理解格式化原理

在前文《磁盘开篇：扒开机械硬盘坚硬的外衣！》和《拆解固态硬盘结构》中，我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》中我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作系统使用的，必须还得要经过格式化。那么今天我们就简单聊一聊，Linux下的格式化到底都干了些啥。

Linux下的格式化命令是mkfs,mkfs在格式化的时候需要制定分区以及文件系统类型。该命令其实就是把我们的连续的磁盘空间进行划分和管理。我在我的机器上执行了一下，输出如下：

# 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

接下来让我们深入理解一下上面输出里携带的信息。

1inode与block

在上面的结果中我们看到了几个重要信息

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

块大小设置的是4096字节，我们来分析两种应用场景：

假如你的文件系统全部都用来存储1KB以下的小文件，这个时候你的磁盘1/3的空间将会被浪费无法使用。
假如你的文件全都是GB以上的大文件，这个时候你的inode索引节点里就需要直接或间接维护许许多多的block索引号

很明显，以上这两种情况下4096字节的块大小是不合适的。你需要自己根据情况选择自己的块大小进行重新格式化。

我们再看另外的两个数据，inode数量和block数量。我们用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：

第一种情况，假如说我们的文件都是4KB以下的，那么我们的文件系统用到最后出现的情况就是inode全部用光了，还有1/3的block空闲，而且再也没有办法创建新文件了。
第二种情况，假如我们的文件都特别大，每一个文件需要1000个block，最后的情况就是block全部都用光了，但是inode又都空闲下来了，这个时候也是没办法再建文件的。

这些情况下，block和inode的配比也都是不符合你使用的，你需要根据自己的业务重新配置。mkfs傻瓜格式出来的结果无法满足你的业务需求，你就需要使用另外一些格式化命令了，比如mke2fs，这个命令允许你输入更详细的格式化选项，demo如下：

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

2块组是什么

我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，如下：

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，格式化后的所有inode并不是挨着一起放的，同样block也不是。而是分成了一个个的group，每一个group里都有一些inode和block。逻辑图如下：

图1 格式化后的磁盘布局

这个块组一般是多大呢？注意每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代表一个数据块，4KB可以有32KB个bit，可以管理32K*4K=128M的数据块。来让我们实际动手验证一下，如下：

# 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如下：

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可以查看到。

3再次理解目录

好了，了解了以上原理以后，让我们回头在来看看目录使用的数据是怎么在磁盘上组织的。创建目录的时候，操作系统会在inode位图上寻找尚未使用的inode编号，找到后把inode分配给你。目录会默认分配一个block，所以还需要查询block位图，找到后分配一个block。在block里面，存储的就是文件系统自己定义的目录项数据结构了，例如ext4_dir_entry_2。每一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如下图所示：

图2 目录的inode、block与entry结构

目录的block中保存的是其下面的文件和子目录的目录项结构体，保存着它们的文件名和inode号。理解了目录，对于文件也是一样的。也需要消耗inode，当有数据写入的时候，再去申请block。

4结论

硬盘就是一个扇区组成的大数组，是无法被我们使用的，需要经过分区、格式化和挂载三个步骤。分区是把所有的扇区按照柱面分割成不同的大块，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。感觉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。格式化完后再经过最后一步挂载，对应的命令是mount，然后你就可以在它下面创建和保存文件了。

再扩展一下，刚分完区的设备也不是完全不能用，这个时候的分区叫裸分区，也叫裸设备。比如oracle就是绕开操作系统直接使用裸设备的。但是这个时候你就无法利用Linux文件系统里为你封装好的inode、block组成的文件与目录了，开发工作量会增加。

发现写文章的过程中最费时的是画图，眼睛快瞎了，路过就给个赞吧，谢了！

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