二、崩潰情景(Crash Scenarios)：
為了更好理解這個問題，我們來看看一些崩潰情景的例子。 想像一下，只有一次寫入成功；我們在此列出此時可能的三種結果，：
- Just the data block(Db) is written to disk：
在這種情況下，資料在磁盤上，但沒有inode指向它，甚至說沒有bitmap分配了該區塊。因此，就如同寫入從未發生過一樣。從文件系統崩潰一致性的角度來看，這種情況根本不是問題。 - Just the updated inode (I[v2]) is written to disk.
在這種情況下，inode指向Db即將寫入的磁盤地址（5），但是Db尚未寫入該地址。因此，如果我們相信指針，我們將從磁盤讀取垃圾資料（磁盤地址5的舊內容）。
此外，我們有一個新問題，我們稱之為一致性的文件系統。磁盤上的bitmap告訴我們Data Blocks5沒有被分配，但是inode是說它有。bitmap和inode之間的不一致是文件系統資料結構的不一致;要使用文件系統，我們必須以某種方式解決這個問題（更多關於下面的內容）。 - Just the updated bitmap (B[v2]) is written to disk.
在這種情況下，bitmap指示塊5已分配，但沒有指向它的inode。因此文件系統再次不一致;如果未解決，則此寫入將導致空間洩漏，因為塊5將永遠不會被文件系統使用。
在嘗試將三個塊寫入磁碟時，還有三種崩潰場景。(兩次寫入成功，最後一次寫入失敗)：
- The inode (I[v2]) and bitmap (B[v2]) are written to disk, but not data (Db).
在這種情況下，文件系統Metadata是完全一致的：inode具有指向塊5的指針，bitmap指示5正在使用，因此從文件系統Metadata的角度來看，一切看起來都不錯。但是有一個問題：5又有垃圾。(However, it might be a problem for the user, who just lost some data!)
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The inode (I[v2]) and the data block (Db) are written, but not the bitmap (B[v2]).
在這種情況下，我們有inode指向磁盤上的正確資料，但inode和舊版本的bitmap（B1）之間又有不一致。因此，我們再次需要在使用文件系統之前解決問題。 -
The bitmap (B[v2]) and data block (Db) are written, but not the inode (I[v2]).
在這種情況下，我們再次在inode和資料bitmap之間存在不一致。但是，即使塊已寫入並且bitmap指示其用法，我們也不知道它屬於哪個文件，因為沒有inode指向該文件。
