理解格式化原理

時間 2020-12-04

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在前文《磁盤開篇：扒開機械硬盤堅硬的外殼！》和《拆解固態硬盤結構》中，咱們瞭解到了硬盤基本單位是扇區。在《磁盤分區也是隱含了技術技巧的》中咱們也瞭解了磁盤分區是怎麼回事，但剛分完區的硬盤也是不能直接被被操做系統使用的，必須還得要通過格式化。那麼今天咱們就簡單聊一聊，Linux下的格式化到底都幹了些啥。node

Linux下的格式化命令是mkfs,mkfs在格式化的時候須要制定分區以及文件系統類型。該命令其實就是把咱們的連續的磁盤空間進行劃分和管理。我在個人機器上執行了一下，輸出以下：數組

# mkfs -t ext4 /dev/vdb
mke2fs 1.42.9 (28-Dec-2013)
文件系統標籤=
OS type: Linux
塊大小=4096 (log=2)
分塊大小=4096 (log=2)
Stride=0 blocks, Stripe width=0 blocks
6553600 inodes, 26214400 blocks
1310720 blocks (5.00%) reserved for the super user
第一個數據塊=0
Maximum filesystem blocks=2174746624
800 block groups
32768 blocks per group, 32768 fragments per group
8192 inodes per group
Superblock backups stored on blocks:
	32768, 98304, 163840, 229376, 294912, 819200, 884736, 1605632, 2654208,
	4096000, 7962624, 11239424, 20480000, 23887872

接下來讓咱們深刻理解一下上面輸出裏攜帶的信息。服務器

inode與block

在上面的結果中咱們看到了幾個重要信息oracle

塊大小：4096字節
inode數量：6553600
block數量：26214400

塊大小設置的是4096字節，咱們來分析兩種場景ide

假如你的文件系統所有都用來存儲1KB如下的小文件，這個時候你的磁盤1/3的空間將會被浪費沒法使用。
假如你的文件全都是GB以上的大文件，這個時候你的inode索引節點裏就須要直接或間接維護許許多多的block索引號

很明顯，以上這兩種狀況下4096字節的塊大小是不合適的。你須要本身根據狀況選擇本身的塊大小進行從新格式化。操作系統

咱們再看另外的兩個數據，inode數量和block數量。咱們用block數量除一下inode，26214400/6553600=4，也就是說平均4個block會有一個inode。再舉兩個極端的例子：code

第一種狀況，假如說咱們的文件都是4KB如下的，那麼咱們的文件系統用到最後出現的狀況就是inode所有用光了，還有1/3的block空閒，並且再也沒有辦法建立新文件了。
第二種狀況，假如咱們的文件都特別大，每個文件須要1000個block，最後的狀況就是block所有都用光了，可是inode又都空閒下來了，這個時候也是沒辦法再建文件的。

這些狀況下，block和inode的配比也都是不符合你使用的，你須要根據本身的業務從新配置。mkfs傻瓜格式出來的結果沒法知足你的業務需求，你就須要使用另一些格式化命令了，好比mke2fs，這個命令容許你輸入更詳細的格式化選項，demo以下：blog

mke2fs -j -L "卷標" -b 2048 -i 8192 /dev/sdb1

塊組

咱們再回頭看格式化後的結果，結果中顯示了一些和groups相關的東東，以下：索引

800 block groups
32768 blocks per group, 32768 fragments per group
8192 inodes per group

那麼這個groups到底說的是啥呢？其實呀，格式化後的全部inode並非挨着一塊兒放的，一樣block也不是。而是分紅了一個個的group，每個group裏都有一些inode和block。邏輯圖以下：ip

這個塊組通常是多大呢？注意每一個塊中的數據塊位圖只有一個，假如你的塊大小爲4KB，這樣一個bit表明一個數據塊，4KB能夠有32KB個bit，能夠管理32K*4K=128M的數據塊。來讓咱們實際動手驗證一下，以下：

# dumpe2fs /dev/vdb
......
Block size:               4096
Inode size:               256
Inode count:              6553600
Block count:              26214400
......
Group 16: (Blocks 524288-557055) [INODE_UNINIT, ITABLE_ZEROED]
  Checksum 0xe838, unused inodes 8192
  Block bitmap at 524288 (+0), Inode bitmap at 524304 (+16)
  Inode表位於 524320-524831 (+32)
  24544 free blocks, 8192 free inodes, 0 directories, 8192個未使用的inodes
  可用塊數: 532512-557055
  可用inode數: 131073-139264
......
Group 799: (Blocks 26181632-26214399) [INODE_UNINIT, ITABLE_ZEROED]
......

上述結果中包含信息以下：

該分區總共格式化好了800個塊組
塊組16共有32K個block(第524288-557055)，
block位圖在524288這個塊上
inode位圖在524304這個塊上
inode table佔用了612個block（524320-524831）
剩下的其它的block（32K-1-1-612）就都真的是給用戶準備的了，目前空閒未分配的在Free blocks能夠查看到。

再次理解目錄

好了，瞭解了以上原理之後，讓咱們回頭在來看看目錄使用的數據是怎麼在磁盤上組織的。建立目錄的時候，操做系統會在inode位圖上尋找還沒有使用的inode編號，找到後把inode分配給你。目錄會默認分配一個block，因此還須要查詢block位圖，找到後分配一個block。在block裏面，存儲的就是文件系統本身定義的desty結構了，每個結構裏會保存其下的文件名，文件的inode編號等信息。某個實際文件夾在磁盤上最終使用的空間以下圖所示：

目錄的block中保存的是其下面的文件和子目錄的desty結構體，保存着它們的文件名和inode號。理解了目錄，對於文件也是同樣的。也須要消耗inode，當有數據寫入的時候，再去申請block。

結論

硬盤就是一個扇區組成的大數組，是沒法被咱們使用的，須要通過分區、格式化和掛載三個步驟。分區是把全部的扇區按照柱面分割成不一樣的大塊，格式化就把原始的扇區數組變成了可被Linux文件系統使用的inode、block等基本元素了。感受格式化程序有點像是廚師團隊裏的那個切墩的，把原材料變成了可被廚師直接使用的蔥花，肉段。格式化完後再通過最後一步掛載，對應的命令是mount，而後你就能夠在它下面建立和保存文件了。

再擴展一下其實剛分完區的設備也是可使用的，這個時候的分區叫裸分區，也叫裸設備。好比oracle就是繞開操做系統直接使用裸設備的。可是這個時候你就沒法利用Linux文件系統裏爲你封裝好的inode、block組成的文件與目錄了，開發工做量會增長。

發現寫文章的過程當中最費時的是畫圖，眼睛快瞎了，路過就給個贊把，謝了！

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