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前言：
我们上篇文章从硬件磁盘开始为大家引入了扇区，inode等知识点。但是有关于inode的知识点很多还没来得及说完。
本篇文章将会把上篇文章所遗漏的知识点补充完毕，并为大家带来新的内容，希望对大家有所帮助。
一、再谈inode
在上篇文章的末尾，我们曾提到了几个问题：
我们怎么知道哪些inode是被使用了？哪些没被使用？
答案是位图：
inode bitmap每一个比特位上的01都代表着对应编号的inode的使用情况。同样的。block bitmap也是如此的一个位图，记录的是对应的块是否被使用。
以写入一个文件为例子，整体的过程就是：我们要去inode bitmap中查找哪一个inode没有被使用，比如说我这里查到的是8号，于是我们就把inode bitmap上的第8位置设置为1。我要写hello world到文件里，需要一个块大小的空间，那么我就去block中申请这样大小的块，随后，我们去block bitmap中查找哪些块没有被使用，查到了5号块空着，就把对应的比特位设置为1，随后把我们的hello world写入到这个块中。最后找到对应的inode table中的inode，在他的存储自己数据的block数组中，写入5号块。
这样，我们写的hello world的这个文件的属性与内容就都被保存起来了。
在linux系统中，我们想要找一个文件，就是要找到这个文件的inode编号。
根据上面的原理，我们删除一个文件，就不需要傻乎乎的把内容进行覆盖销毁，只需要把他使用的block与inode的位图，对应位置设置为0，就代表这个文件已经被我们删除了。
（当你误删一个文件时，你就什么都不要做，你所误删的文件数据不被覆盖，那你就能够找回这个文件数据）
二、GDT
简称GDT，也是每个组里都会包含的东西，我们称之为：块组描述符
其本质也是一个结构体，里面有许多个属性。块组描述符在每个块组的开头都有⼀份拷贝。
例如：
块位图（Block Bitmap）的位置
inode 位图（inode Bitmap）的位置
inode 表（inode Table）的起始块
空闲块和 inode 的数量
因为GDT的存在，可以让文件系统无需遍历整个磁盘，通过GDT可直接跳转到目标块组的元数据区域，极大提升操作效率。
三、Super Block
Super Block（超级块）是文件系统的“大脑”，存储了整个文件系统的全局元数据，是文件系统挂载和操作的基石。他存放⽂件系统本⾝的结构信息，描述整个分区（而不是块组）的文件系统信息。
我们的文件系统是以分区为划分的。每个分区都可以有不同的文件系统，比如第一个分区可以使用ext2，第二个可以使用ext3.
在我们一个分区里，假如有一百个分组。我们不需要把每个分组里都弄一个超级块，但也绝不是只有一个超级块在这个分区（可能存在三四个），这几个超级块的数据是完全一样的，为的就是在一个超级块挂掉后，可以对他进行修复。
如果只存在一个超级块，那么要是他挂掉了，就相当于整个分区也挂掉了。因为分区的大部分信息都存储在超级块中的。
四、更加去理解文件系统
在文件系统中，一个分区的inode与Block数量，在格式化时就已经确定好了，所以他俩的数量是确定的。
那有没有可能出现，inode用完了，block还没用完的情况呢？
答案是不可能出现这种情况，因为你的block要随着你inode的数量而分配嘛。
那有没有block，用完，但是inode还没用完的情况呢？
这个情况是肯定存在的。当我们存储一些大型文件的时候，一个inode的文件就会占据多个block，自然会出现这种情况。
那我们怎么存放一个超大型的文件呢？一个块组不够用，那就多个块组呗。我们的文件的数据存储是可以跨块组的。我们记录了每个块组的起始的block编号，在此基础上加上偏移量，就可以查找一个块，因为我们的块号是以分区为体系划分的，也就是说，哪怕是不同的块组，也会存在连续的块号。
假设当前在块组A，起始块号是1。以一万为单位，那么B 的起始块号就是10001，其他块组就是20001.......
如果我们在块组A，里面有个inode记录的block编号是10042,那我们就可以计算得知这个块是在块组B中，随后计算偏移量是42，从超级块中记录的块组B的bit block位图中知道该块的信息。
关于inode编号与block编号，我们需要知道，其实inode编号是以分区单位的划分的。在我们分配inode号时，只需要确定其实的inode号就行了，后续 inode 就可以顺序编号，无需复杂管理。
因为inode 是固定大小、连续存储的，inode 表本质上就是一个 inode 结构数组，每个 inode 占据固定字节（如 ext4 是 128 或 256 字节），所以只要知道 inode 表起始 block 和 inode 大小，第 n 个 inode 就能直接计算出偏移地址。
那么操作系统是如何管理文件系统的呢？
答案仍然是：先描述，再组织！
超级块与GDT都有对应的结构体，其又可以形成链表的结构，从此对文件系统的管理，就变成内存级的操作了！！
五、EXT2下的inode结构
我们前文说得block[NUM]数组，实际上再ext2文件系统下，只有15个大小（太大就不合理了）。
而这15个块指针，其中前12个是直接指向一个数据块，后三个划分为三级指针，其中一级指针指向了一个块，这个块存储的全部都是直接块地址指针，每个指针又指向了一个数据块。
二级指针指向一个块，这个块存储的是全是一级指针，依次类推。
这种设计简单但低效，后续文件系统（如 ext4）对其进行了大幅优化。
结果以上知识点，我们就可以得出以下结论：
六、目录与文件名
凭什么我们能够拿到inode？我们平时在linux系统内，不都是对文件名进行操作的吗？凭什么你ls -l -i一下，就能拿到inode号。
同学们，那么还记得前面我有说过的一点吗？
文件名，是不存在在inode结构体中的！！！
文件分为两个类型：一个是普通文件，一个是目录文件！！
没错，目录其实也是文件的一种，那么目录也跟其他文件一样，有着属性与内容，也需要自己的inode与block。
而目录文件的block数据中，存储的就是这个目录底下，所有的文件与他的inode的映射关系。
我们都知道目录rwx三种权限，如果目录也是一种文件，存储的时目录里的文件与inode映射关系的话。我们就可以解释，
为什么我们对一个目录没有r权限时我们查不到这个目录里的内容？
为什么我们没有w权限时不能新建文件，因为不能对目录的映射信息写到目录数据块里
为什么没有x权限进不去这个目录，因为我们打不开目录
我们之所以要使用inode号，而不是文件名，是因为数字的比较明显比字符串的简单，这一切都是为了提高效率。
我们ll的时候，究竟做了什么呢？
：遍历文件名与inode映射关系，随后根据inode号，找到对应文件的一系列属性
那么，我们目录也是文件，目录的inode号，又是从哪里来的呢？
答案是：路径解析！！！
我们每一个目录，它都可以追溯到自己上一级目录（上一级目录存储了它的inode），所以，我们就可以倒推到根目录底下。而根目录的inode，是固定编号的。
所以我们就理解了，为什么每一个文件都会有当前的路径cwd，因为没有路径，就不能进行路径解析，就找不到根目录。
而这个路径，又是谁给你的呢？
答案是，进程！！！
七、路径缓存
Linux中，在内核中维护树状路径结构的内核结构体叫做： struct dentry ，Linux系统下，会通过dentry这个结构，进行路径的缓存，所以dentry是一个内存级的数据结构。通过路径缓存，就能大大加快我们解析文件路径解析的速率：
struct dentry {
atomic_t d_count; // 引用计数
unsigned int d_flags; // 状态标志（如 DCACHE_UNUSED）
struct inode *d_inode; // 关联的 inode（文件/目录的实际数据）
struct dentry *d_parent; // 父目录的 dentry
struct qstr d_name; // 文件名（如 "file.txt"）
struct list_head d_child; // 兄弟节点链表（同一目录下的其他 dentry）
struct list_head d_subdirs; // 子目录链表（如果是目录）
const struct dentry_operations *d_op; // 操作函数表
struct super_block *d_sb; // 所属的超级块
void *d_fsdata; // 文件系统私有数据
// ...
};（简化版）
dentry 主要维护 文件名到 inode 的映射关系，并缓存目录层级结构，以加速文件路径查找
而dentry这种映射是文件系统实现“按名称访问文件”的核心机制。
我们之前说得文件描述符如何与我们所学的文件系统关联起来呢？
其实就是文件描述符可以找到文件，而这个文件属性中，存在struct dentry的数据结构，这个结构，记录了当前文件（可能是目录文件，也可能是普通文件）与它的inode编号的映射（因为我们有d_child与d_subdirs，这也就是为什么我们说目录中存储了当前目录下的所有文件的inode映射关系），同时，会存在
从而实现一个多叉树状的结构。
因为我们的操作系统本质上就是一个多叉树，我们可以通过tree命令来看一个目录的树状结构。
八、挂载分区
我们已经能够根据inode号在指定分区找⽂件了，也已经能根据⽬录⽂件内容，找指定的inode了，在指定的分区内，我们可以为所欲为了。可是： inode不是不能跨分区吗？Linux不是可以有多个分区吗？我怎么知道我在哪⼀个分区？？？
一块硬盘可以有多个分区（如/dev/sda1、/dev/sda2），每个分区可格式化为不同文件系统。
当访问路径如/home/user/file.txt 时，如何知道该路径属于哪个分区？
Linux 的解决方案：挂载点（Mount Point）
挂载的本质是将分区的文件系统“嫁接”到目录树的某个位置（如将/dev/sda1 挂载到/home）。
挂载后，访问/home/user 实际访问的是/dev/sda1分区中的文件。而原目录/home 下的内容会被隐藏，直到卸载分区。
我们可以通过df命令看一个文件系统挂载到了哪里
其他文件不用管，tmp的都是临时分区。我们可以看到，我们的vda2分区就挂载到了我们的根目录上。通过挂载，我们判断当前路径的前缀是否符合（比如最近一个符合前缀是/，那我们就知道他是在分区1上的），就能够知道我们在哪一个分区上！
分区写⼊⽂件系统，是无法直接使用的，需要和指定的⽬录关联，进⾏挂载后才能进行使⽤。
如何挂载本文就不在进行赘述，有需要的同学可以自己去搜一下。
有三幅图，希望能够帮助大家梳理知识点：
总结：
本文正式结束了关于文件系统的核心知识点，希望大家理解inode与block的映射机制，以及把我们之间所说的fd文件描述符啊，struct file这些知识点，与进程，路径，目录，文件系统，硬件所联系起来，成为一套清楚明了的体系。
希望对大家有所帮助，有疑问的话欢迎私信或者评论区留言，谢谢各位的支持！！！