一、文件系统特性
文件系统运作方式
这与操作系统的文件数据有关。较新的操作系统的文件数据除了文件实际内容，通常会含有非常多的属性，例如Linux操作系统的文件权限（rwx）与文件属性（拥有者、群组、时间参数等）。文件系统通常会将这两部分的数据存放在不同的区块，权限与属性放置到inode，实际数据放在data block区块中。此外，还有一个超级区别会记录文件系统的整体信息，包括inode与block的总量、使用量、剩余量等。
- inode：记录文件的属性，一个文件占用1个inode，同时记录此文件的数据所在的block号码
- block：实际记录文件的内容，若文件较大，则会占用多个block
inode存放block号码的好处：磁盘能够在较短时间内读取出全部的数据，读写效率高
这种数据存取的方法称为索引式文件系统
碎片出现的原因：文件写入的block太过离散，使得文件读取的效能将变得很差。FAT文件系统需要碎片整理，而Ext2索引式文件系统基本不用。
FAT这种格式的文件系统没有inode，所以没办法一下子读取出来，每个block号码都记录在前一个block当中。若记录分散，则需要多次转磁盘，读取效率差。
二、Linux的EXT2文件系统（inode）
文件系统一开始就将inode与block
规划好了，但是若文件系统GB，则将所有的inode与block放在一起是不明智的，为此将文件系统格式化为多个区块
data block（数据块）
原则上，block的大小与数量在格式化完就不能再改变了（除非重新格式化）
每个block内自多只能放置一个文件的数据
如果文件大于block，则一个文件用多个block块
若文件小于block，则block剩余容量不能再被使用（磁盘空间浪费）
inode table（inode 表格）
inode数量与大小在格式化时已经固定
每个inode大小固定为128bytes
每个文件都仅会占用一个inode而已
文件系统能建立的文件数目与inode数量有关
系统读取文件时，先找到inode，并分析inode所记录的权限与用户是否符合，若符合才能开始实际读取block的内容
每个inode是128bytes，记录一个block用掉4byte
每个inode是128bytes，里面有12个直接指向block号码的对照，能直接取得block号码。
间接是再拿一个block来当作记录block号码的记录区，若文件太大，则用间接的block来记录编号。
inode剩余部分
- block bitmap（区块对照表）：比如新增文件用到block，需要知道哪些block是空的
- inode bitmap：与上类似
- superblock：记录此filesystem 的整体信息，包括inode/block的总量、使用量、剩余量， 以及档案系统的格式与相关信息等；
- Filesystem Description：每个区组的开始、结束的block号码以及每个区段（superblock、bitmap、inodemap、data block）分别介于哪一个block号码之间。
目录
创建目录，文件系统会分配一个inode与至少一块block给该目录。其中，inode记录该目录的相关权限与属性，并可记录分配到的block号码；block则记录在该目录下的文件名占用的inode号码数据。所以，inode并没有记录文件名：
inode并不记录文件名，文件名记录在目录的block中。所以新增/删除/更改文件名与目录的w权限有关。
因为文件名记录在目录的block块中，因此当我们要读取某个文件时，就必会经过目录的inode与block，然后才能找到待读取的inode号码，最终才会读到正确的文件的block内的数据。
EXT2/EXT3/EXT4文件的存取与日志式文件系统的功能
新建文件或目录
