Ext2文件系统结构（inode & block）：
inode存放文件的用户权限，属性，以及记录文件数据使用到的block编号，一个inode大小为 128 bytes；
block负责存放文件的实际数据，大小有 1KB，2KB 和 4KB 可选；
- 每一个文件对应唯一的一个inode节点；
- 每一个inode下面可以有一个或多个block节点，取决于文件的大小；
- block节点一旦确定大小（有 1KB，2KB 和 4KB 可选）则无法改变（除非格式化该文件系统）；
- 一个block仅能对应单个文件（单个inode），如：单个文件大小为1KB，而block大小为4K，会造成磁盘空间的浪费（3KB无法为其他文件所用）；
当单个文件内容增大时，使用的block数量也会随之增加，然而inode仅仅能存放 32个block的编号（inode中一个编号占 4 bytes，故 128 / 4 = 32 个）；
尽管采用4KB大小的block存放文件数据，则32 * 4K = 128KB，这对于大多数文件来说，是远远不够的；
而Linux规定一个inode只能对应一个文件，所以不能申请更多的inode进行存放文件数据，因此该inode会指定其中的几个block作为存储其他block编号的容器；
假设当前使用的是 1KB 的block存放文件数据，则inode可以将其中的一个block作为inode的扩容区，即1KB全都用来存放其他block的编号，则可以多出 1024bytes / 4bytes = 256 个编号存放空间，而每个编号对应一个 1KB 大小的block，则文件大小可在原来基础上大致增大 256 * 1KB = 256KB的大小 (称之为一层间接)；
而存储编号的block中指定的block也可以继续用于存储编号，则又可扩容 256 * 256 * 1KB = 65536KB（二层间接）；一般来说，为了控制block数量，到了三层间接（即 256^3 * 1KB) 后就不再扩展了，这也是出于文件系统的IO性能考虑；
FAT文件系统： 没有inode，block的编号由上一个block存储，不能一次性取出全部相关的block，性能上不如ext2
当inode数量过多时，为了便于文件系统的管理，将inode及block分成对对应的blockgroup；
- Boot Sector： 启动扇区，安装引导装载程序，每个文件系统都有一个，用于制造多重引导环境；
-
Superblock：大小为1KB，用于记录所有分组的inode和block数量，大小以及使用情况（已用和未用的）；
各种时间（最后一次写入磁盘时间，最后一次检验磁盘时间fsck，文件挂载时间等）；
validbit --> 为0代表文件系统已挂载， 为1则表示文件系统未挂载；
因此Superblock存放于第一个分组的最前端，其他分组可能也存在Spuerblock，作为Superblock的备份使用； - 文件系统描述（FIle System Description）： 记录每个group内block的开始与结束编号；
- 块对照表（block bitmap） ： 记录group内block 的使用情况，写入时能快速找到未被使用的block，删除数据后将block置为未使用；
- inode对照表（inode bitmap）： 同理，记录group内各inode的使用情况
- inode table： inode所在的区域，每个inode存在：1.用户权限（rwx）；2.文件所有者（owner/group）；3.文件大小；4.文件创建或修改时间（ctime）；5.最近一次读取时间（atime）；6.最近修改时间（mtime）；7.文件特性（SUID，GUID等）；8.内容指向（即指向block的pointer）
- data block： block所在区域；