ext4 流程
文件系统类型（ext4、ntfs）
⽂件系统类型（ext4、ntfs）Linux1、Linux：存在⼏⼗个⽂件系统类型：ext2，ext3，ext4，xfs，brtfs，zfs（man 5 fs可以取得全部⽂件系统的介绍）不同⽂件系统采⽤不同的⽅法来管理磁盘空间，各有优劣；⽂件系统是具体到分区的，所以格式化针对的是分区，分区格式化是指采⽤指定的⽂件系统类型对分区空间进⾏登记、索引并建⽴相应的管理表格的过程。
ext2具有极快的速度和极⼩的CPU占⽤率，可⽤于硬盘和移动存储设备ext3增加⽇志功能，可回溯追踪ext4⽇志式⽂件系统，⽀持1EB（1024*1024TB），最⼤单⽂件16TB，⽀持连续写⼊可减少⽂件碎⽚。
rhel6默认⽂件系统xfs可以管理500T的硬盘。
rhel7默认⽂件系统brtfs⽂件系统针对固态盘做优化，zfs更新？注：EXT（Extended file system）是延伸⽂件系统、扩展⽂件系统，ext1于1992年4⽉发表，是为linux核⼼所做的第⼀个⽂件系统。
格式化命令：mkfs -t <⽂件系统类型> <分区设备⽂件名> mkfs.xfs /dev/sdb1man 5 fs可以取得全部⽂件系统的简要介绍最⼤⽀持⽂件等信息？windowsFAT16：MS—DOS和win95采⽤的磁盘分区格式，采⽤16位的⽂件分配表，只⽀持2GB的磁盘分区，最⼤单⽂件2GB，且磁盘利⽤率低FAT32：（即Vfat）采⽤32位的⽂件分配表，⽀持最⼤分区128GB，最⼤⽂件4GBNTFS：⽀持最⼤分区2TB，最⼤⽂件2TB，安全性和稳定性⾮常好，不易出现⽂件碎⽚。
其他RAMFS：内存⽂件系统ISO 9660：光盘NFS：⽹络⽂件系统SMBAFS/CIFS：⽀持Samba协议的⽹络⽂件系统Linux swap：交换分区，⽤以提供虚拟内存。
Android SD卡ext4分区
再选择第一项，然后同之前一样，一路按HOME键到底（WIPE操作可以不做，不过有可能
会发生一些问题，导致无法启动）。 完成上面的操作后，按返回键回到Recovery界面。点击USB-MS toggle，TF卡就会被电脑识别
成可移动磁盘。 电脑识别到SD卡后，将下载好的ROM（比如axing_a.121.zip）复制进去，复制完后按HOME键
接着会出现提示，问你是否要划分TF卡按HOME键（也就是小房子键）继续
这个时候应该出现的是Swap=32MB，按HOME键确定。如果你需要升到Ext4的话，可以通过音量键来调整大小，调整到需要的大小，如果不调整的话可能升到Ext4的时候，重启会在通知栏出现-53，-70等数字，这个都是因为没有调整造成的。好了，调整好这个，会出现这个界面
二.Swap分区、SD卡、分区与卡损耗 micro一SD的储存单元分为两类：SLC(Single-Layer Cell，单层单元）和MLC(Multi-Level Cell，多层单元）。SLC闪存的优点是复写次数高达100000次，比MLC闪存高10倍。此外，为了保证MLC的寿命，控制芯片都校验和智能磨损平衡技术算法，使得每个存储单元的写入次数可以平均分摊，达到100万小时故障间隔时间（MTBF)。目前的TF卡无写入次数平均分摊管理，导致写入次数为理论上的1万次。那么建立SWAP分区意味着系统会对这一组单元集中作频繁写入操作，是否会导致TF卡的迅速损坏呢？
关键词就是虚拟内存。
三.SD卡分区的次序与分区大小 SD卡的三个分区依次为：FAT32主分区、Ext4主分区、Swap主分区。
举例的分区大小：Linux一Swap：96M；Ext4：500M;FAT32：剩下所有SD卡空间。一定要注意，先分区FAT32，再分区Ext4，最后分区Swap。问题由此出现：怎样最先确定FAT32分区
linux ext4 读写流程
linux ext4 读写流程
Linux ext4 文件的读写流程涉及到多个环节，下面是详细的读写流程：
1. 用户层请求：用户层通过系统调用（如write() 函数）发起文件读写请求。
2. 系统调用处理：内核接收到用户层的读写请求后，会进行相应的处理。
例如，write() 函数会将数据缓冲到内核缓冲区，然后准备进行实际的磁盘写入。
3. 磁盘分配策略：ext4 文件系统根据磁盘空间情况和文件系统参数来决定如何分配新的数据块。
这一过程涉及到ext4 特定的磁盘分配策略，如扩展块分配（extend_block）和迁移块（move_block）等。
4. 文件系统元数据操作：内核会更新文件系统的元数据，如文件索引、文件大小、分配位图等，以反映磁盘上实际的数据变化。
5. 块设备操作：内核将数据从用户缓冲区拷贝到磁盘的ext4 块设备上。
这一过程涉及到块设备的I/O 操作，如block_write() 函数。
6. 同步和挂起：根据ext4 文件系统的配置，内核可能会在写入数据
后同步磁盘数据（如使用fsync() 函数）并挂起其他I/O 操作。
7. 完成操作：内核完成磁盘写入后，将返回结果给用户层，通知读写操作成功或失败。
读流程类似，只是在磁盘读取数据时，数据是从磁盘的ext4 块设备读取到内核缓冲区，然后传递给用户层。
需要注意的是，这里的读写流程是一个简化版，实际操作可能会根据具体情况进行调整。
ext4 文件系统的读写性能取决于多个因素，如磁盘性能、文件系统参数和内核优化等。
在不同场景下，ext4 文件系统的读写流程可能会有所不同。
EXT2、EXT3、EXT4、XFS、GPT详解
EXT2、EXT3、EXT4、XFS、GPT详解原创：运维老司机小柒博客7月18日EXT2与EXT3区别Linux之前缺省情况下使用的文件系统为Ext2，ext2文件系统的确高效稳定。
但是，随着Linux系统在关键业务中的应用，Linux文件系统的弱点也渐渐显露出来了:其中系统缺省使用的ext2文件系统是非日志文件系统。
这在关键行业的应用是一个致命的弱点，Ext3文件系统是直接从Ext2文件系统发展而来，目前ext3文件系统已经非常稳定可靠。
它完全兼容ext2文件系统。
用户可以平滑地过渡到一个日志功能健全的文件系统中来。
这实际上了也是ext3日志文件系统初始设计的初衷。
1) ext3和ext2的主要区别在于，ext3引入Journal（日志）机制，Linux内核从2.4.15开始支持ext3，它是从文件系统过渡到日志式文件系统最为简单的一种选择，ext3提供了数据完整性和可用性保证。
2) ext2和ext3的格式完全相同，只是在ext3硬盘最后面有一部分空间用来存放Journal的记录；3) 在ext2中，写文件到硬盘中时，先将文件写入缓存中，当缓存写满时才会写入硬盘中；4) 在ext3中，写文件到硬盘中时，先将文件写入缓存中，待缓存写满时系统先通知Journal，再将文件写入硬盘，完成后再通知Journal，资料已完成写入工作；5) 在ext3中，也就是有Journal机制里，系统开机时检查Journal的内容，来查看是否有错误产生，这样就加快了开机速度；EXT3日志文件系统的特点1、高可用性系统使用了ext3文件系统后，即使在非正常关机后，系统也不需要检查文件系统。
宕机发生后，恢复ext3文件系统的时间只要数十秒钟。
2、数据的完整性ext3文件系统能够极大地提高文件系统的完整性，避免了意外宕机对文件系统的破坏。
在保证数据完整性方面，ext3文件系统有2种模式可供选择。
其中之一就是"同时保持文件系统及数据的一致性"模式。
xfs和ext4文件格式
xfs和ext4文件格式
XFS和ext4是两种常见的Linux文件系统格式，它们都有各自
的特点和适用场景。
首先，让我们来看看XFS文件系统。
XFS是一种高性能的日志
文件系统，最初由SGI（Silicon Graphics International）开发。
它支持大容量的文件系统和大文件，适用于高性能的服务器环境。
XFS具有快速的格式化和快速的写入速度，同时也支持在线扩容和
快速恢复功能。
它还具有高度的并发能力，适合用于大规模的文件
存储和高负载的数据库环境。
然而，XFS在处理小文件和元数据更
新方面的性能可能不如其他文件系统。
而对于ext4文件系统，它是ext3文件系统的后继版本，是Linux内核中的一种成熟的日志文件系统。
ext4在向后兼容性和可
靠性方面进行了改进，同时也提供了更好的性能和更大的文件系统
支持。
它支持最大16TB的单个文件和最大1EB的文件系统，同时还
提供了更高的最大文件数量和更快的文件系统检查速度。
ext4还具
有较好的稳定性和广泛的应用支持，适用于绝大多数的Linux发行版。
总的来说，XFS适合用于大容量和高性能的服务器环境，而
ext4则更适合用于一般的桌面和服务器应用。
选择哪种文件系统取
决于具体的应用场景和需求，需要综合考虑文件系统的特性、性能、稳定性以及对应用程序的支持情况。
希望这些信息能够帮助你更好
地理解XFS和ext4文件系统。
文件系统Ext4详解
⽂件系统Ext4详解1. 知识扫盲1.1. 磁盘介绍磁盘（disk)：如上（⽹图）磁道（Track）：将磁道划分为若⼲个⼩的区段，就是扇区。
柱⾯（cylinder）：磁⽚中半径相同的同⼼磁道构成“柱⾯"，意思是这⼀系列的磁道垂直叠在⼀起，就形成⼀个柱⾯的形状。
磁道数=柱⾯数扇区（sector）：⼀个扇区512字节磁头（header）：每张磁⽚的正反两⾯各有⼀个磁头，⼀个磁头对应⼀张磁⽚的⼀个⾯。
磁盘空间：512 * Track * Cylinder * header1.2. 寻址⽅式Chs寻址：有上述提到的三个参数决定，C代表Cylinder，H代表Header，S代表Sector。
举例说明：磁头数最⼤为255 (⽤ 8 个⼆进制位存储)。
从0开始编号。
柱⾯数最⼤为1023(⽤ 10 个⼆进制位存储)。
从0开始编号。
扇区数最⼤数 63(⽤ 6个⼆进制位存储)。
从1始编号。
所以CHS寻址⽅式的最⼤寻址范围为：255 * 1023 * 63 * 512 / 1048576 = 7.837 GB ( 1M =1048576 Bytes )或硬盘⼚商常⽤的单位：255 * 1023 * 63 * 512 / 1000000 = 8.414 GB ( 1M =1000000 Bytes )缺点：外圈磁盘空间利⽤率不⾜LBA寻址：LBA编址⽅式将 CHS这种三维寻址⽅式转变为⼀维的线性寻址，它把硬盘所有的物理扇区的C/H/S编号通过⼀定的规则转变为⼀线性的编号。
备注：有兴趣⾃⼰研究。
1.3. 设备分区：切蛋糕，把⼀块磁盘分成多个部分使⽤。
裸设备：⼜叫裸分区，未经过格式化，不⽤通过⽂件系统读取的特殊字符设备。
⽂件系统：⽂件的系统是操作系统⽤于明确磁盘或分区上的⽂件的⽅法和数据结构；即在磁盘上组织⽂件的⽅法。
块设备：系统中能够随机（不需要按顺序）访问固定⼤⼩数据⽚（chunks）的设备被称作块设备。
通常块设备有缓存。
ext4文件系统原理
ext4文件系统原理
ext4是一种高性能的Linux文件系统，是对ext3文件系统的改进和扩展。
它的设计目标是提供更高的性能、更好的可靠性、更高的可扩展性和更强的兼容性。
ext4文件系统原理如下：
1. 日志功能：ext4采用了日志功能（journaling），即在对文
件系统进行操作时，会先将操作记录在日志中，然后再执行操作。
这样可以在系统异常关机或崩溃时恢复文件系统的一致性。
2. 内存缓存：ext4使用了内存缓存，将磁盘上的数据加载到内存中进行读写操作，以提高文件的访问速度。
3. 数据块分配：ext4使用了多级索引结构来分配存储空间。
它将文件系统的空间分为固定大小的块，每个块可以存储一定大小的数据。
通过索引结构，可以快速定位文件的数据块。
4. 空闲块管理：ext4使用了位图和B树来管理空闲块。
位图
记录着每个块的使用情况，而B树则用于索引和定位空闲块。
5. 快照功能：ext4支持快照功能，可以在不影响原有数据的情况下对文件系统进行备份和恢复。
6. 后日志预分配：ext4采用了一种称为"delayed allocation"的
技术，即将数据块的分配推迟到真正需要写入数据时再进行。
这样可以提高写入性能，减少磁盘的碎片化。
7. 逐项更新：ext4在写入数据时，不会一次性更新整个文件，而是根据需要只更新部分数据。
这种逐项更新的方式可以减少磁盘的I/O次数，提高性能。
总的来说，ext4文件系统通过优化文件的读写性能、提供高效的存储空间管理和异常恢复机制等功能，来提供更高的性能和可靠性。
linux ext4分区扩容方法
Linux的ext4分区扩容可以按照以下步骤进行：
1. 查看现有的分区大小。
2. 关机并增加磁盘大小，例如增加100G。
3. 重新开机后，使用`lsblk`或`df -TH`命令查看磁盘扩容后的状态。
4. 进行分区扩展，需要保留根目录的起止位置。
5. 删除根分区，注意不要保存数据。
6. 创建新的分区，并标明起始位置。
7. 保存并退出分区设置，然后刷新分区，可以使用`partprobe /dev/sda`命令。
8. 再次查看分区状态，确保扩展成功。
9. 刷新根分区并查看状态，对于CentOS 7.x系统，使用`xfs_growfs /dev/sda2`命令，CentOS 6.x系统则使用`resize2fs /dev/mapper/cl00-root`命令。
这样，Linux的ext4分区就完成了扩容。
请注意，这些步骤可能会因不同的Linux发行版和文件系统而有所不同，建议在执行前查阅相关文档或咨询专业人士。
fsck命令使用流程
fsck命令使用流程fsck命令用于检查和修复文件系统，以下是其使用流程：1. 打开终端或命令行界面。
2. 输入以下命令以查看设备上的所有分区：```shellsudo fdisk -l```3. 确定要检查的文件系统。
在fdisk命令的输出中，找到要检查的分区，例如/dev/sda1。
4. 运行以下命令以检查文件系统：```shellsudo fsck -a /dev/sda1```其中，-a选项表示自动修复文件系统，不询问任何问题。
如果需要交互式修复，可以省略-a选项，并按照提示进行操作。
5. 如果需要指定要检查的文件系统类型，可以使用-t选项。
例如，如果要检查ext4类型的文件系统，可以运行以下命令：```shellsudo fsck -t ext4 /dev/sda1```6. 如果需要执行交互式修复，可以使用-r选项。
例如：```shellsudo fsck -r /dev/sda1```7. 如果需要查看fsck命令的执行过程，可以使用-V选项。
例如：```shellsudo fsck -V /dev/sda1```8. 如果需要同时检查多个分区，可以使用通配符或列出分区的路径。
例如：```shellsudo fsck -a /dev/sda```或```shellsudo fsck -a /dev/sda1 /dev/sda2```9. 如果需要检查的文件系统不在/etc/fstab文件中列出的分区中，可以使用-A选项来检查文件内所列的全部文件系统。
例如：```shellsudo fsck -A```。
fsck基本过程
fsck基本过程
`fsck`的基本过程如下：
1. 准备工作：在运行`fsck`之前，首先确保文件系统处于不挂载（unmounted）状态，以免造成数据损坏。
通常，需要在单用户模式下启动系统或使用一个启动光盘/USB驱动器来运行`fsck`，以确保没有正在访问文件系统的进程。
2. 运行`fsck`：使用命令来运行`fsck`，并指定要检查的文件系统设备。
例如，要检查一个`ext4`文件系统，可以使用以下命令：`fsck -t ext4 /dev/sda`。
3. 检查过程：`fsck`会对文件系统进行检查，查找并报告发现的问题。
它可能会执行以下操作：
- 修复索引节点（inode）问题。
- 扫描和修复坏块或损坏的数据块。
- 修复文件系统结构。
- 修复超级块中的错误。
4. 用户干预：在检查过程中，`fsck`可能会遇到需要用户决策的问题。
例如，可能会发现多个副本的坏块，并要求用户选择哪一个副本应该保留。
用户需要根据具体情况进行选择。
5. 修复完成：一旦`fsck`完成了检查和可能的修复工作，它会生成一个报告，指出修复了哪些问题，如果有的话。
6. 重新挂载：如果`fsck`未发现无法修复的严重问题，你可以尝试重新挂载文件系统，使其再次可用。
例如，可以使用以下命令挂载
磁盘：`mount -a`或者使用`reboot`命令重新启动系统。
linux磁盘管理的步骤
linux磁盘管理的步骤
Linux磁盘管理的步骤包括以下几个阶段：
1.查看磁盘信息：首先，你可以使用ll /dev/sd*或lsblk 命令来查看磁盘信息。
这将显示系统中所有可用的磁盘和分区。
2.创建分区：使用fdisk命令来创建新的分区。
例如，fdisk /dev/sdb将会打开一个交互式界面，你可以在其中创建新的分区。
分区完成后，使用partprobe /dev/sdb命令刷新分区表。
3.格式化：在创建分区后，你需要创建文件系统。
对于Linux，常用的文件系统类型包括ext4、XFS等。
你可以使用mkfs.ext4 /dev/sdb1命令来格式化一个分区。
4.挂载：在格式化完成后，你需要将分区挂载到某个目录上。
首先，创建一个挂载点，如mkdir /mnt/disk1，然后使用mount -t ext4 /dev/sdb1 /mnt/disk1命令来挂载分区。
5.查看挂载信息：最后，你可以使用df -hT命令来查看挂载信息，以确保分区已经成功挂载。
以上就是Linux磁盘管理的基本步骤。
请注意，在进行磁盘管理操作时，需要具有相应的权限，最好以root用户身份进行操作。
基于Ext4文件系统的数据提取方法研究
2020年第8期20计算机应用信息技术与信息化基于Ext4文件系统的数据提取方法研究徐 健* XU Jian摘 要 大多数Linux 系统下的发行版主要还是应用于X86平台，磁盘的分区结构仍然支持MBR 和GPT 磁盘分区，目前常见的文件系统有Ext3及Ext4。
本文借助Winhex 及R-Studio ，详细介绍Ext4文件系统的结构，并举例说明手工提取文件的方法。
关键词 Winhex ；Ext4；extent 树；实例研究doi：10.3969/j.issn.1672-9528.2020.08.006* 江苏联合职业技术学院扬州分院 江苏扬州 2250030 引言Linux 是完全开源的操作系统，其所支持的文件系统也在迅速扩充，Ext3是其曾经运用最广泛的文件系统，但随着文件系统的不断更新，新功能使Ext3代码变得更加复杂并难以维护，Ext4文件系统便应运而生，其新增的特点是能够支持更大的文件系统和更大的文件；在超级块中增加64位参数；在块组描述符中增加64位参数和校验和，而最重要的变化是用Extent 树结构替代Ext3的直接块指针和间接块指针。
由于Ext4的一些改进，原本的数据恢复方法便不再适用，所以有必要针对Ext4文件系统中的数据提取方法进行研究。
1 Ext4文件系统基本介绍Ext4文件系统基本结构与Ext3类似。
Ext4文件系统将会把你的磁盘分区分成一个一个的块组，每个块组里又分成多个块，每组块数数量及大小一致，可以在分区创建时手动指定或者由软件自动分配一个值。
每个块组都含有一个块组描述符 （Group Descriptor），主要用来表示块组的使用情况，可以从中得到块位图、i-节点位图以及i-节点表地址等信息。
块位图用来表示此块组中这个块的使用情况，i-节点位图用来表示此块所管理的i-节点的分配情况，i-节点表则用于表示这个块中文件的元数据，即每个i-节点所对应的文件的各种参数（如文件大小，文件位置，文件权限，文件类型等）。
mkfs.ext4 精简编译
mkfs.ext4 精简编译目录1. 前言2. mkfs.ext4 简介3. mkfs.ext4 编译步骤4. mkfs.ext4 参数解释5. 结语1. 前言在计算机领域，文件系统是操作系统用来管理文件在存储设备上的组织和存储的一种机制。
其中，ext4 是一种用于 Linux 操作系统的文件系统类型，是 ext3 文件系统的后继者。
在使用 ext4 文件系统之前需要进行格式化，而 mkfs.ext4 则是 Linux 上用来格式化 ext4 文件系统的命令。
2. mkfs.ext4 简介mkfs.ext4 是 Linux 系统上用于创建 ext4 文件系统的命令，通常情况下需要在格式化新建硬盘分区或者使用已有分区之前使用。
mkfs.ext4 命令可以在终端中直接执行，其基本格式为：mkfs.ext4 [选项] 设备在执行 mkfs.ext4 命令时，用户可以根据需要使用不同的选项来设置文件系统的参数，以满足特定的需求。
下面将介绍 mkfs.ext4 的编译步骤以及常用的参数解释。
3. mkfs.ext4 编译步骤编译 mkfs.ext4 命令需要经过以下步骤：- 下载源代码用户可以从 Linux 官方全球信息湾或者其他可信赖的源获取mkfs.ext4 的源代码，通常以 tar.gz 格式进行压缩。
解压源代码后，用户可以进入源代码目录进行后续操作。
- 配置在源代码目录中执行 ./configure 命令，用于配置编译参数和检查编译环境。
该步骤会生成 Makefile 文件，其中包含了编译 mkfs.ext4 所需的详细信息。
- 编译在配置完成后，用户可以执行 make 命令来进行编译，该步骤会生成可执行的 mkfs.ext4 文件。
- 安装用户可以执行 make install 命令来将编译生成的 mkfs.ext4 安装到指定的系统目录中，以便在任何位置都可以直接执行该命令。
通过以上步骤，用户可以成功编译并安装 mkfs.ext4 命令，从而在系统中使用该命令进行 ext4 文件系统的格式化。
linux ext4 resize2fs
linux ext4 resize2fs如何使用resize2fs工具调整Linux文件系统的大小引言：Linux操作系统是一种开放、灵活且高度可定制的操作系统，它最受欢迎的分布版本之一是基于ext4文件系统的。
在某些情况下，我们可能希望增加或减少ext4文件系统的大小来满足不同的需求。
resize2fs工具是一个强大的命令行工具，可以帮助我们调整Linux文件系统的大小。
本文将解释如何使用resize2fs工具来调整ext4文件系统的大小。
第一步：备份数据在进行任何对文件系统大小进行调整的操作之前，务必要备份所有重要的数据。
因为调整文件系统大小可能会引发数据丢失或损坏，并且一旦数据丢失，将无法恢复。
第二步：卸载文件系统在调整文件系统大小之前，我们需要确保该文件系统没有被挂载。
我们可以使用命令“umount”来卸载文件系统。
例如，如果要调整/dev/sda1的文件系统大小，则可以运行以下命令：sudo umount /dev/sda1第三步：调整分区大小在我们使用resize2fs工具调整文件系统大小之前，我们需要先调整分区的大小。
我们可以使用fdisk工具来调整分区的大小。
以下是一些可能需要执行的步骤：1. 运行以下命令来启动分区工具：sudo fdisk /dev/sda2. 输入命令`p`来显示当前分区表的信息。
3. 如果要增加分区的大小，可以输入命令`d`来删除分区。
4. 输入命令`n`来创建一个新的分区。
5. 输入命令`t`来设置分区的类型，然后选择合适的分区类型。
6. 最后，输入命令`w`来保存对分区表的更改。
注意事项：调整分区大小是一项高风险操作，务必小心谨慎执行，并确保备份所有重要数据。
第四步：调整文件系统大小在调整了分区大小之后，我们现在可以使用resize2fs工具来调整ext4文件系统的大小。
以下是一些可能需要执行的步骤：1. 运行以下命令来调整文件系统的大小：sudo resize2fs /dev/sda12. resize2fs工具会自动调整文件系统的大小以适应剩余的分区空间。
ext4load mmc 用法
ext4load mmc 用法ext4load命令是U-Boot引导加载程序中的一个命令，它用于从指定的存储设备（如mmc卡）加载一个ext4文件系统中的文件到内存中。
使用该命令的基本语法如下：ext4load mmc <设备号>:<分区号> <加载地址> <文件路径>参数说明：mmc <设备号>:<分区号>：指定存储设备的设备号和分区号。
设备号表示存储设备的索引号，从0开始计数。
分区号表示存储设备中的分区索引号，同样从0开始计数。
加载地址：指定文件要加载到的内存地址。
可以使用16进制或十进制表示。
文件路径：要加载的文件在ext4文件系统中的路径。
可以是绝对路径或相对路径。
示例：ext4load mmc 0:1 0x2000000 /boot/uImage上述示例中，ext4load命令将从mmc设备0的分区1中加载/boot/uImage文件到内存地址0x2000000处。
在实际使用中，我们可以通过该命令从mmc卡中加载包含操作系统内核镜像的uImage文件到内存中。
然后，我们可以使用其他命令将该镜像文件启动，以完成系统的引导过程。
使用ext4load命令需要注意以下几点：1. 确保正确设置U-Boot中的环境变量，以便正确指定设备号和分区号。
可以通过`printenv`命令查看和修改环境变量。
2. 确保所使用的存储设备和分区上确实存在目标文件，否则将无法加载。
3. 确保加载地址没有与已使用的内存地址冲突，否则可能导致系统崩溃或数据损坏。
4. 文件路径应该是有效的，可以通过`ext4ls`命令来验证文件是否存在。
除了加载文件到内存，ext4load还支持其他选项，可以根据需求使用。
例如，可以使用`-s`选项来打印加载的文件的大小。
总结：ext4load mmc命令是U-Boot引导加载程序中的一个命令，用于从ext4文件系统中加载文件到内存。
EXT4镜像文件格式分析android
EXT4镜像⽂件格式分析android注:此格式为android改版的ext4⽬录1、ext4⽂件系统总体布局2、超级块3、块组描述符表4、节点表5、根⽬录1、ext4⽂件系统总体布局图0 ext4镜像⽂件格式总体分布该图中红⾊为重要结构在第1个布局中，前0x400字节为BootBlock, ⽤0填充0x400-0x800为ext4的超级块，对应结构体ext4_super_block，0x800-0x1000⽤0填充第2个布局为块组描述符表(ext2_group_desc)。
块组描述符表的起始偏移固定为0x1000，没有限制⼤⼩，对应结构体ext2_group_desc，此结构体⼤⼩由超级块的s_desc_size字段指定。
每个块组对应⼀个结构体。
第3个布局为保留的gdt块，此块⽤于当第2个Block⽆法存放下所有块组描述结构体时，向该块填充。
该块⼤⼩由超级块的s_reserved_gdt_blocks字段指定Block个数第4个布局为节点表，由块组描述符中bg_inode_table, 指定节点表的偏移block，如果⼀个块组的所有空闲inode都被使⽤，就使⽤下⼀个块组的节点表。
每个块组默认0x2000个节点。
节点表中存放着节点(ext4_inode)的数组，节点表中的第1个节点⽤0填充第2个节点为根⽬录的节点，指向根⽬录的⽬录信息（ext4_dir_entry_2数组）。
第8个节点为⽇志节点，指向⽇志块。
第5个布局为⽇志块第6个布局为根⽬录，根⽬录为ext4_dir_entry_2的结构体数组，由节点表的第2个节点索引过来。
其余为其他⽬录和⽂件，以及每个块组的起始块。
2、超级块注：以下图中的所有字段均为重要字段，其余字段说明可参考《Ext4⽂件系统⼿动提取⽂件》图1 超级块，inode总数(s_inodes_count)：所有块组中的节点总和Blocks总数低位(s_blocks_count_lo)：镜像⽂件总⼤⼩/每个block⼤⼩。
使用mkfs.ext4格式化大容量磁盘
使⽤mkfs.ext4格式化⼤容量磁盘使⽤mkfs.ext4默认参数格式化磁盘后，发现格式化时间特别长，并且格式化会占⽤磁盘很⼤的空间。
例如2TB的磁盘格式化会占⽤10分钟左右时间，并占⽤30G左右的磁盘空间。
究其原因，原来inode会占⽤磁盘空间，每个inode占⽤256b⼤⼩空间。
默认情况下，mkfs2fs会为每16kb的磁盘空间分配⼀个inode， 格式化时系统根据磁盘⼤⼩，计算可以保存的⽂件个数，进⽽为inode保留空间。
所以格式化⼤容量磁盘，系统会分配过多inode，为inode预留过多空间，导致磁盘空间占⽤特别⼤。
例如:⼀个2Tb的磁盘，格式化时会出现以下信息mkfs.ext4 -n /dev/sdc1mke2fs 1.41.12 (17-May-2010)Filesystem label=OS type: LinuxBlock size=4096 (log=2)Fragment size=4096 (log=2)Stride=1 blocks, Stripe width=0 blocks122101760 inodes, 488378368 blocks24418918 blocks (5.00%) reserved for the super userFirst data block=0Maximum filesystem blocks=429496729614905 block groups32768 blocks per group, 32768 fragments per group8192 inodes per groupSuperblock backups stored on blocks:32768, 98304, 163840, 229376, 294912, 819200, 884736, 1605632, 2654208,4096000, 7962624, 11239424, 20480000, 23887872, 71663616, 78675968,102400000, 214990848通过以上信息可以计算出磁盘格式化后inode占⽤的磁盘空间122101760 * 256 / 1024 / 1024 = 29810mbinode数量 122101760乘以每个inode占⽤的空间 256b除以1024 换算为kb再除以1024 换算为 mb通过以上计算可以得出结论：磁盘空间很⼤的磁盘使⽤默认参数格式化磁盘会占⽤⼤量磁盘空间，浪费磁盘空间。
Ext4文件系统修复
Ext4⽂件系统修复Ext4⽂件系统修复⽬录⼀、super block硬盘分区开头、开头的第⼀个byte是byte0，从byte1024开始往后的⼀部分数据。
由于block size最⼩时1024bytes，所以superblock在block1中（此时block的⼤⼩正好是1024bytes），也可能是在block 0中。
超级块保存了⽂件系统设定的⽂件块⼤⼩、操作函数、inode链表等重要信息。
⼆、查看分区设备信息⼀般情况下我们是能够通过⼀些命令查看到分区的⼀些信息，如果super block有损坏，则该分区设备则不能够正常使⽤，还有可能不能通过命令查看设备分区的信息。
命令：dumpe2fs /dev/sdb1tune2fs -h /dev/sdb1linux-iu82:/ # dumpe2fs -h /dev/sdb1dumpe2fs 1.43.8 (1-Jan-2018)Filesystem volume name: <none> #⽂件系统的名称Last mounted on: /a #是否挂载及挂载点Filesystem UUID: cd22c2f7-d461-4cbe-973b-16d0b584a7b2Filesystem magic number: 0xEF53Filesystem 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_isizeFilesystem flags: signed_directory_hashDefault mount options: user_xattr aclFilesystem state: clean #正常，异常：clean with errors或not clean whith errorsErrors behavior: ContinueFilesystem OS type: Linux #⽂件系统类型Inode count: 655360 #inode总的个数Block count: 2621440 #block总的个数Reserved block count: 131072Free blocks: 2554687 #空闲的block个数Free inodes: 655344 #空闲的iNode个数First block: 0 #第⼀个超级块编号=0Block size: 4096 #块⼤⼩，这⾥是4kFragment size: 4096 #分块⼤⼩Group descriptor size: 64Reserved GDT blocks: 1024 #保留的GDT块⼤⼩Blocks per group: 32768 #每个块组的block的个数Fragments per group: 32768Inodes per group: 8192 #每个块组的inode个数Inode blocks per group: 512…………三、查看备份块mkfs.ext4 -n /dev/sdb1（查看备份块时需要将分区卸载）linux-iu82:/ # mkfs.ext4 -n /dev/sdb1mke2fs 1.43.8 (1-Jan-2018)/dev/sdb1 contains a ext4 file systemlast mounted on /a on Wed Jun 1211:03:202019Proceed anyway? (y,N) yCreating filesystem with 2621440 4k blocks and 655360 inodes #块⼤⼩4kFilesystem UUID: 9e8e093e-183d-42ed-9e1f-b414673add53Superblock backups stored on blocks: #查看备份超级块32768, 98304, 163840, 229376, 294912, 819200, 884736, 1605632四、尝试修复超级块1. 1. 已知⽂件系统格式 1.1. 在已知⽂件系统的情况下可以直接使⽤： mkfs.type -n /dev/sdb1 进⾏查看分区的备份块。
windows下将磁盘格式化为ext4格式
一、概述
Windows下可以使用有磁盘管理功能的软件，将磁盘格式化成ext4格式。
下文以DiskGenius.exe这个软件为例，说明一下格式化的流程。
二、举例
1）下载并安装DiskGenius，打开
2）插入需要格式化的硬盘
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3）右键准确选择硬盘，点击删除所有分区，弹框选择“是”
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4）点击“新建分区”，弹框点击“确认”
1
5）在再出现的弹框中，选择文件系统类型为“Ext4（Linux Data）”，其他参数默认就行，然后点击“确定”。
1
6）保存分区并格式化
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1 1
三、注意事项
1）注意认清楚要格式化的硬盘，格错后悔一生2）要格式化成ext4，点错了就重新操作一遍1 1
3）最后看看上面显示的，是不是“EXT4”格式
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4）DiskGenius还有很多功能，有兴趣自己研究，特别是SMART和坏道检测和修复。
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Ext4文件系统解析
--以cache.img为例，基于32位的文件系统
目录
Cache文件结构： (2)
Cache文件系统结构 (2)
总体结构 (2)
超级块: (3)
块组描述符表: (4)
Inode talble: (6)
Extern 树 (7)
Directory Entries (9)
反查inode table寻找文件具体位置 (10)
总结： (14)
Cache文件结构：
可见ext4文件系统cache中包含. .. hello lost+found hello_world.ko , 其中有四个Directory Entries
和一个Regular file
Cache文件系统结构
总体结构
超级块:
块组描述符表:
Inode talble:
根据块组描述符中的bg_inode_table_lo关键字可以获取到inode table的位置
首先查看 .目录的table表：bg_inode_table_lo*block_size+（2-1）*inode_size.（. 目录的inode_number=2）
Extern 树
由于extern树使能，因此需要查看extern树结构体：
从40-99这60个字节过去是用作块映射的，如今用作存储extent信息。
extent结构体有12字节的大小，反应快的同学马上会说，那么一个inode可以存放最多5个extent。
然而这是不对的，因为前12个字节（40-51）被段头（extent header）所占据，所以，一个inode中的区段数最多只能是4。
首先看段头：
内部节点：
叶子节点：
Directory Entries
根据extern tree叶节点所指向的块号：0x60c*0x1000=0x60c000
Directory Entries结构体
.：
lost+found:
hello_world.ko
反查inode table寻找文件具体位置
根据hello_world.ko的inode的节点号，再去inode table中反查，0xB000+(0xC-1)*0x100
inode table:
文件大小.
同样extern 树使能了，所以需要查看extern树首先看段头：
内部节点：
叶子节点：
根据extern tree叶节点所指向的块号：0x60E*0x1000=0x60E000开始的block，数量为1个block
至此一个文件就找到了，就可以根据分区信息计算出位于emmc的block的偏移和数量，然后将文件读出即可
总结：
综上，其实我们再执行某个分区挂载的时候mount，其实就是将系统的super_block,block_group_des和当前目录的inode表读取出来去初始化分配好的结构体。
当你读或者写一个文件的时候再去更新这些结构体，同时根据结构体的信息去找到你要读或者写的文件位于存储外设的硬件的block的位置，并更新文件内容。