檔案系統概念引入
檔案系統是一種存盤和組織計算機資料的方法，它使得對計算機的訪問和查找變得容易，檔案系統使用檔案和樹形目錄的抽象邏輯概念代替了硬碟和光碟等物理設備使用資料塊的概念，用戶使用檔案系統來保存資料不必關心資料實際保存在硬碟（或者光碟）的地址為多少的資料塊上，只需要記住這個檔案所屬目錄和檔案名，在寫入新資料之前，用戶不必關心硬碟上的那個地址有沒有被使用，硬碟上的存盤空間管理（分配和釋放）功能由檔案系統自動完成，用戶只需要記住資料被寫到了哪個檔案中，
我們都知道磁盤磁區后還要進行格式化，之后作業系統才能夠使用這個磁區，這是因為每種作業系統所設定的檔案屬性/權限不同，為了存放這些資料所需要的空間，因此就要對磁區進行格式化，以便成為作業系統能夠利用的檔案系統格式，
檔案資料除了檔案的實際內容外，還含有檔案權限（RWX）與檔案屬性（所有者、群組、時間引數等），檔案系統通常會把這兩部分資料放到不同的塊中，權限與屬性放置到inode中，至于實際資料則放置到data-block中，另外，還有一個Superblock會記錄檔案的整體資訊，包括inode與block的總量、使用量’剩余量等，
每個inode和block都有編號，這三個資料的意義簡要的說明如下：
- superblock：記錄檔案的整體資訊，包括inode/block的總量、使用量、剩余量，以及檔案系統的格式與相關資訊等；
- inode：記錄檔案屬性，一個檔案占用一個inode，同時記錄此檔案的資料所在的blick號碼；
- block：實際記錄檔案的內容，若檔案太大，會占用多個block，
由于inode和block都有自己的編號，而每個檔案都會占有一個inode，inode內則含有檔案資料放置的block號碼，所以，如果能找到檔案的inode，那么自然就會知道資料存放到哪些block了，也可以對資料進行讀取，
inode/block資料訪問示意圖
如圖所示，檔案系統先格式化出 inode 與 block的區塊，假設一個檔案的權限和屬性是放在4號（白色方塊），而這個 inode 記錄了檔案資料的實際的放置點為2，7，13，15這4個號碼，此時我們就可以一次找到這4個block的內容！
這種資料訪問的方式稱為索引式檔案系統（indexed allocation），至于我們常用的U盤，使用的一般是FAT格式，這種格式的檔案系統沒有 inode 存在，所以每個block號碼都記錄在前一個block當中，如圖所示：
我們經常聽到“碎片整理”對吧，需要碎片整理的原因就是檔案寫入的 block 太過于離散了，此時檔案讀取的性能將會變得很差所致，這個時候可以通過碎片整理將一個檔案所屬的block匯合在一起，讀取比較容易，一般來說，Ext2不太需要經常進行碎片整理，使用太久的話，也許需要，
EXT2檔案系統
Linux的正規檔案系統為Ext2 ，檔案系統一開始就將inode與block規劃好了，除非重新格式化（后者利用resize2fs等命令更改檔案），否則inode與block固定后就不再變動，但是如果我們的檔案系統高達幾百GB時，把所有的inode和block放在一起是很不明智的，
因此Ext2在格式化的時候基本上是分為多個塊組（block group）的，每個塊組都有獨立的inode/block/superblock系統，在整體的規劃當中，**檔案系統最前面有一個活動扇區（boot sector）， 這個啟動扇區可以安裝引導裝載程式，**這樣我們就能夠將不同的引導裝載程式安裝到個別的檔案系統最前端，而不用覆寫整塊硬碟的唯一MBR，
data block（資料塊）
data block是用來放置檔案內容的地方，**在Ext2檔案系統中所支持的block大小有1kb、2kb以及4kb三種，**在格式化時，block的大小就固定了，且每個block都有編號，以便inode記錄，由于block大小的差異，會導致該檔案系統能夠支持的最大磁盤容量與最大單一檔案容量并不相同，如下表格所示：
| Block大小 | 1KB | 2KB | 4KB |
|---|---|---|---|
| 最大單一檔案限制 | 16GB | 256GB | 2TB |
| 最大檔案系統容量 | 2TB | 8TB | 16TB |
除此之外，Ext2檔案系統的block還有哪些限制？
- 原則上，block的大小與數量在格式化完就不能再改變了（除非重新格式化）
- 每個block內最多只能夠放置一個檔案的資料
- 如果檔案大于block的大小，則就會占用多個block
- 若檔案小于block，則該block的剩余容量就不會被使用（磁盤空間浪費）
例題：
假設你的Ext2檔案系統使用4K block，而改檔案系統中有10000個小檔案，每個檔案的大小均為50 bytes，請問此時磁盤浪費多少容量？由于一個block只能容納一個檔案，所以，每個block會浪費4046 bytes，所有檔案僅為：50 x 10000(bytes) = 488.3KB，但浪費卻達到了：4046 x 10000(bytes) = 38.6MB，所以合適的block大小很重要，
inodetable（inode表格）
前面已經說了，inode的內容主要記錄檔案的屬性以及該檔案實際資料的位置，基本上，它記錄的檔案資料有下面這些：
- 該檔案的訪問模式（read/write/execute）
- 該檔案的所有者與組（owner/group）
- 該檔案的大小的各個時間（ctime/atime/mtime）
- 定義檔案特征的標志（flag），如SUID等
- 該檔案真正內容的指向（pointer）
- 每個inode大小固定為128bytes
- 每個檔案都僅會占用一個inode
**因此檔案系統能創建的檔案數量與inode的數量有關，系統讀取檔案時需要找到inode，并分析inode所記錄的權限與用戶是否符合，若符合才能夠開始實際讀取block的內容，下面我們來簡單分析下inode/block與檔案大小的關系，inode要記錄的資料非常多，但是又只有128bytes，一個block占用4bytes，那如果我們的檔案比較大，該怎么辦？為此我們的系統將inode記錄block號碼的區域定義為12個直接、一個間接、一個雙間接、一個三間接記錄區，**如圖所示：
以每個block的大小1KB為例來說，情況如下：
- 12個直接指向：12 x 1K = 12K
- 間接：256 x 1K = 256K
- 雙間接：256 x 256 x 1K = 2562K
- 三間接：256 x 256 x 256 = 256 3K
總額：將上面的加在一起，可得到12 + 256 + 2562 + 2563(K) = 16GB.我們這下也知道了前面的最大單一檔案限制是怎么來的了，
superblock（超級塊）
superblock主要是記錄整個檔案系統相關的地方，記錄的主要資訊有：
- block與inode的總量，未使用和已使用的inode/block數量及總量
- block與inode的大小
- 檔案系統掛載時間、最近一次寫入資料的時間、最近一次檢驗磁盤（fsck）時間等
- 一個valid bit數值，若此檔案系統已經被掛載，則valid bit為0，否則為1
File system description（檔案系統描述說明）
這個區段可以描述每個block group的開始與結束的號碼，以及說明每個區段（superblock、bitmap、inodemap、data block）分別介于哪個block號碼之間，也能夠用dumpe2fs查看，
block bitmap（塊對照表）
我們可以通過block bitmap來知道哪些block是空的，此時系統就可以快速地找到可使用空間老放置檔案，
inode bitmap（inode對照表）
這個和block bitmap的功能是類似的，只是inode bitmap記錄的是使用與未使用的號碼，
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