一、前言

磁盘在分区完成之后，要使得操作系统能够识别文件系统，就需要进行格式化，把分区格式化成某一个操作系统能够识别的文件系统。
一般来说，一个分区中装一个文件系统，但是现在技术发展了，一个分区可以装多个文件系统，也能将多个分区合并成一个文件系统。一个文件系统可以挂载到操作系统上。

二、EXT4文件系统

在Linux系统中，文件的权限与属性放到inode中，实际数据则放置到data block区块中。另外，还有一个超级区块superblock会记录整个文件系统的整体信息，包括inode与block使用量，剩余量等。

inode：记录一个文件的所有属性，以及这个文件所对应的block的号码（一个文件对应一个inode）
block：存放文件的实际数据（若文件数据太大，则使用多个block存放）
super block：记录文件系统的整体信息，包括：inode、block的数量、文件系统的使用量、剩余量等。

在Linux系统中，为每个文件分配一个称为索引节点的号码inode，可以将inode简单理解成一个指针，它永远指向本文件的具体存储位置。

系统是通过索引节点(而不是文件名)来定位每一个文件。

三、EXT4文件系统读取数据的过程

系统先格式化出inode与block的区块。如下图，要访问一个文件时，首先找到这个文件的inode，根据inode中的权限查看当前用户是否有权力读取这个文件；然后根据inode中记录的block的号码，操作系统据此排列磁盘阅读顺序，一口气将四个block内容读出。最后找到block，读出数据。这种文件系统就叫做索引式文件系统。

U盘（闪存）一般使用FAT文件系统，而FAT文件系统并没有inode，每个block中记录着本文件下一个block的位置。所以FAT文件系统无法通过inode一次性将这个文件所有的block号码读取出来，而只能一个个地读取block后才能知道下一个block的位置。如下图：

上图中我们假设文件的数据依序写入1->7->4->15号这四个 block 号码中，但这个文件系统没有办法一口气就知道四个 block 的号码，他得要一个一个的将 block 读出后，才会知道下一个 block 在何处。如果同一个文件数据写入的 block 分散的太过厉害时，则我们的磁盘读取头将无法在磁盘转一圈就读到所有的数据，因此磁盘就会多转好几圈能完整的读到到这个文件的内容。
所以如果同一个文件的block分散地太开，那么读取一个文件的时间就会很长，所以就有所谓的“碎片整理“，就是将同一个文件的block们尽量放到一起去。但Linux的EXT4文件系统由于是索引式的，因此不太需要碎片整理。

四、EXT4文件系统的一些补充说明

Linux之所以能支持多种文件系统，其实是由于Linux提供了一个虚拟文件系统VFS，VFS作为实际文件系统的上层软件，掩盖了实际文件系统底层的具体结构差异，为系统访问位于不同文件系统的文件提供了一个统一的接口。

有些文件系统非常大，高达数百GB，那么格式化后会有大量的inode和block，为了方便管理，文件系统对所有的inode和block进行分组，每一组叫做block group，每一组都有独立的inode/block/super block。
data block数据块是用来存储文件实际数据的地方，只有1KB、2KB、4KB这三种。
所有的inode和block在格式化的时候大小和数量就固定了，而且每一个block都有固定的编号，便于inode查找。
文件系统支持的最大磁盘容量和单一文件容量是不一样的；

block大小	1KB	2KB	4KB
最大单一文件容量	16GB	256GB	2T

一个block只能存放一个文件的数据，如果文件太大，则使用多个block存放，如果一个block放不满，则剩下的就空着。

每个block的大小要合理地选择，如果太大，会造成最后一个block中会有大量剩余的空间；如果太小，那么inode中就要记录更多的block号码，每次找block要耗时，所以这样效率也不高。
由于每个inode在格式化的时候大小就已经固定了，并且只有128bytes，并且每个文件仅能占用一个inode，因此，文件系统能够创建的文件数与inode的数量有关。除此之外：
当一个文件很大时，它的block太多，每个block号码需要4byte，那么inode记录不下了怎么办？这时候将block号码存在一个block中，inode仅仅需要记录这个block的号码即可，这就是一次间接索引。Linux的ext2文件系统最多支持3级间接索引。
super block记录了整个文件系统的相关信息，是非常重要的，如果super block死掉了，那么系统会花费大量时间去挽救他。
一般super block的大小为1024bytes
每个block group中都含有一个super block，由于一个文件系统中只能有一个super block，所以这些group中的super block都是一样的，在第一个super block挂了的时候进行挽救用的。

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参考文章

https://blog.csdn.net/shimadear/article/details/81035477

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