什么是地址空间address_space？是Linux内核提供的一种数据结构，通过该数据结构可以管理离散到各设备上的数据映射到内存的page缓存页面。
听起来很晦涩，其实地址空间就是一个中间层，内核把周边离散的设备组织起来，然后映射到page缓存页面，内核子系统通过地址空间，就可以操作这些page缓存页面，进而达到操作周边设备的目的。
所以page就是内核管理的虚拟内存空间，它是真实物理设备的在内存上的映射，通过操作page页面，就可以完成对具体物理设备操作，这样做的好处是：
举例说明：一个文件的数据存储在块设备上，内核将块设备映射到缓存页面page，VFS通过地址空间就可以操作缓存页面page，完成文件的读取和写入。
在Linux文件系统中，inode就代表一个磁盘上的文件，所有磁盘文件的操作，最终都落到inode上去处理，inode的生命周期管理非常重要。但是inode的创建、写入、读取和删除，通常不是独立的流程，它是裹挟在其它的大IO流程中，比如创建文件。但是在其它流程中，inode的处理的介绍几乎是一笔带过，所以，有必要针对inode管理，总结一篇详实的材料。本文还是以ext2文件系统为例，来讲述inode生命周期的管理。
首先，你要知道inode管理的操作函数，都是在超级块结构体里声明，因为inode自己的操作表，都是和文件操作相关。好，我们一起来看一下：
// super.c
static const struct super_operations ext2_sops = {
.alloc_inode = ext2_alloc_inode,
.free_inode = ext2_free_in_core_inode,
.write_inode = ext2_write_inode,
.evict_inode = ext2_evict_inode,
.put_super = ext2_put_super,
.sync_fs = ext2_sync_fs,
.freeze_fs = ext2_freeze,
.unfreeze_fs = ext2_unfreeze,
.statfs = ext2_statfs,
.remount_fs = ext2_remount,
.show_options = ext2_show_options,
};上一篇说到ext2文件系统删除文件是逻辑删除，对应文件系统的unlink操作，其实就是解除磁盘目录项与inode关系，同时删除目录项（也是逻辑删除，与前一项合并）。那么，同样删除目录跟删除文件类似，ext2也是做了一次unlink操作。详细的删除目录流程如下：
前面几篇博客讲了创建文件、创建目录、查找文件，接下来说一下ext2文件系统是如何删除文件，ext2文件系统删除文件，并没有在物理设备上擦除文件，只是做了一个unlink操作，所谓的逻辑删除。unlink的具体实现，就是解除目录项与inode关系，这样目录项就不会关联到inode，就无法查找到文件，达到了删除的目的。unlink的具体的流程如下：
在打开文件、列举文件或者stat()操作时，用户端给的是文件路径信息，内核文件系统需要根据路径，查找到对应的inode，这样才能生成file对象，才能进行后续的读写等操作。所以，文件查找是一个基础能力，是其他文件操作的前置条件。
所谓查找文件，就是找到路径对应的dentry项，通过dentry项找到对应inode信息，有了inode才能对文件进行其他操作。文件查找时，优先在dcache缓存中查找，如果没有找到，需要到磁盘上进行遍历。
在dcache中查找，是VFS层面的基本动作，dcache如果没有找到，VFS就会调用具体文件系统的lookup()函数，到磁盘上进行遍历。以ext2文件系统为例，lookup具体流程如下：
创建文件是文件系统的基本操作，之前在介绍Linux文件系统VFS时，说过创建文件会调用inode操作表中的create()函数，那create函数具体应该如何实现呢？
文件系统在创建文件时，VFS会调用父目录目录的create()函数，在这个函数中要完成具体的文件创建，以ext2文件系统为例，ext2注册的创建文件的函数指针是ext2_create，在ext2文件系统创建文件，一般包括以下几个步骤：
在说ext2物理结构之前，要先认祖归宗。
首先，大部分现代文件系统的祖先都能追溯到BSD FFS（Fast File System 1983年 BSD 4.2版本），所以对文件系统的介绍不可能忽略它。从40年后今天来看，BSD FFS的设计理念还有很多值得学习的地方，对于现代文件系统可以说是产生的深远的影响。在它的设计框架里，有一个超级块，一个块位图，一个inode位图和一些预分配的inode表。这种设计可在许多现代文件系统里找到影子。
继续阅读“03 ext2文件系统物理结构剖析”4.2BSD (August 1983) would take over two years to implement and contained several major overhauls. Before its official release came three intermediate versions: 4.1a from April 1982[13] incorporated a modified version of BBN’s preliminary TCP/IP implementation; 4.1b from June 1982 included the new Berkeley Fast File System, implemented by Marshall Kirk McKusick; and 4.1c in April 1983 was an interim release during the last few months of 4.2BSD’s development. Back at Bell Labs, 4.1cBSD became the basis of the 8th Edition of Research Unix, and a commercially supported version was available from mt Xinu.
From: History of the Berkeley Software Distribution – Wikipedia
上一篇介绍了ext2注册文件系统注册的流程，其中提到在注册文件系统时，给VFS传递了file_system_type结构体，在这个结构体中，包含了挂载函数指针ext2_mount()，用于挂载的回调操作。
在ext2_mount()函数实现中，调用了VFS的mount_bdev()来挂载块设备，这个mount_bdev()函数最后一个参数，是一个函数指针，VFS使用此函数完成超级块的构造和填充，而超级块是文件系统核心数据结构，它的构造是构建文件系统主要流程，本文就重点梳理一下超级块的构造，以下是mount_bdev()函数原型：
dentry *mount_bdev(struct file_system_type *fs_type,
int flags, const char *dev_name, void *data,
int (*fill_super)(struct super_block *, void *, int));前面章节介绍了文件系统数据结构和基本流程，接下来以ext2文件系统为例，详细说明如何从头构建一个文件系统，主要包括：文件系统注册/解注册、文件系统挂载、超级块管理、inode管理等等。今天我们先来说一下注册和解注册文件系统。
文件系统属于内核模块，内核在加载这些模块时，会调用初始化init和退出exit函数，一般在这两个函数中完成注册和解注册动作，参考如下示意图。
前面介绍了文件系统的各种结构体，那么一次打开文件过程，需要和哪些结构体产生联系呢？要解决上面提出的问题，就要先搞清楚，函数是调用流程是怎样的，调用过程中串联了哪些数据结构，说起来也就是回答如下几个疑问：
