理解格式化原理

时间 2020-12-04

标签 node 数组服务器 oracle ide 操作系统 code blog 索引栏目 Oracle 繁體版

原文原文链接

在前文《磁盘开篇：扒开机械硬盘坚硬的外壳！》和《拆解固态硬盘结构》中，咱们了解到了硬盘基本单位是扇区。在《磁盘分区也是隐含了技术技巧的》中咱们也了解了磁盘分区是怎么回事，但刚分完区的硬盘也是不能直接被被操做系统使用的，必须还得要通过格式化。那么今天咱们就简单聊一聊，Linux下的格式化到底都干了些啥。node

Linux下的格式化命令是mkfs,mkfs在格式化的时候须要制定分区以及文件系统类型。该命令其实就是把咱们的连续的磁盘空间进行划分和管理。我在个人机器上执行了一下，输出以下：数组

# mkfs -t ext4 /dev/vdb
mke2fs 1.42.9 (28-Dec-2013)
文件系统标签=
OS type: Linux
块大小=4096 (log=2)
分块大小=4096 (log=2)
Stride=0 blocks, Stripe width=0 blocks
6553600 inodes, 26214400 blocks
1310720 blocks (5.00%) reserved for the super user
第一个数据块=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

接下来让咱们深刻理解一下上面输出里携带的信息。服务器

inode与block

在上面的结果中咱们看到了几个重要信息oracle

块大小：4096字节
inode数量：6553600
block数量：26214400

块大小设置的是4096字节，咱们来分析两种场景ide

假如你的文件系统所有都用来存储1KB如下的小文件，这个时候你的磁盘1/3的空间将会被浪费没法使用。
假如你的文件全都是GB以上的大文件，这个时候你的inode索引节点里就须要直接或间接维护许许多多的block索引号

很明显，以上这两种状况下4096字节的块大小是不合适的。你须要本身根据状况选择本身的块大小进行从新格式化。操作系统

咱们再看另外的两个数据，inode数量和block数量。咱们用block数量除一下inode，26214400/6553600=4，也就是说平均4个block会有一个inode。再举两个极端的例子：code

第一种状况，假如说咱们的文件都是4KB如下的，那么咱们的文件系统用到最后出现的状况就是inode所有用光了，还有1/3的block空闲，并且再也没有办法建立新文件了。
第二种状况，假如咱们的文件都特别大，每个文件须要1000个block，最后的状况就是block所有都用光了，可是inode又都空闲下来了，这个时候也是没办法再建文件的。

这些状况下，block和inode的配比也都是不符合你使用的，你须要根据本身的业务从新配置。mkfs傻瓜格式出来的结果没法知足你的业务需求，你就须要使用另一些格式化命令了，好比mke2fs，这个命令容许你输入更详细的格式化选项，demo以下：blog

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

块组

咱们再回头看格式化后的结果，结果中显示了一些和groups相关的东东，以下：索引

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

那么这个groups到底说的是啥呢？其实呀，格式化后的全部inode并非挨着一块儿放的，一样block也不是。而是分红了一个个的group，每个group里都有一些inode和block。逻辑图以下：ip

这个块组通常是多大呢？注意每一个块中的数据块位图只有一个，假如你的块大小为4KB，这样一个bit表明一个数据块，4KB能够有32KB个bit，能够管理32K*4K=128M的数据块。来让咱们实际动手验证一下，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表位于 524320-524831 (+32)
  24544 free blocks, 8192 free inodes, 0 directories, 8192个未使用的inodes
  可用块数: 532512-557055
  可用inode数: 131073-139264
......
Group 799: (Blocks 26181632-26214399) [INODE_UNINIT, ITABLE_ZEROED]
......

上述结果中包含信息以下：

该分区总共格式化好了800个块组
块组16共有32K个block(第524288-557055)，
block位图在524288这个块上
inode位图在524304这个块上
inode table占用了612个block（524320-524831）
剩下的其它的block（32K-1-1-612）就都真的是给用户准备的了，目前空闲未分配的在Free blocks能够查看到。

再次理解目录

好了，了解了以上原理之后，让咱们回头在来看看目录使用的数据是怎么在磁盘上组织的。建立目录的时候，操做系统会在inode位图上寻找还没有使用的inode编号，找到后把inode分配给你。目录会默认分配一个block，因此还须要查询block位图，找到后分配一个block。在block里面，存储的就是文件系统本身定义的desty结构了，每个结构里会保存其下的文件名，文件的inode编号等信息。某个实际文件夹在磁盘上最终使用的空间以下图所示：

目录的block中保存的是其下面的文件和子目录的desty结构体，保存着它们的文件名和inode号。理解了目录，对于文件也是同样的。也须要消耗inode，当有数据写入的时候，再去申请block。

结论

硬盘就是一个扇区组成的大数组，是没法被咱们使用的，须要通过分区、格式化和挂载三个步骤。分区是把全部的扇区按照柱面分割成不一样的大块，格式化就把原始的扇区数组变成了可被Linux文件系统使用的inode、block等基本元素了。感受格式化程序有点像是厨师团队里的那个切墩的，把原材料变成了可被厨师直接使用的葱花，肉段。格式化完后再通过最后一步挂载，对应的命令是mount，而后你就能够在它下面建立和保存文件了。

再扩展一下其实刚分完区的设备也是可使用的，这个时候的分区叫裸分区，也叫裸设备。好比oracle就是绕开操做系统直接使用裸设备的。可是这个时候你就没法利用Linux文件系统里为你封装好的inode、block组成的文件与目录了，开发工做量会增长。

发现写文章的过程当中最费时的是画图，眼睛快瞎了，路过就给个赞把，谢了！

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