在檔案系統看來，一塊硬碟由多個分割槽組成，每乙個分割槽則由乙個引導塊、乙個超級塊和若干扇區組組成，每個扇區組則由乙個超級塊的引用、inode、data block、inode點陣圖和data block點陣圖組成。
inode中儲存了檔案的metadata，包括許可權、修改時間以及data block等資訊，但是不包括檔名——檔名儲存在父目錄的data block中。這時就有兩個疑問：
第一，inode大小是固定的(256bytes)，而data block則會有很多個，如果檔案系統保證所有的data block都是連續的話，那麼在inode中只需要儲存起始和長度，但是我們知道這樣太浪費空間了，檔案系統無法保證所有的data block都是前後連續的，那麼inode中如何儲存所有data block資訊呢？
第二，如果檔名儲存在上級目錄的data block中，那麼要找到乙個檔案，需要訪問一次上級目錄的inode和data block，這時候需要兩次磁頭移動。如果檔案層次過深的話，那麼查詢乙個檔案的代價還是蠻大的，檔案系統有什麼優化嗎？
通過向達人haifeng請教，得到如下答案：
第一，inode中只直接儲存少量的data block資訊，更多的data block資訊通過額外的data block來儲存，類似於二級索引的機制。
第二，檔名查詢確實比較費時，檔案系統在記憶體中會對檔案名字空間建立乙個cache，這個cache與檔案資料的cache一樣，會占用空閒記憶體，且為了保證命中率，這個cache中的資料很少被清理出去。另外據說對不存在的檔案路徑，如果有人open了的話，就算open系統呼叫返回失敗，檔案名字空間的cache中也還是會加入這個檔案的資訊，這樣一來，如果你不斷開啟一些不存在的檔案，也可以耗光系統記憶體。
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