Lfan-ke: 镜像 烧录 设备 挂载 共享 映射 挂载

这篇从”一个 .img 文件到底是什么”开始，一路走到”它怎么变成能让板子启动的 SD 卡”。以 RISC-V/Linux 为主线，x86/ARM/Windows/macOS 的对应物随手科普+知识面完善。

0. 先破一个执念：「二进制」≠「无结构」

很多人（包括我）一开始以为：纯二进制 = *.bin = 一堆没有结构的 data。错。

「二进制」只是「不是文本」——指这些字节不打算被当字符读，和”有没有内部结构”毫无关系。

「文本 ↔ 二进制」是一组对立（能不能当字符读）；「有结构 ↔ 无结构」是另一个正交维度。.bin 只是个约定后缀，里面可以是纯 data，也可以是带可执行头的内核 Image、带分区表+多文件系统的磁盘镜像、带自定义格式的固件……绝大多数二进制格式都有丰富的内部结构，只是不给人眼读。

后面你会反复看到：file 命令对一个文件说 data，不是”它没结构”，而是”我没认出它的结构”（没匹配到魔数）。一旦魔数出现，它立刻就认出来了。

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1. 文件的「大小」是怎么回事 —— 稀疏文件（sparse）

1.1 touch vs truncate vs fallocate

这三个常被混为一谈，其实管的是不同维度：

命令	管什么	结果
touch f	存在性 + 时间戳	建 0 字节文件；或仅更新 atime/mtime，不动内容
truncate -s N f	大小	把文件设成 N 大；变大补空洞（稀疏），变小截断丢数据
fallocate -l N f	大小 + 真实分配	设成 N 大且真占盘（无洞）

touch empty.bin                  # size=0  占用block=0      —— 只管"存在"
touch -d '2020-01-01' empty.bin  # 只改 mtime,不动内容       —— make 增量构建/缓存失效靠它
truncate -s 10M sized.bin        # 逻辑 10M, 但 du 真占盘=0  —— 变大=补空洞(稀疏)

Windows 对应：fsutil file createnew f 10485760（建指定大小）；稀疏要 fsutil sparse setflag f。改时间戳：PowerShell (Get-Item f).LastWriteTime = '2020-01-01'。
macOS 对应：mkfile -n 10m sized.bin（-n = 稀疏）；touch 同 Linux。

1.2 三个「大小」别搞混：ls -l / du / df

这是稀疏文件的核心。三条命令量的是三件不同的事：

命令	量的是
ls -l	文件的逻辑大小（声称多大）
du	这个文件此刻真正占了磁盘多少块
df（对挂载点）	文件系统的总容量 / 已用 / 可用

（我建了个 256M 镜像，造 ext4，挂载）：

truncate -s 256M sparse.img
  ls -l → 268435456 (256M 逻辑)        du → 0        (稀疏,没占盘)     file → data
mkfs.ext4 sparse.img
  du → 17M (ext4 元数据:superblock+inode表+journal 是真写的)          file → ext4 filesystem
mount 后  df → Size 224M  Used 24K     (256M 设备 - ext4 元数据/保留 ≈ 224M 可用)

du=17M 和 df Size=224M 根本不是一个轴：前者是”宿主盘真掏了多少”，后者是”文件系统声称有多大”。它以为自己有 224M，但盘上现在只真掏了 17M——这个差额就是稀疏。

1.3 写时分配（allocate-on-write）

往里写 50M，看三个数怎么变：

dd if=/dev/zero of=/mnt/spx/blob bs=1M count=50 conv=fsync
  du sparse.img : 17M → 67M   (+50M, 真盘涨了)
  df Used       : 24K → 51M   (+50M)
  df Size       : 224M → 224M  (不变!)

写多少真盘涨多少，文件系统总容量纹丝不动。这就是稀疏 = 写时才分配。

1.4 稀疏的代价：碎片、overcommit 与稀疏感知传输

稀疏省体积（逻辑大、占盘小、分发只传有效字节），但有三笔账：

① 碎片化 —— 洞是写时才分配，块按”写那一刻”的空闲位置挑，可能散落各处。ext4 的 extents + 延迟分配会尽量凑连续，但跨时间跳着写仍会碎。看碎片：filefrag -v img（列出每段 extent 与 hole）。

② overcommit / ENOSPC（最危险） —— 逻辑大小会”撒谎”：

truncate -s 10G huge.img     # 在只剩 200M 的盘上也成功(只是一堆洞)

逻辑 10G、物理只剩 200M。等你往洞里写、写到把底层盘填满那刻 → write: No space left on device，而且常常写到一半才爆。VM 磁盘镜像（raw sparse / qcow2 thin）最常踩：guest 以为有 100G、host 盘满，guest 突发 I/O 错误甚至 fs 损坏。

③「只传有效字节」要用稀疏感知工具 —— 裸 cp/dd 默认把洞展开成 0 字节（de-sparsify），10G 逻辑一拷变占 10G 物理。保稀疏要用：

cp --sparse=always    rsync -S    tar -S    qemu-img convert

对策 fallocate —— fallocate -l N f 立刻分配、连续、无洞：没有 ENOSPC 惊吓、不碎片，代价是当场吃满空间。swap 文件必须用它（内核不允许 swap 走稀疏洞）。

选择：要小体积 / 快分发 → truncate 稀疏（接受 overcommit 风险）；要可靠 / 可预测 / 高性能 → fallocate 预留。

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2. 在镜像里造文件系统 —— mkfs.* 家族

mkfs.<fs> = 在块设备或镜像文件上”格式化”：写下 superblock + inode 表 + 位图 + 日志等元数据布局。（上面那 17M 就是它写的。）

常见成员：ext2/3/4 · fat/vfat/msdos · minix · cramfs · bfs（mkfs.<Tab> 列出的就是本机已装的；装 btrfs-progs/xfsprogs/f2fs-tools/exfatprogs 等即扩充）

mkfs.vfat t.img → DOS/MBR boot sector, OEM-ID "mkfs.fat"   # FAT 引导扇区(也以 55AA 收尾,跟 MBR 同族)
mkfs.ext4 t.img → Linux rev 1.0 ext4 filesystem data       # file 从 superblock 魔数认出来

选型速记：

场景	选谁
EFI 系统分区(ESP)	必须 FAT32：mkfs.vfat -F 32（UEFI 固件只认 FAT）
Linux rootfs	ext4（或 btrfs/xfs 科普）
跨 Win/Linux/相机交换	FAT32（<4G 文件）/ exFAT（大文件）
只读嵌入式	squashfs（mksquashfs）/ cramfs / erofs
裸 NOR/NAND flash	不用 mkfs.*！用 jffs2/ubifs/littlefs（走 mtd 设备，有磨损均衡/掉电保护）

Windows 对应：format X: /FS:FAT32 或图形化”格式化”；分区/卷管理用 diskpart。
macOS 对应：diskutil eraseDisk FAT32 NAME /dev/diskN，或底层 newfs_msdos / newfs_hfs。

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3. 让”文件”变成”设备” —— loop 设备（回环设备）

3.1 为什么需要它

mount 一个 ext4/FAT 这类块设备文件系统，内核要的是一个块设备（能按扇区偏移随机读写、好去固定位置读 superblock）。但 sparse.img 是个普通文件。

loop 设备就是内核的”伪装适配器”：把一个普通文件包装成块设备，代理对应的系统调用比如ioctl，write等 /dev/loopN。之后对 /dev/loopN 的任何扇区读写，被 loop 驱动翻译成对那个文件相应偏移的 pread/pwrite。

sudo losetup -f --show ./sparse.img   # 找空闲 loop 并绑定 → /dev/loop0
sudo mount /dev/loop0 /mnt/spx         # 现在能挂了
# 或一步到位(mount 自己偷偷 losetup):
sudo mount -o loop ./sparse.img /mnt/spx
# 带分区表的镜像要 -P,才会冒出 /dev/loop0p1 /dev/loop0p2:
sudo losetup -fP --show ./disk.img

3.2 一个真实的坑：umount ≠ losetup -d

loop 设备不会因为 umount 就自动解绑——除非它带 autoclear 标志。

这个”手动建的 / mount 建的”区别，记在内核里每个 loop 设备的一个 flag 位：LO_FLAGS_AUTOCLEAR（定义在内核 include/uapi/linux/loop.h，值=4，可通过 LOOP_SET_STATUS/LOOP_CONFIGURE ioctl 设置）。

• mount -o loop 建 loop 时主动贴上 AUTOCLEAR；手动 losetup 不贴。
• 内核在”块设备最后一个使用者关闭”（umount 触发）时检查这个位：贴了就自动解绑，没贴就赖着。

（losetup -l 有 AUTOCLEAR 列，肉眼可见）：

sudo losetup -f ./sparse.img            → AUTOCLEAR=0   (手动建,不自动走)
sudo mount -o loop ./sparse.img /mnt/spx → AUTOCLEAR=1   (mount 建,umount 自动消失)

另一个连带发现：如果某个 loop 已经绑了同一个文件，mount -o loop 会复用它（不重复绑定），于是继承它的 flag——你手动建的是 0，复用后还是 0。要拿到 fresh 的 AUTOCLEAR=1，先 sudo losetup -d /dev/loopN 清干净。

排错口诀：mount -o loop 报 failed to setup loop device 时，先查路径对不对（文件不存在也报这个，误导性极强）。

Windows 对应：挂载 .vhd/.iso 用 PowerShell Mount-DiskImage -ImagePath x.vhd（卸载 Dismount-DiskImage），或 diskpart 里 select vdisk file=... + attach vdisk。原生不认 ext4（要 WSL2 或第三方驱动）。
macOS 对应：hdiutil attach disk.img（挂载）/ hdiutil detach /dev/diskN（卸载）——它一步完成 loop+mount。

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4. 烧录的真相 —— dd、page cache 与 sync

4.1 dd 不是”底层直写”，dd vs cp 到底差在哪

一个超常见的误解：以为 dd 逐字节直写硬件、有严格地址限制，而 cp 只能走文件系统。真相：

• dd 和 cp 都走 VFS 的 open()/write() 系统调用，没有谁更”底层”。
• bs= 控制每次 write() 的块大小：bs=4M 一次写 4MB；bs=1 每字节一次系统调用 → 最慢（上下文切换开销 ≫ 数据搬运），不是”最精确”。
• 对齐/地址是块层和文件系统的事，跟应用层 write() 无关。

那为什么烧卡传统用 dd？ 真实原因是 dd 有 skip= / seek= / count= / conv= / oflag= 精细控制——尤其 seek= 偏移写（把 SPL/bootloader 烧到卡的特定偏移，cp 根本做不到，把XXX精确搬到里面的(x: , y: , z: )和把东西丢到里面就行还是有区别的）。系统调用层面二者没区别。

补一刀（整盘 vs 分区）：/dev/sdX（如 /dev/sda）是整块盘——一整条裸扇区，开头放分区表、里面才切出分区，它本身不是 ext4/FAT。你 mkfs 格式化、mount 挂载的，是其中的分区 /dev/sdX1（如 /dev/sda1）。所以 dd … of=/dev/sdX 是往裸盘直接灌字节（块层只搬运、不按文件系统规则解释），才能把一个自带分区表 + 内部文件系统的完整镜像整盘烧进去。

4.2 最毒的坑：dd 跑完 ≠ 落盘（page cache + sync）

你以为 dd 进度条满了数据就安全了？没有。数据还在 page cache（脏页）里，必须 sync（或 dd conv=fsync / oflag=direct）才落盘。看着完成了，拔卡即丢。

（/proc/meminfo 的 Dirty = 待写回的脏页量）：

基线                          Dirty 很小
dd 200M (不 fsync)            Dirty 飙向 ~200M   ← 数据还没落盘!
sync                         Dirty 掉回近 0      ← 强制回写
dd 200M oflag=direct         Dirty 基本不涨      ← O_DIRECT 绕开 page cache 直接 DMA

能选择 oflag=direct“绕开”，恰恰证明默认是”经过”page cache 的。

为什么块存储走 cache，外设寄存器却不走？ 别把两类”外设”混了：

• 块存储（SD/U盘/NVMe，/dev/sdX）= 数据，走 page cache（可重读、有局部性），所以要 sync；
• MMIO 外设寄存器（UART/GPIO/控制器寄存器）= 控制，ioremap 映射成 uncached/device 内存、volatile 直读写（读一次 RX 寄存器会消费一个字节、状态寄存器自己会变，缓存它就读到陈旧值）。

dd 写 SD 卡，大块数据走 page cache → DMA → flash；存储控制器的寄存器（uncached）只被驱动用来下达 DMA 命令。两条道分开。
（注：若 /tmp 是 tmpfs(RAM 盘)，dd 进去不产生磁盘脏页，做这实验要写到真盘路径。）

4.3 把镜像真正送上板子（跨平台 burn）

平台	命令 / 工具
Linux	sudo dd if=os.img of=/dev/sdX bs=4M conv=fsync status=progress 然后 sync（务必确认 /dev/sdX 是目标盘，别写错盘！lsblk 先看）
Windows	图形化最稳：Win32 Disk Imager / Rufus / balenaEtcher / Raspberry Pi Imager；命令行有 dd for Windows（dd if=os.img of=\\.\PhysicalDriveN bs=4M）。看盘号用 PowerShell Get-Disk / wmic diskdrive list brief
macOS	diskutil list 找盘 → diskutil unmountDisk /dev/diskN → sudo dd if=os.img of=/dev/rdiskN bs=4m（注意 rdiskN 裸设备更快）；图形化同样可用 balenaEtcher
WSL2	见下一节 usbipd-win

4.4 WSL2 怎么烧卡：usbipd-win（USB/IP 直通）

WSL2 默认看不到 Windows 插着的 USB 块设备。usbipd-win 把 Windows 的 USB 设备通过 USB/IP 协议直通进 WSL2，之后在 WSL 里就能像本地块设备一样 dd：

# —— 在 Windows PowerShell(管理员) ——
usbipd list                       # 列出 USB 设备,记下 BUSID(如 2-4)
usbipd bind   --busid 2-4         # 首次共享(只需一次)
usbipd attach --wsl --busid 2-4   # 直通进 WSL2

# —— 在 WSL2 里 ——
lsblk                                   # 现在能看到 /dev/sdX 了
sudo dd if=os.img of=/dev/sdX bs=4M conv=fsync status=progress && sync

# 用完归还给 Windows:
usbipd detach --busid 2-4

不想折腾直通，就在 Windows 侧直接用 Win32 Disk Imager / Rufus 烧——殊途同归。

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5. 镜像的分层结构 —— 为什么 dd 整盘能启动、cp 文件不能

5.1 三层抽象

一个可启动镜像不是”一个文件系统”，而是三层套娃：

graph TD
    A["容器层<br/>(.img / .qcow2 / 整块设备)"] --> B["分区表层<br/>(MBR / GPT)"]
    B --> C1["分区1: ESP (FAT32)<br/>superblock + 文件"]
    B --> C2["分区2: rootfs (ext4)<br/>superblock + inode + 数据"]
    B --> G["分区间 gap<br/>(可藏 raw bootloader/SPL)"]

cp file /mnt/... 只搬”某个已挂载 fs 里的文件内容”；而 dd 整盘复制的是裸字节布局——下面这些 cp 永远碰不到：

①分区表本身(MBR/GPT header/entries) ②分区间 gap(含 raw bootloader) ③superblock ④inode bitmap ⑤block bitmap ⑥journal 日志 ⑦MBR 446 字节引导代码 ⑧任何按绝对块号寻址的结构

5.2 LBA0 不是 GPT！是 Protective MBR（实验眼见为实）

经典误解：以为 GPT 分区表从 0x0 开始。真相：

LBA0      → Protective MBR   (保护性 MBR,兼容老工具)
LBA1      → GPT Header       (魔数 "EFI PART")
LBA2–33   → GPT 分区表项      (每项 128 字节)

（造个 GPT 镜像，xxd 看）：

parted -s disk.img mklabel gpt; parted -s disk.img mkpart primary ext4 1MiB 100%

xxd 看 LBA0:
  000001c0: 0200 eeff ffff 0100 0000 ...   ← 0x1c2 = EE  (protective MBR 分区类型!)
  000001f0: ...                      55aa   ← 0x1fe = 55 aa (引导扇区签名,沿用自 MBR)
xxd 看 LBA1 (offset 512):
  00000200: 4546 4920 5041 5254 ...         ← "EFI PART"  (GPT header 魔数!)

同一份字节、两个读者、两个层：

file disk.img  → DOS/MBR boot sector; partition 1 : ID=0xee ...   ← file 读 MBR 层
fdisk -l       → Disklabel type: gpt; disk.img1 ...               ← fdisk 读 GPT 层

这正是 Protective MBR 的全部用途：让只懂 MBR 的老工具看到”一个 0xEE 分区占满全盘”（类型不认识 → 不敢动），保护后面的真 GPT 不被当空盘覆盖。

RISC-V SD 卡典型布局：GPT + 分区放 U-Boot/SPL（raw 或在特定偏移）+ ext4 rootfs。各 SoC 的 SPL 偏移无统一标准（不像 ARM sunxi 固定 8KB），必须查芯片手册。

Windows 看分区：PowerShell Get-Disk / Get-Partition / 图形化”磁盘管理”。看 hex：Format-Hex -Path disk.img -Count 64。
macOS 看分区：diskutil list / gpt -r show /dev/diskN；hex 同样 xxd。

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6. 文件的「身份证」—— 魔数与 file 命令

6.1 file 怎么判类型

file 三招：① 魔数（已知偏移的签名字节）→ ② 不匹配则判是否文本（编码启发）→ ③ 都不是就吐 data。

类型	魔数	位置
ELF	7f 45 4c 46 (\x7fELF)	0
PE/EXE	4d 5a (MZ)	0
gzip	1f 8b	0
PNG	89 50 4e 47	0
脚本 shebang	23 21 (#!)	0
uImage	27 05 19 56	0
ext2/3/4 superblock	53 ef (=0xEF53)	0x438
RISC-V Image	52 53 43 05 (RSC\x05)	0x38

为什么当初 file sparse.img 说它 ext4：

xxd -s 0x438 -l 2 sparse.img → 53 ef     # 这俩字节(0xEF53 小端)就是 ext4 superblock 魔数

6.2 想让 file 认你自己的格式？—— 别 PR 到 Linux！

file/libmagic 不是 Linux 内核的一部分，是独立项目 github.com/file/file。魔数库在 magic/Magdir/*（按类别分文件，编译成 magic.mgc）。

• 上游收录 → PR 到 file/file 的 magic/Magdir/<类别>；
• 但通常根本不用 PR——本地加即可：~/.magic（个人）/ file -m mymagic yourfile（临时）/ /etc/magic（系统）：

# magic DSL:  偏移  类型  值  描述
0     string  MYOS     MyOS image
>8    lelong  x        \b, version %d

比如你给自己的固件 / 镜像定个格式，写几行 ~/.magic 就能让 file 认出 “MyOS image, version 3”。

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7. 内核镜像家族 —— 穿越系统的主角

7.1 加工流水线（x86/ARM/RISC-V 三线，RV 为主）

共同起点：vmlinux = ELF 格式、未压缩、带调试符号的完整内核。为什么不能直接烧/跳？它是 ELF（有头/段表/符号表），bootloader 要的是”裸的、放到内存某地址就能跑的二进制”。所以：

graph LR
    V["vmlinux<br/>(ELF,带符号)"] -->|objcopy -O binary<br/>剥掉 ELF 外壳| I["Image<br/>(裸二进制)"]
    I -->|x86| BZ["bzImage<br/>'big zImage'"]
    I -->|ARM32| Z["zImage<br/>(自解压 stub)"]
    I -->|RISC-V/ARM64| GZ["Image.gz<br/>(标准 gzip)"]
    BZ & Z & GZ -.->|mkimage 外贴 64B 头| U["uImage<br/>(legacy U-Boot)"]
    BZ & Z & GZ -.->|打包| F["fitImage .itb<br/>(kernel+dtb+ramdisk+多签名)"]

	x86（科普）	ARM（科普）	RISC-V（主场）
裸二进制	—	Image(ARM64)	Image（带内核自定义 64B 头，magic RSC\x05）
压缩	bzImage	zImage(ARM32)	Image.gz
含义	bz=”big zImage”（≠bzip2!），”big”=可>512K/高位加载，破 640K 实模式限制；压缩其实是 gzip	zlib 压缩 + 自解压 stub（开机自己解压自己）	标准 gzip（distro 里 vmlinuz-x.y.z 常就是它）
走不走	x86 专有	ARM32 专有	不走 zImage/bzImage 那套（无 ARM 自解压、无 x86 实模式包袱）

最后两层通用封装：

• uImage = mkimage 外贴的 64 字节 U-Boot legacy 头（magic 0x27051956 + load addr + entry + arch + OS type + CRC），给 legacy bootm 用。单内核、无 dtb、无多配置。
• fitImage(.itb) = FIT(Flattened Image Tree)，用 DTB 二进制格式描述，打包 kernel + dtb + ramdisk + 多 configuration + 多 hash + 多签名(verified boot)。U-Boot 现代主推，mkimage -f x.its 生成。

配套命令：booti（RV/ARM64，认 Image 头）｜bootm（legacy，认 uImage 0x27051956，也能 boot FIT）｜bootefi（UEFI 路径）。

7.2 “裸二进制也有头部？”——实拆一个 RISC-V Image

Image 是”裸”（相对 ELF），但它内嵌一个自己就可执行的 64 字节头。拆开 buildroot 编出来的真 Image：

偏移                                  解码
0x00  4d 5a ───────────────  "MZ"  ← 既是 PE 的 'MZ' 魔数,又是一条无害 RISC-V 压缩指令
0x02  6f 10 60 0d ─────────  一条 j(jal) 跳转 → 跳过这 64 字节头,去真正入口
0x08  00 00 20 00 .. ──────  text_offset = 0x20_0000 = 2 MiB  ← 0x8000_0000+0x20_0000=0x8020_0000 的由来!
0x10  00 80 a8 01 .. ──────  image_size ≈ 27.8 MB
0x20  02 00 .. ────────────  header version = 2
0x30  52 49 53 43 56 ──────  "RISCV\0\0\0"  (旧 magic)
0x38  52 53 43 05 ─────────  "RSC\x05"      (magic2)
0x3c  40 00 00 00 ─────────  = 0x40,指向 PE/COFF 头偏移

file Image → PE32+ executable (EFI application) RISC-V 64-bit ... for MS Windows

一个 Linux 内核被 file 当成 Windows EFI 程序！ 因为这个头同时是合法 PE/COFF 头（MZ@0 + PE 偏移@0x3c），让 UEFI 能把内核当 .efi 直接启动（EFI stub）。

“从 offset 0 执行”和”前 64 字节是结构化头”不冲突——头的头几字节本身就是指令（MZ=无害指令，紧跟一条 j 跳过头部）。一份文件：booti 当裸内核跳、UEFI 当 PE 加载、file 当 Windows 程序认。这就是”裸二进制的可执行头”。

7.3 顺带订正几个 RISC-V 启动地址的说法

• 0x8000_0000 是 de facto 事实标准（源自 SiFive FU540），不是 ISA 规范强制；换板子必须查 datasheet。
• reset vector 0x1000 是 QEMU virt（及部分真硬件 ROM）的实现选择，不是”大多数板卡通用标准”——真实原因是“SoC 通常在低地址放 mask ROM”。
• 真硬件的 SPL 还跑在片上 SRAM（上电时 DRAM 控制器没初始化，要先做 DDR 训练 - UbootSPL）；QEMU 才简化成直接在 0x8000_0000 跑。
• 接力靠寄存器约定：SBI→OS 时 a0=hartid、a1=DTB 物理地址（所有 RISC-V 固件都遵守，违反则起不来）。

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8. 速查表（跨平台命令对照）

操作	Linux	Windows (PowerShell/工具)	macOS
建定大小文件	truncate -s 1G f / fallocate -l 1G f	fsutil file createnew f 1073741824	mkfile -n 1g f
造文件系统	mkfs.ext4 / mkfs.vfat -F32	format X: /FS:FAT32 / diskpart	diskutil eraseDisk / newfs_msdos
文件当设备挂	losetup -fP + mount / mount -o loop	Mount-DiskImage / diskpart attach vdisk	hdiutil attach
卸载	umount (+losetup -d)	Dismount-DiskImage	hdiutil detach
烧录到卡	dd ... conv=fsync + sync	Win32 Disk Imager / Rufus / balenaEtcher	dd of=/dev/rdiskN + balenaEtcher
落盘同步	sync	（工具自动）	sync
看分区表	fdisk -l / parted print	Get-Disk / Get-Partition / 磁盘管理	diskutil list / gpt -r show
看 hex	xxd	Format-Hex	xxd
认文件类型	file	（无原生，装 file for Win）	file
WSL2 拿 USB	usbipd attach --wsl --busid X-Y（Win 侧）→ 内 dd	usbipd-win	—

8b. 格式化 / 分区 / 烧录 命令大全（2026 最新最常用）

经验法则（2026）：跨平台交换大文件首选 exFAT（Linux 内核 5.4+ 原生 + exfatprogs，Win/mac 原生）；EFI 启动分区必须 FAT32；Linux 根盘 ext4（保守）或 btrfs/f2fs（新）；只读固件镜像 squashfs(zstd)。

Linux —— 分区 → 格式化 → 烧录 全流程

# ① 看 & 清旧签名（换盘重做前）
lsblk -f                          # 看现有分区+fs+UUID（最常用）
sudo wipefs -a /dev/sdX           # 抹掉旧的分区表/fs 魔数，避免残留误判

# ② 建分区表（三选一）
sudo fdisk /dev/sdX               # 交互式（经典）
sudo cfdisk /dev/sdX              # TUI 图形化（新手友好）
sudo parted -s /dev/sdX mklabel gpt \
     mkpart ESP   fat32 1MiB  513MiB \
     mkpart root  ext4  513MiB 100%  set 1 esp on
sudo sgdisk -n 1:0:+512M -t 1:ef00 -c 1:ESP \
            -n 2:0:0     -t 2:8300 -c 2:root /dev/sdX   # 脚本化首选

# ③ 格式化（mkfs 家族，2026 常用）
sudo mkfs.vfat -F 32 -n BOOT /dev/sdX1        # ESP/启动分区（UEFI 只认 FAT32）
sudo mkfs.ext4 -L root /dev/sdX2              # Linux 根盘主流
sudo mkfs.exfat -n DATA /dev/sdX2             # 跨平台大文件（exfatprogs）
sudo mkfs.btrfs -L data /dev/sdX2            # CoW/快照/压缩
sudo mkfs.xfs  -L data /dev/sdX2             # 大文件/高并发
sudo mkfs.f2fs -l flash /dev/sdX2            # SD/eMMC/UFS 闪存友好
sudo mkswap /dev/sdX3 && sudo swapon /dev/sdX3   # 交换分区
mksquashfs rootfs/ ro.img -comp zstd          # 只读压缩镜像（嵌入式/initramfs）
# 通用写法：sudo mkfs -t ext4 /dev/sdX2

# ④ 烧整盘镜像
sudo dd if=os.img of=/dev/sdX bs=4M conv=fsync status=progress && sync
sudo bmaptool copy os.img.gz /dev/sdX         # 2026 快烧：只写有效块(Yocto/RPi 用)，比 dd 快数倍

现代图形/封装：GNOME Disks（gnome-disks）、udisksctl、systemd 的 systemd-repart（声明式分区）。

Windows —— 2026 推荐 PowerShell Storage 模块（diskpart 仍可用）

# —— PowerShell（管理员，现代首选）——
Get-Disk                                              # 看磁盘号
Clear-Disk -Number 2 -RemoveData -Confirm:$false      # 清空整盘（会抹掉全部数据）
Initialize-Disk -Number 2 -PartitionStyle GPT
New-Partition -DiskNumber 2 -UseMaximumSize -AssignDriveLetter |
  Format-Volume -FileSystem FAT32 -NewFileSystemLabel BOOT   # 也可 exFAT / NTFS

:: —— diskpart（经典交互，老脚本仍在用）——
diskpart
  list disk
  select disk 2
  clean
  convert gpt
  create partition primary size=512
  format fs=fat32 quick label=BOOT
  assign
:: —— cmd 单卷快速格式化 ——
format X: /FS:exFAT /Q /V:DATA

烧录镜像工具（2026 最常用，图形化最稳）：Raspberry Pi Imager / balenaEtcher / Rufus / Win32 Disk Imager；命令行 dd for Windows（of=\\.\PhysicalDriveN）。图形磁盘管理：diskmgmt.msc。

macOS —— diskutil（2026 默认 APFS）

diskutil list                                         # 看 /dev/diskN
diskutil eraseDisk APFS  MyName        /dev/disk4      # 整盘 APFS（mac 原生默认）
diskutil eraseDisk MS-DOS BOOT MBR     /dev/disk4      # 整盘 FAT32（MS-DOS=FAT）
diskutil eraseDisk ExFAT  DATA  GPT    /dev/disk4      # 跨平台大文件
diskutil partitionDisk /dev/disk4 GPT \
         FAT32 BOOT 512MB  APFS ROOT R                 # 一条命令分区+格式化
# 底层：newfs_msdos / newfs_apfs / newfs_hfs；烧录 dd of=/dev/rdiskN 或 balenaEtcher

文件系统选型矩阵（跨平台支持）

文件系统	Linux	Windows	macOS	典型用途
FAT32	√	√	√	EFI 系统分区(ESP)、小卡、最大兼容（单文件<4G）
exFAT	√(5.4+)	√	√	跨平台大文件交换（SD/U盘 2026 首选）
NTFS	√(读写 ntfs3)	√原生	!只读	Windows 系统盘
ext4	√原生	×(需驱动/WSL)	×	Linux 根盘主流
btrfs/xfs/f2fs	√	×	×	CoW快照 / 大并发 / 闪存
APFS	×	×	√原生	macOS 系统盘
squashfs	√只读	×	×	只读压缩固件/initramfs

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9. 常见坑清单（血泪）

1. dd 跑完没 sync 就拔卡 → 数据丢（还在 page cache）。
2. of= 写错盘 → 抹掉系统盘。烧前 lsblk 三确认，/dev/sdX 不是 /dev/sdX1。
3. umount 后 loop 没解绑（手动 losetup 无 autoclear）→ loop 设备泄漏，losetup -a 查、-d 清。
4. mount -o loop failed to setup loop device → 先查文件路径（不存在也报这个）。
5. bzImage 的 bz 当 bzip2 → 是 “big zImage”。
6. 以为 LBA0 是 GPT → 是 Protective MBR，GPT header 在 LBA1。
7. 拿 mkfs.ext4 往裸 NAND flash 上招呼 → 裸 flash 用 ubifs/jffs2（mtd），不是块 fs。
8. ESP 用了 ext4 → UEFI 只认 FAT32。
9. /tmp 是 tmpfs 时做 Dirty 实验失真 → 写真盘路径。

10. 思考题

1. 为什么 truncate -s 0 f && truncate -s 1G f 之后 du f 是 0，而 cp f g 之后 du g 也可能是 0（提示：cp 默认会不会保留空洞）？
2. 把一个 1KB 的 hello.txt cp 进已挂载的 ext4 镜像，再 xxd 整个镜像文件——你能在裸字节里找到 “hello” 吗？它在哪个绝对偏移？为什么 cp 改了镜像文件内容，却”碰不到”分区表？
3. 一个 RISC-V Image 既能被 booti 跳、又能被 UEFI 当 .efi——如果我把它前 2 字节的 MZ 改掉，分别会发生什么？
4. 为什么烧 SD 卡用 dd 而不用 cp，但烧完后校验却可以用 cmp/sha256sum 直接读 /dev/sdX？

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小结：穿越系统之前，先把”镜像 = 裸字节布局（容器→分区表→文件系统三层）”、”loop = 文件伪装块设备”、”dd 走 page cache 必须 sync”、”内核镜像家族是一条 vmlinux→Image→封装的加工流水线”这四件事吃透，后面上板子、调 bootloader、做 rootfs 就都有地基了。下一篇《穿越系统之前》接着讲 BIOS/SPL/SBI/Bootloader 怎么把这些镜像接力送进内核。