真正写到了一个新的文件中 。 看起来这个虚拟后的联合文件系统是可以对任何文件进行操作的 ， 但是其实它并没有改变原来的文件，这是因为 unionfs 用到了 一个重要的资源管理技术， 叫写时复制。
写时复制（ copy-on-write，下文简称 CoW ），也叫 隐式共享 ， 是一种对可修改资源实现高效复制的资源管理技术 。它的思想是，如果一个资源是重复的，但没有任何修改，这时并不需要立即创建一个新的资源 ，这个资源可以被新旧实例共享 。 创建新资源发生在第一次写操作，也就是对资源进行修改的时候 。通过这种资源共享的方式，可以显著地减少未修改资源复制带来的消耗 ，但是也会在进行资源修改时增加小部分的开销。用 一个经典的例子来解释一 下 。 Knoppix ， 一个用于 Linux演示、光盘教学和商业产品演示的 Li nux 发行版，就是将一个 CD-ROM 或 DVD和一个存在于可读写设备（比如， U 盘）上的叫作 knoppix . img 的文件系统联合起来的系统。这样 ，任何对 CD/DVD 上文件的改动都会被应用在 U 盘上，而不改变原来的 CD/DVD 上的内容 。
AUFS ，英文全称是 Advanced Multi-Layered Unification Filesystem ， 曾经也 叫 AcronymMulti-LayeredUnification Filesystem 、 Another Multi-Layered Unification Filesystem 。 AUFS 完全重写了早期的 UnionFS 1.x ，其主要目的是为了可靠性和性能 ， 井且引入了 一些新的功能，比如可写分支的负载均衡 。 AUFS 的一些实现已经被纳入 UnionFS 2.x 版本。
OverlayFS是一种和AUFS很类似的文件系统，与AUFS相比，OverlayFS有以下特性：
注意：自从OverlayFS加入kernel主线后，它在kernel模块中的名称就被从overlayfs改为overlay了。但是为了在本文中区别，我们使用OverlayFS代表整个文件系统，而overlay/overlay2表示Docker的存储驱动。
[root@staight chmdocker]# ls /
bin boot cgroup data dev etc home lib lib64 lost+found media mnt opt proc root run sbin srv sys tmp usr var
[root@staight chmdocker]# docker run -it --name=alpine alpine
/ # ls
bin dev etc home lib media mnt opt proc root run sbin srv sys tmp usr var可以看到两者的根文件系统是不同的。如果是虚拟机，虚拟化一个硬盘文件可以达到这一目的；而在容器中，该文件系统则是真实存在于宿主机上的，可以使用inspect子命令查看：
[root@staight chmdocker]# docker inspect alpine | grep MergedDir"MergedDir": "/var/lib/docker/overlay2/16361198b12618b2234306c6998cd8eb1c55f577a02144913da60dba4ca0c6e5/merged",
[root@staight chmdocker]# ls /var/lib/docker/overlay2/16361198b12618b2234306c6998cd8eb1c55f577a02144913da60dba4ca0c6e5/merged
bin dev etc home lib media mnt opt proc root run sbin srv sys tmp usr var如上，/var/lib/docker/overlay2/16361198b12618b2234306c6998cd8eb1c55f577a02144913da60dba4ca0c6e5/merged目录即是alpine容器使用的根文件系统。
不过，如果使用每个镜像都需要一个独立的根文件系统的话，那想必磁盘早已拥挤不堪了；且一个镜像可以同时运行多个容器，每个容器对文件的改动该怎么办？
Linux提供了一种叫做联合文件系统的文件系统，它具备如下特性：
overlay2
overlay2是一个类似于aufs的现代的联合文件系统，并且更快。overlay2已被收录进linux内核，它需要内核版本不低于4.0，如果是RHEL或Centos的话则不低于3.10.0-514。
overlay2结构:
如上，overlay2包括lowerdir，upperdir和merged三个层次，其中：
在运行容器后，可以通过mount命令查看其具体挂载信息：
[root@staight chmdocker]# mount | grep overlay
overlay on /var/lib/docker/overlay2/44e47143b993ccb827382f7095f608fe5c8187b930144125985cfc2cb2289615/merged type overlay (rw,relatime,lowerdir=/var/lib/docker/overlay2/l/BL743PEBM6L4TAII4O3F5RY3UP:/var/lib/docker/overlay2/l/FG2PM6DZU5GSMZZFSHLQ44AZQF:/var/lib/docker/overlay2/l/GD7FGVNJVTZTE4YY2G4AO4ZJUV:/var/lib/docker/overlay2/l/WSN6X5DNBS6FFIOWFQS3MAOG7R:/var/lib/docker/overlay2/l/DYLO5RP2ZVQY7MBXMLOGQUDC5C:/var/lib/docker/overlay2/l/PCAH7U5MFUNN4EP5PITBVOWK4J,upperdir=/var/lib/docker/overlay2/44e47143b993ccb827382f7095f608fe5c8187b930144125985cfc2cb2289615/diff,workdir=/var/lib/docker/overlay2/44e47143b993ccb827382f7095f608fe5c8187b930144125985cfc2cb2289615/work,index=off)
overlay on /var/lib/docker/overlay2/eb0cd6ac125fe776459af3ff04553e5bb9da6e0b45b50fc11e170ae9e206480d/merged type overlay (rw,relatime,lowerdir=/var/lib/docker/overlay2/l/XRYKDQNEPCQJETR6FUJZILURAK:/var/lib/docker/overlay2/l/FG2PM6DZU5GSMZZFSHLQ44AZQF:/var/lib/docker/overlay2/l/GD7FGVNJVTZTE4YY2G4AO4ZJUV:/var/lib/docker/overlay2/l/WSN6X5DNBS6FFIOWFQS3MAOG7R:/var/lib/docker/overlay2/l/DYLO5RP2ZVQY7MBXMLOGQUDC5C:/var/lib/docker/overlay2/l/PCAH7U5MFUNN4EP5PITBVOWK4J,upperdir=/var/lib/docker/overlay2/eb0cd6ac125fe776459af3ff04553e5bb9da6e0b45b50fc11e170ae9e206480d/diff,workdir=/var/lib/docker/overlay2/eb0cd6ac125fe776459af3ff04553e5bb9da6e0b45b50fc11e170ae9e206480d/work,index=off)
如上，可以看到：
那么，尝试着挂载一个overlay2文件系统吧。
使用目录：
overlay2
├── lower1
│ ├── a
│ └── b
├── lower2
│ └── a
├── merged
├── upper
│ └── c
└── work使用mount命令挂载：
[root@staight overlay2]# mount -t overlay overlay -o lowerdir=lower1:lower2,upperdir=upper,workdir=work merged
如上，挂载了一个名为overlay的overlay类型的文件系统，挂载点为merged目录。
查看merged目录的层次：
[root@staight overlay2]# tree merged/
merged/
├── a
├── b
└── c查看这些文件的内容：
[root@staight overlay2]# for i in `ls merged`;do echo $i: `cat merged/$i`;done
a: in lower1
b: in lower1
c: in upper可以看到，从merged视角，位于lower2的a文件被lower1的a文件覆盖；b文件位于lower1，c文件位于upper，符合从高到低upper->lower1->lower2的层次结构。
尝试在merged目录添加一个文件d：
[root@staight overlay2]# touch merged/d
[root@staight overlay2]# ls merged/
a b c d
[root@staight overlay2]# ls upper/
c d
[root@staight overlay2]# ls lower1
a b
[root@staight overlay2]# ls lower2
a
可以看到对merged目录的改动同步至upper目录中，并不会影响到lower目录。
本文发布于:2024-01-28 06:05:11，感谢您对本站的认可！
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