文件系统结构
磁盘是由若干扇区组成，每个扇区有512B(将磁盘存储区扇区化是为了更好的管理磁盘)。又由若干个扇区组成一个块(ext2默认是由8个扇区组成一个块，即4kb，这里为了简化说明，就把2个扇区组成一个块，即1kb)。由图知，将磁盘分成若干个分区，每个分区由若干个块组成。
- 自举块(boot block)：占用1 block；主要存储分区的操作系统类型、分区起始地址；pc联盟规定的大小，和各个文件系统无关；每个分区只有一个；
- 超级块：占用1 block；存储分区操作系统版本、块大小、文件系统；
- 块组描述表(GDT)：占用3 block；存储一个块组的描述信息；
- 块位图(block bitmap)：占用1 block;每个比特位表示一个数据块是否被标记使用；1：已使用，0：未使用；
- inode 位图(inode bitmap)：占用1 block;每一个比特位表示一个inode节点。1：已使用，0：未使用；
- inode节点：占用128B；分为文件属性部分和数据指针部分；数据指针占用60B，长度为15的指针数组；每个数据块的大小是1 block，那么15个指针最多只能维护15*1K个文件大小，显然，文件大小的上限太小了。所以文件系统通过三级间接寻址的方式来提高文件大小的上限。块大小若以1 block计算，文件大小的上限为16G，若以4 block为块大小，那文件大小的上限超过了1T；ext4文件系统中，数据指针有256B，那文件大小上限就非常大了；
- 数据块：存储文件的内容；
三级间接寻址策略
三级间接寻址图
将数据指针数组命名为data数组。文件系统中，将data[12]进行一级间接寻址。即：将data[12] 指针指向的数据块，转化为一个更大的指针数组，长度为1024/4=256。在将这个更大的指针数组的分别数指向256个数据块；data[13]进行二级间接寻址，data[14] 进行三级间接寻址。都和一级间接寻址同理。
目录文件
数据块存储内容
数据块中存储的是一条一条的记录项，每条记录项都由文件名、indoe编号、记录长度(该记录项首地址到下一条记录项的首地址的长度)。每一个记录项就是该目录下“ls -a”的结果。
普通文件结构
由图可以看出，每个inode节点可以对应多个数据块，和上文在分析inode节点的内容一致。然后，若干个目录块中的记录项指向每个inode节点，通过inode节点中链接数这个数据成员来标识指向其的记录项个数，这就是硬链接。当然，这些目录块都是目录文件的数据块；
目录文件结构
由上图知，inode节点在文件系统中被维护成了结构体数组，inode编号为数组的下标；2549号i节点是1267号i节点的子目录，因为1267号i节点的数据块中有2549号i节点的记录项；“.”目录文件和 “..”目录文件都是硬链接。
从以上分析能够得出结论：所有的目录块都是不同目录文件的数据块。文件创建和查询过程
执行命令：mkdir /home/aaron/a.c
（1）通过块位图区找到空闲的数据块，存放a.c中的内容
（2）通过inode位图区找到空闲的inode节点块，生成相应的inode节点
（3）在aaron目录文件的数据块中添加一条a.c的记录项
执行命令：vim /home/aaron/a.c
（1）找到inode编号为2的inode节点，
（2）遍历根目录文件的数据块中的记录项，匹配aaron记录项，获取其inode编号
（3）通过aaron目录文件的inode编号，找到aaron文件对应的数据块
（4）遍历aaron文件的数据块中的记录项，匹配a.c记录项。同理，找到对应的a.c的数据块。用vim打开相应文件- unix和Linux系统是通过文件名来对应inode节点号，从而找到对应的数据块，完成文件查询的过程
- inode节点中没有文件名就是因为基于这种定位文件位置的机制