深入剖析Linux內(nèi)核虛擬文件系統(tǒng)

虛擬文件系統(tǒng)（Virtual File System，簡稱VFS）是Linux內(nèi)核的子系統(tǒng)之一，它為用戶程序提供文件和文件系統(tǒng)操作的統(tǒng)一接口，屏蔽不同文件系統(tǒng)的差異和操作細(xì)節(jié)。借助VFS可以直接使用open()、read()、write()這樣的系統(tǒng)調(diào)用操作文件，而無須考慮具體的文件系統(tǒng)和實際的存儲介質(zhì)。

通過VFS系統(tǒng)，Linux提供了通用的系統(tǒng)調(diào)用，可以跨越不同文件系統(tǒng)和介質(zhì)之間執(zhí)行，極大簡化了用戶訪問不同文件系統(tǒng)的過程。另一方面，新的文件系統(tǒng)、新類型的存儲介質(zhì)，可以無須編譯的情況下，動態(tài)加載到Linux中。

"一切皆文件"是Linux的基本哲學(xué)之一，不僅是普通的文件，包括目錄、字符設(shè)備、塊設(shè)備、套接字等，都可以以文件的方式被對待。實現(xiàn)這一行為的基礎(chǔ)，正是Linux的虛擬文件系統(tǒng)機(jī)制。

VFS之所以能夠銜接各種各樣的文件系統(tǒng)，是因為它抽象了一個通用的文件系統(tǒng)模型，定義了通用文件系統(tǒng)都支持的、概念上的接口。新的文件系統(tǒng)只要支持并實現(xiàn)這些接口，并注冊到Linux內(nèi)核中，即可安裝和使用。

舉個例子，比如Linux寫一個文件：

int ret = write(fd, buf, len);

調(diào)用了write()系統(tǒng)調(diào)用，它的過程簡要如下：

首先，勾起VFS通用系統(tǒng)調(diào)用sys_write()處理。
接著，sys_write()根據(jù)fd找到所在的文件系統(tǒng)提供的寫操作函數(shù)，比如op_write()。
最后，調(diào)用op_write()實際的把數(shù)據(jù)寫入到文件中。

操作示意圖如下：

文件系統(tǒng)

Linux下常用文件系統(tǒng)介紹

• swap 文件系統(tǒng)
  swap文件系統(tǒng)用于Linux的交換分區(qū)。在Linux中，使用整個交換分區(qū)來提供虛擬內(nèi)存，其分區(qū)大小一般應(yīng)是系統(tǒng)物理內(nèi)存的2倍，在安裝Linux操作系統(tǒng)時，就應(yīng)創(chuàng)建交換分區(qū)，它是Linux正常運(yùn)行所必需的，其類型必須是swap,交換分區(qū)由操作系統(tǒng)自行管理
• Btrfs 文件系統(tǒng)
• Ext系列文件系統(tǒng)
  ext是第一個專門為Linux設(shè)計的文件系統(tǒng)類型，稱為擴(kuò)展文件系統(tǒng)。目前已經(jīng)到了第四版分別是ext2, ext3,ext4 其中 centOS6默認(rèn)是ext4文件系統(tǒng)
• xfs 文件系統(tǒng)
• NFS文件系統(tǒng)
• FAT系列文件系統(tǒng)

比較

選擇

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磁盤的組成原理

除了固態(tài)硬盤之外，硬盤一般都由磁盤、主軸馬達(dá)、磁頭臂、磁頭、永磁鐵等部分組成。

盤片

盤片的表面涂有磁性物質(zhì)，這些磁性物質(zhì)用來記錄二進(jìn)制數(shù)據(jù)。因為正反兩面都可涂上磁性物質(zhì)，故一個盤片可能會有兩個盤面，硬盤的存儲介質(zhì)是磁性材料，磁頭通過電流改變磁盤的磁性來存儲數(shù)據(jù)。硬盤在邏輯上被劃分為磁道、柱面以及扇區(qū)。

扇區(qū)，磁道

每個盤片被劃分為一個個磁道，每個磁道又劃分為一個個扇區(qū)。如下圖：

其中，最內(nèi)側(cè)磁道上的扇區(qū)面積最小，因此數(shù)據(jù)密度最大。

柱面

硬盤通常由重疊的一組盤片構(gòu)成,每個盤面都被劃分為數(shù)目相等的磁道,并從外緣的“0”開始編號,具有相同編號的磁道形成一個圓柱,稱之為磁盤的柱面。

分區(qū)

為什么要對硬盤進(jìn)行分區(qū)呢？

因為我們必須要告訴操作系統(tǒng)：這塊硬盤可以訪問的區(qū)域是從 A 柱面到 B 柱面。如此一來，操作系統(tǒng)才能控制硬盤磁頭去 A-B 范圍內(nèi)的柱面上訪問數(shù)據(jù)。如果沒有告訴操作系統(tǒng)這些信息，它就無法在磁盤上存取數(shù)據(jù)。所以對磁盤分區(qū)的要點(diǎn)是：記錄每一個分區(qū)的起始與結(jié)束柱面。 實際上，分區(qū)時指定的開始和結(jié)束位置是柱面上的扇區(qū)(sector)：

下面我們以CentOS7 為例來看一下分區(qū)情況：

[root@CentOS7 ~]# fdisk -l

磁盤 /dev/sda：21.5 GB, 21474836480 字節(jié)，41943040 個扇區(qū)
Units = 扇區(qū) of 1 * 512 = 512 bytes
扇區(qū)大小(邏輯/物理)：512 字節(jié) / 512 字節(jié)
I/O 大小(最小/最佳)：512 字節(jié) / 512 字節(jié)
磁盤標(biāo)簽類型：dos # 使 用dos---MBR 分區(qū)方式
磁盤標(biāo)識符：0x000ce1c0

   設(shè)備    Boot      Start         End      Blocks   Id  System
/dev/sda1   *        2048     2099199     1048576   83  Linux
/dev/sda2         2099200    41943039    19921920   8e  Linux LVM（邏輯卷）
# sda 分區(qū)
磁盤 /dev/mapper/centos-root：18.2 GB, 18249416704 字節(jié)，35643392 個扇區(qū)
Units = 扇區(qū) of 1 * 512 = 512 bytes
扇區(qū)大小(邏輯/物理)：512 字節(jié) / 512 字節(jié)
I/O 大小(最小/最佳)：512 字節(jié) / 512 字節(jié)

# 交換分區(qū)
磁盤 /dev/mapper/centos-swap：2147 MB, 2147483648 字節(jié)，4194304 個扇區(qū)
Units = 扇區(qū) of 1 * 512 = 512 bytes
扇區(qū)大小(邏輯/物理)：512 字節(jié) / 512 字節(jié)
I/O 大小(最小/最佳)：512 字節(jié) / 512 字節(jié)

分區(qū)的組成結(jié)構(gòu)

MBR

那么，這些分區(qū)的信息(起始柱面與結(jié)束柱面)被存放在磁盤的主引導(dǎo)區(qū)(Master Boot Recorder, MBR)。MBR 在一塊硬盤的第 0 軌上，這也是計算機(jī)啟動之后要去使用硬盤時必須讀取的第一個區(qū)域。

這個區(qū)域內(nèi)記錄了硬盤里所有分區(qū)的信息即磁盤分區(qū)表，以及啟動時可以寫入引導(dǎo)程序的位置。因此 MBR 對于硬盤來說至關(guān)重要，如果它壞掉了，這塊磁盤也就壽終正寢了。

主引導(dǎo)記錄由三個部分組成：

• 引導(dǎo)程序占用其中的前446字節(jié)（偏移0～1BDH）
• 隨后的64字節(jié)（偏移1BEH～1FDH）為DPT（Disk Partition Table，硬盤分區(qū)表）
• 最后的兩個字節(jié)“55 AA”（偏移1FEH～1FFH）是結(jié)束標(biāo)志。

分區(qū)表:

GDT

Disk label type: gpt—GPT

在MBR硬盤中，分區(qū)信息直接存儲于主引導(dǎo)記錄（MBR）中（主引導(dǎo)記錄中還存儲著系統(tǒng)的引導(dǎo)程序）。但在GPT硬盤中，分區(qū)表的位置信息儲存在GPT頭中。但出于兼容性考慮，硬盤的第一個扇區(qū)仍然用作MBR，之后才是GPT頭。

跟現(xiàn)代的MBR一樣，GPT也使用邏輯區(qū)塊地址（LBA）取代了早期的CHS尋址方式。傳統(tǒng)MBR信息存儲于LBA 0，GPT頭存儲于LBA 1，接下來才是分區(qū)表本身。

為什么要提出新的方案呢？那就讓我們看看MBR分區(qū)方案有什么問題。前面已經(jīng)提到了

• 主分區(qū)數(shù)目不能超過4個的限制
• 關(guān)鍵的是MBR分區(qū)方案無法支持超過2TB容量的磁盤。因為這一方案用4個字節(jié)存儲分區(qū)的總扇區(qū)數(shù)，最大能表示2的32次方的扇區(qū)個數(shù)，按每扇區(qū)512字節(jié)計算，每個分區(qū)最大不能超過2TB。磁盤容量超過2TB以后，分區(qū)的起始位置也就無法表示了。

有了扇區(qū)（sector），有了柱面（cylinder），有了 磁頭（head），顯然可以定位數(shù)據(jù)了，這就是數(shù)據(jù)定位(尋址)方式之一，CHS（也稱3D），對早期的磁盤（上圖所示）非常有效，知道用哪個 磁頭，讀取哪個柱面上的第幾扇區(qū)就OK了。CHS模式支持的硬盤容量有限，用8bit來存儲 磁頭地址，用10bit來存儲柱面地址，用6bit來存儲扇區(qū)地址，而一個扇區(qū)共有512Byte，這樣使用CHS尋址一塊硬盤最大容量為256 * 1024 * 63 * 512B = 8064 MB(1MB = 1048576B)（若按1MB=1000000B來算就是8.4GB）
但現(xiàn)在很多硬盤采用同密度盤片，意味著內(nèi)外磁道上的扇區(qū)數(shù)量不同，扇區(qū)數(shù)量增加，容量增加，3D很難定位尋址，新的尋址模式：LBA(Logical Block Addressing)。在LBA地址中，地址不再表示實際硬盤的實際 物理地址（柱面、 磁頭和扇區(qū)）。LBA編址方式將CHS這種三維尋址方式轉(zhuǎn)變?yōu)橐痪S的線性尋址，它把硬盤所有的 物理扇區(qū)的C/H/S編號通過一定的規(guī)則轉(zhuǎn)變?yōu)橐痪€性的編號，系統(tǒng)效率得到大大提高，避免了煩瑣的 磁頭/柱面/扇區(qū)的尋址方式。在訪問硬盤時，由硬盤控制器再將這種 邏輯地址轉(zhuǎn)換為實際硬盤的 物理地址。
LBA下的編號，扇區(qū)編號是從0開始。邏輯扇區(qū)號LBA的公式：
LBA(邏輯扇區(qū)號)=磁頭數(shù) × 每磁道扇區(qū)數(shù) × 當(dāng)前所在柱面號 + 每磁道扇區(qū)數(shù) × 當(dāng)前所在磁頭號 + 當(dāng)前所在扇區(qū)號 – 1
例如：CHS=0/0/1，則根據(jù)公式LBA=255 × 63 × 0 + 63 × 0 + 1 – 1= 0
也就是說 物理0柱面0 磁頭1扇區(qū)，是 邏輯0扇區(qū)。也就是說 LBA就是扇區(qū)的編號， 按照磁道 柱面 和 磁頭 從小到大的順序編號

計算機(jī)啟動的過程

1. BIOS 程序啟動

上個世紀(jì)70年代初，“只讀內(nèi)存”（read-only memory，縮寫為ROM）發(fā)明，開機(jī)程序被刷入ROM芯片，計算機(jī)通電后，第一件事就是讀取它。這塊芯片里的程序叫做"基本輸出輸入系統(tǒng)"（Basic Input/Output System），簡稱為BIOS。

2. 硬件自檢

BIOS程序首先檢查，計算機(jī)硬件能否滿足運(yùn)行的基本條件，這叫做"硬件自檢"（Power-On Self-Test），縮寫為POST。
如果硬件出現(xiàn)問題，主板會發(fā)出不同含義的蜂鳴，啟動中止。如果沒有問題，屏幕就會顯示出CPU、內(nèi)存、硬盤等信息。

硬件自檢完成后，BIOS把控制權(quán)轉(zhuǎn)交給下一階段的啟動程序。這時，BIOS需要知道，“下一階段的啟動程序"具體存放在哪一個設(shè)備。也就是說，BIOS需要有一個外部儲存設(shè)備的排序，排在前面的設(shè)備就是優(yōu)先轉(zhuǎn)交控制權(quán)的設(shè)備。這種排序叫做"啟動順序”（Boot Sequence）。

打開BIOS的操作界面，里面有一項就是"設(shè)定啟動順序"。

3. 主引導(dǎo)記錄

BIOS按照"啟動順序"，把控制權(quán)轉(zhuǎn)交給排在第一位的儲存設(shè)備。

這時，計算機(jī)讀取該設(shè)備的第一個扇區(qū)，也就是讀取最前面的512個字節(jié)。如果這512個字節(jié)的最后兩個字節(jié)是0x55和0xAA，表明這個設(shè)備可以用于啟動；如果不是，表明設(shè)備不能用于啟動，控制權(quán)于是被轉(zhuǎn)交給"啟動順序"中的下一個設(shè)備。 這最前面的512個字節(jié)，就叫做"主引導(dǎo)記錄"（Master boot record，縮寫為MBR）。 主引導(dǎo)記錄"只有512個字節(jié)，放不了太多東西。它的主要作用是，告訴計算機(jī)到硬盤的哪一個位置去找操作系統(tǒng)

4. 啟動管理器

在這種情況下，計算機(jī)讀取"主引導(dǎo)記錄"前面446字節(jié)的機(jī)器碼之后，不再把控制權(quán)轉(zhuǎn)交給某一個分區(qū)，而是運(yùn)行事先安裝的"啟動管理器"（boot loader），由用戶選擇啟動哪一個操作系統(tǒng)。Linux環(huán)境中，目前最流行的啟動管理器是Grub。

5. 操作系統(tǒng)

控制權(quán)轉(zhuǎn)交給操作系統(tǒng)后，操作系統(tǒng)的內(nèi)核首先被載入內(nèi)存。 以Linux系統(tǒng)為例，先載入/boot目錄下面的kernel。內(nèi)核加載成功后，第一個運(yùn)行的程序是/sbin/init。它根據(jù)配置文件（Debian系統(tǒng)是/etc/initab， CentOS 是systemd）產(chǎn)生init進(jìn)程。這是Linux啟動后的第一個進(jìn)程，pid進(jìn)程編號為1，其他進(jìn)程都是它的后代。

然后，init線程加載系統(tǒng)的各個模塊，比如窗口程序和網(wǎng)絡(luò)程序，直至執(zhí)行/bin/login程序，跳出登錄界面，等待用戶輸入用戶名和密碼。

文件存貯

文件系統(tǒng)到底是怎么管理磁盤的被？首先，操作系統(tǒng)會將磁盤分區(qū)后，同一個文件系統(tǒng)中，我們以ext系列為例來說明： ext系統(tǒng)將空間（這里的空間是指的一段連續(xù)的磁盤空間）劃分為不同的功能區(qū)，比如元數(shù)據(jù)區(qū)和數(shù)據(jù)區(qū)。元數(shù)據(jù)去主要存貯文件的一些屬性，比如說大小，快信息，這些信息被存貯在inode當(dāng)中，而數(shù)據(jù)去以datablock 為存貯單元，主要是存放了文件的數(shù)據(jù)。

因為磁盤上的數(shù)據(jù)要和內(nèi)存交互，而內(nèi)存通常是以4KB為單位的，所以從邏輯上，把磁盤按照4KB劃分比較方便（稱為一個block）。現(xiàn)在假設(shè)由一個文件系統(tǒng)管理64個blocks的一個磁盤區(qū)域：

順序文件結(jié)構(gòu)

顧名思義，文件的存貯數(shù)據(jù)塊是連續(xù)的空間。

優(yōu)點(diǎn)是不需要額外的空間開銷，只要在文件目錄中指出文件的大小和首塊的塊號即可，對順序的訪問效率很高。適應(yīng)于順序存取且文件不經(jīng)常修改的情況。 缺點(diǎn)是

• 文件動態(tài)地增長和縮小時系統(tǒng)開銷很大；
• 文件創(chuàng)建時要求用戶提供文件的大?。?/li>
• 存儲空間浪費(fèi)較大。

鏈?zhǔn)轿募到y(tǒng)

克服了連續(xù)文件的不足之處，但文件的隨機(jī)訪問系統(tǒng)開銷較大。適應(yīng)于順序訪問的文件。

索引式文件系統(tǒng)

在UNIX時代，就已經(jīng)實現(xiàn)了索引式的文件系統(tǒng)。它的原理是為一個文件的所有塊建立一個索引表，索引表就是塊地址數(shù)組，每個數(shù)組元素就是塊的地址，第n個數(shù)組元素指向文件中的第n個塊，這樣訪問任意一個塊的時候，只需要從索引表中獲得塊地址就可以了。而且文件中的塊依然可以分散到不連續(xù)的零散空間中。其結(jié)構(gòu)如下圖所示

既適應(yīng)于順序存訪問，也適應(yīng)于隨機(jī)訪問，是一種比較好的文件物理結(jié)構(gòu)，但要有用于索引表的空間開銷和文件索引的時間開銷

Ext 文件分區(qū)布局

每個分區(qū)，將若干個塊兒組成一個塊組，每個塊組會有以下幾個結(jié)構(gòu)

超級塊

1）超級塊(Super Block)描述整個分區(qū)的文件系統(tǒng)信息，如inode/block的大小、總量、使用量、剩余量，以及文件系統(tǒng)的格式與相關(guān)信息。超級塊在每個塊組的開頭都有一份拷貝（第一個塊組必須有，后面的塊組可以沒有）。

為了保證文件系統(tǒng)在磁盤部分扇區(qū)出現(xiàn)物理問題的情況下還能正常工作，就必須保證文件系統(tǒng)的super block信息在這種情況下也能正常訪問。所以一個文件系統(tǒng)的super block會在多個block group中進(jìn)行備份，這些super block區(qū)域的數(shù)據(jù)保持一致。 超級塊記錄的信息有：

1、block 與 inode 的總量（分區(qū)內(nèi)所有Block Group的block和inode總量）；
2、未使用與已使用的 inode / block 數(shù)量；
3、block 與 inode 的大小 (block 為 1, 2, 4K，inode 為 128 bytes)；
4、filesystem 的掛載時間、最近一次寫入數(shù)據(jù)的時間、最近一次檢驗磁盤 (fsck) 的時間等文件系統(tǒng)的相關(guān)信息；
5、一個 valid bit 數(shù)值，若此文件系統(tǒng)已被掛載，則 valid bit 為 0 ，若未被掛載，則 valid bit 為 1 。

它的結(jié)構(gòu)如圖所示

對于ext2/3/4文件系統(tǒng)，以上介紹的這些inode bitmap, data block bitmap和inode table，都可以通過一個名為"dumpe2fs"的工具來查看其在磁盤上的具體位置

GDT

2）塊組描述符表(GDT,Group Descriptor Table)由很多塊組描述符組成，整個分區(qū)分成多個塊組就對應(yīng)有多少個塊組描述符。
每個塊組描述符存儲一個塊組的描述信息，如在這個塊組中從哪里開始是inode Table，從哪里開始是Data Blocks，空閑的inode和數(shù)據(jù)塊還有多少個等等。

Inode 和 Block 位圖

4）inode位圖(inode Bitmap)和塊位圖類似，本身占一個塊，其中每個bit表示一個inode是否空閑可用。 Inode bitmap的作用是記錄block group中Inode區(qū)域的使用情況，Ext文件系統(tǒng)中一個block group中可以有16384個Inode，代表著這個Ext文件系統(tǒng)中一個block group最多可以描述16384個文件。

inode

索引表的索引結(jié)構(gòu)稱為inode，是"index node"的簡稱，用來索引，跟蹤一個文件的所有塊。inode是文件索引結(jié)構(gòu)組織形式的具體體現(xiàn)，一個文件就必須對應(yīng)一個inode。

5）inode表(inode Table)由一個塊組中的所有inode組成。一個文件除了數(shù)據(jù)需要存儲之外，一些描述信息也需要存儲，如文件類型，權(quán)限，文件大小，創(chuàng)建、修改、訪問時間等，這些信息存在inode中而不是數(shù)據(jù)塊中。

inode表占多少個塊在格式化時就要寫入塊組描述符中。 在Ext2/Ext3文件系統(tǒng)中，每個文件在磁盤上的位置都由文件系統(tǒng)block group中的一個Inode指針進(jìn)行索引，Inode將會把具體的位置指向一些真正記錄文件數(shù)據(jù)的block塊，需要注意的是這些block可能和Inode同屬于一個block group也可能分屬于不同的block group。我們把文件系統(tǒng)上這些真實記錄文件數(shù)據(jù)的block稱為Data blocks。

索引表本身要占用存儲空間，如果文件很大時，塊就比較多，索引表就會很大。UNIX為了解決這個問題，采用間接索引表來處理。

ls -i 命令可以顯示inode 號

?  command ls -ilt
total 24
3003623(inode號) -rwxr-xr-x  1 root  root    78  8 10 16:43 jump
3003622(inode號) -rwxr-xr-x  1 root  root   476  8 10 16:42 jumper.sh
3003624(inode號) -rwxr-xr-x  1 root  root  3346  3 24  2019 imgcat

data block

6）數(shù)據(jù)塊(Data Block)是用來放置文件內(nèi)容數(shù)據(jù)的地方。根據(jù)不同的文件類型有以下幾種情況：
對于普通文件，文件的數(shù)據(jù)存儲在數(shù)據(jù)塊中。
對于目錄，該目錄下的所有文件名和目錄名存儲在所在目錄的數(shù)據(jù)塊中，除了文件名外，ls -l命令看到的其它信息保存在該文件的inode中。

文件分區(qū)實踐

我們根據(jù)實踐一下磁盤分區(qū)的步驟，實踐一下ext4下的文件管理系統(tǒng)的步驟。我們的系統(tǒng)如下。

Linux CentOS7 3.10.0-1127.el7.x86_64 #1 SMP Tue Mar 31 23:36:51 UTC 2020 x86_64 x86_64 x86_64 GNU/Linux

首先第一步，我們需要一塊硬盤，用于我是CentOS7的系統(tǒng)，這里我在虛擬機(jī)上新建了一塊硬盤,容量是1G，這塊硬盤還沒有格式，我可以在我的/dev 目錄下找到這塊硬盤。

[root@CentOS7 ~]# ls /dev/sd*
/dev/sda  /dev/sda1  /dev/sda2  /dev/sdb

查看分區(qū),我一共有兩塊硬盤，一塊是sda,一塊是sdb。我們接下來需要格式化一下sdb.

格式化硬盤

首先，我們需要用fdisk 將sdb

[root@CentOS7 ~]# fdisk /dev/sdb
歡迎使用 fdisk (util-linux 2.23.2)。

更改將停留在內(nèi)存中，直到您決定將更改寫入磁盤。
使用寫入命令前請三思。

Device does not contain a recognized partition table
使用磁盤標(biāo)識符 0x30c1a40d 創(chuàng)建新的 DOS 磁盤標(biāo)簽。

命令(輸入 m 獲取幫助)：m  #獲取幫助命令
命令操作
   a   toggle a bootable flag
   b   edit bsd disklabel
   c   toggle the dos compatibility flag
   d   delete a partition
   g   create a new empty GPT partition table
   G   create an IRIX (SGI) partition table
   l   list known partition types
   m   print this menu
   n   add a new partition
   o   create a new empty DOS partition table
   p   print the partition table
   q   quit without saving changes
   s   create a new empty Sun disklabel
   t   change a partition's system id
   u   change display/entry units
   v   verify the partition table
   w   write table to disk and exit
   x   extra functionality (experts only)

命令(輸入 m 獲取幫助)：n
Partition type:
   p   primary (0 primary, 0 extended, 4 free)   （這里表示，我們沒有任何分許，允許你創(chuàng)建4個可用分區(qū)，0個主分區(qū)，和一個邏輯分區(qū)）
   e   extended
Select (default p): p   （我們來創(chuàng)建主分區(qū)）
分區(qū)號 (1-4，默認(rèn) 1)：    （選擇分區(qū)號，默認(rèn)即可）
起始 扇區(qū) (2048-2097151，默認(rèn)為 2048)：      （0-2048） # 前2048是系統(tǒng)預(yù)留空間 
將使用默認(rèn)值 2048
Last 扇區(qū), +扇區(qū) or +size{K,M,G} (2048-2097151，默認(rèn)為 2097151)：  （我們直接全部將1g劃分為這個分區(qū)）
將使用默認(rèn)值 2097151
分區(qū) 1 已設(shè)置為 Linux 類型，大小設(shè)為 1023 MiB

創(chuàng)建文件系統(tǒng)

使用CentOS7 自帶的文件系統(tǒng)格式工具，將sdb整個硬盤格式化成ext4文件格式。
mke2fs：ext系列文件系統(tǒng)專用管理工具

[root@CentOS7 ~]# mkfs.ext4 /dev/sdb
mke2fs 1.42.9 (28-Dec-2013)
/dev/sdb is entire device, not just one partition!
無論如何也要繼續(xù)? (y,n) y
文件系統(tǒng)標(biāo)簽=
OS type: Linux
塊大小=4096 (log=2)  
分塊大小=4096 (log=2)
Stride=0 blocks, Stripe width=0 blocks
65536 inodes, 262144 blocks   # inodes數(shù)量和blicks 是數(shù)量
13107 blocks (5.00%) reserved for the super user
第一個數(shù)據(jù)塊=0
Maximum filesystem blocks=268435456
8 block groups      # 8個塊組
32768 blocks per group, 32768 fragments per group
8192 inodes per group                   # 每組 inode 的數(shù)量
Superblock backups stored on blocks:    # 超級快的存貯位置
	32768, 98304, 163840, 229376

Allocating group tables: 完成
正在寫入inode表: 完成
Creating journal (8192 blocks): 完成  # 創(chuàng)建日志區(qū)
Writing superblocks and filesystem accounting information: 完成

查看分區(qū)

經(jīng)過生面的步驟，我們已經(jīng)將分區(qū)創(chuàng)建完畢，我們使用blkid 命令來查看一下分區(qū)

[root@CentOS7 ~]# blkid
/dev/sda1: UUID="79678d4f-9276-4d1e-8093-28623d77461e" TYPE="xfs"
/dev/sda2: UUID="FtqgeH-yiRM-f1Wr-73LT-QkQf-2kgX-BkXYi1" TYPE="LVM2_member"
/dev/sr0: UUID="2020-04-22-00-54-00-00" LABEL="CentOS 7 x86_64" TYPE="iso9660" PTTYPE="dos"
/dev/mapper/centos-root: UUID="d0412c8e-07f5-4716-8be7-8ed2da9affca" TYPE="xfs"
/dev/mapper/centos-swap: UUID="ac1ae2c7-d653-4496-97fa-d9315f56993f" TYPE="swap"
/dev/sdb: UUID="6285b923-0ee4-444d-9c68-d6af94914bc3" TYPE="ext4"

查看 超級塊和塊組

dumpe2fs 1.42.9 (28-Dec-2013)
Filesystem volume name:   
Last mounted on:          
Filesystem UUID:          6285b923-0ee4-444d-9c68-d6af94914bc3
Filesystem magic number:  0xEF53
Filesystem revision #:    1 (dynamic)
Filesystem features:      has_journal ext_attr resize_inode dir_index filetype extent 64bit flex_bg sparse_super large_file huge_file uninit_bg dir_nlink extra_isize
Filesystem flags:         signed_directory_hash
Default mount options:    user_xattr acl
Filesystem state:         clean
Errors behavior:          Continue
Filesystem OS type:       Linux
Inode count:              65536
Block count:              262144
Reserved block count:     13107
Free blocks:              249189
Free inodes:              65525
First block:              0
Block size:               4096
Fragment size:            4096
Group descriptor size:    64
Reserved GDT blocks:      127
Blocks per group:         32768
Fragments per group:      32768
Inodes per group:         8192
Inode blocks per group:   512
Flex block group size:    16
Filesystem created:       Wed Sep 30 12:22:05 2020
Last mount time:          n/a
Last write time:          Wed Sep 30 12:22:05 2020
Mount count:              0
Maximum mount count:      -1
Last checked:             Wed Sep 30 12:22:05 2020
Check interval:           0 ()
Lifetime writes:          33 MB
Reserved blocks uid:      0 (user root)
Reserved blocks gid:      0 (group root)
First inode:              11
Inode size:	          256
Required extra isize:     28
Desired extra isize:      28
Journal inode:            8
Default directory hash:   half_md4
Directory Hash Seed:      61f49ab4-d494-4be8-95b7-404358b685aa
Journal backup:           inode blocks
Journal features:         (none)
日志大小:             32M
Journal length:           8192
Journal sequence:         0x00000001
Journal start:            0


Group 0: (Blocks 0-32767)
  Checksum 0x4cc2, unused inodes 8181
  主 superblock at 0, Group descriptors at 1-1
  保留的GDT塊位于 2-128
  Block bitmap at 129 (+129), Inode bitmap at 145 (+145)
  Inode表位于 161-672 (+161)
  28521 free blocks, 8181 free inodes, 2 directories, 8181個未使用的inodes
  可用塊數(shù): 142-144, 153-160, 4258-32767
  可用inode數(shù): 12-8192
Group 1: (Blocks 32768-65535) [INODE_UNINIT]
  Checksum 0xabae, unused inodes 8192
  備份 superblock at 32768, Group descriptors at 32769-32769
  保留的GDT塊位于 32770-32896
  Block bitmap at 130 (bg #0 + 130), Inode bitmap at 146 (bg #0 + 146)
  Inode表位于 673-1184 (bg #0 + 673)
  32639 free blocks, 8192 free inodes, 0 directories, 8192個未使用的inodes
  可用塊數(shù): 32897-65535
  可用inode數(shù): 8193-16384

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審核編輯：湯梓紅