linux通过总线枚举磁盘并按探测顺序生成/dev/sda等节点；mkfs.ext4写入超级块等元数据使分区可识别为ext4；mount加载驱动、验证超级块、构建VFS对象并挂接；路径访问经dentry→inode→块映射→扇区I/O。
磁盘设备如何被识别为 /dev/sda 这类节点
Linux 启动时，内核通过 PCI/usb/SATA 等总线枚举存储控制器，再扫描其挂载的物理设备。每块磁盘会被分配一个主设备号和次设备号，最终在 /dev 下生成对应节点（如 /dev/sda）。顺序不取决于物理插槽，而取决于内核探测到设备的先后——热插拔或 bios 启动顺序变化都可能让 sda 变成 sdb。
实际中别硬编码 /dev/sda，优先用 /dev/disk/by-uuid/ 或 /dev/disk/by-label/ 下的稳定符号链接。
mkfs.ext4 怎么把裸设备变成可挂载的文件系统
执行 mkfs.ext4 /dev/sda1 并非“格式化磁盘”，而是向该分区起始区域写入 ext4 的超级块（superblock）、组描述符、inode 表、块位图等元数据结构。这些数据定义了“哪些扇区存文件内容、哪些存目录项、空闲空间怎么管理”。没有这一步，mount 会报错 Wrong fs type, bad option, bad superblock。
常见疏漏：
- 忘记先用
fdisk或parted创建分区表和分区（直接对/dev/sda格式化虽可行，但破坏 MBR/gpt，且多数工具默认不识别） - 误用
mkfs.xfs后却尝试以 ext4 挂载 - 在 LVM 逻辑卷上运行
mkfs前没确认lvscan已识别该 LV
mount /dev/sda1 /mnt 发生了什么
内核收到 mount 系统调用后，会：加载 ext4 模块（若未加载）、读取 /dev/sda1 开头的超级块验证文件系统类型、构建内存中的 VFS 层对象（Struct super_block, struct dentry, struct inode），最后将该文件系统根目录的 dentry 挂接到 /mnt 对应的 dentry 上。
关键点：
- 挂载点
/mnt必须是已存在的空目录；若非空，挂载后原内容不可见（但卸载即恢复） -
mount -o ro会让内核拒绝所有写入路径，连open(O_RDWR)都会返回EROFS - 使用
bind挂载（mount --bind /src /dst）不涉及文件系统解析，只是 VFS 层的路径映射
用户访问 /mnt/file.txt 时，内核怎么定位到磁盘扇区
路径解析从 /mnt 的 dentry 开始，逐级查子目录项（dentry）→ 获取对应 inode → 根据 inode 中的 block map（直接/间接块指针）算出文件数据所在逻辑块号 → 通过块设备层映射为物理扇区地址 → 提交 I/O 请求给驱动。
这个过程里容易被忽略的环节：
- ext4 默认启用
dir_index特性，用 htree 加速目录查找；禁用后大目录ls会明显变慢 - 如果文件被
chattr +e设置为 extent 格式，inode 不再用传统间接块，而是直接存 extent 数组，减少元数据跳转 - SSD 上开启
discard挂载选项后，rm文件会立即发 TRIM 命令，但可能拖慢删除速度；多数场景建议用定期fstrim
磁盘到用户的每一跳都依赖前一跳的正确建立：设备节点错、文件系统未初始化、挂载点失效、路径组件权限不足，任一环断开，cat: /mnt/file.txt: No such file or Directory 就不是简单的“文件不存在”。