较新的操作系统的文件数据除了文件实际内容外， 通常含有非常多的属性，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份的数据分别存放在不同的区块，权限与属性放置到inode中，至于实际数据则放置到data block区块中。 另外，还有一个超级区块superblock会记录整个文件系统的整体信息，包括inode与block的总量、使用量、剩余量等。
每个inode与block都有编号，至于这三个数据的意义可以简略说明如下：
superblock：记录此filesystem的整体信息，包括inode/block的总量、使用量、剩余量， 以及文件系统的格式与相关信息等；inode：记录文件的属性，一个文件占用一个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，若文件太大时，会占用多个block
这种数据存取的方法我们称为索引式文件系统indexed allocation
inode的内容在记录文件的权限与相关属性，至于block区块则是在记录文件的实际内容。 而且文件系统一开始就将 inode 与 block 规划好了，除非重新格式化(或者利用 resize2fs 等命令变更文件系统大小)，否则 inode 与 block 固定后就不再变动。但是如果仔细考虑一下，如果我的文件系统高达数百GB时， 那么将所有的 inode 与 block 通通放置在一起将是很不智的决定，因为 inode 与 block 的数量太庞大，不容易管理。
为此之故，因此 Ext2 文件系统在格式化的时候基本上是区分为多个区块群组 (block group) 的，每个区块群组都有独立的 inode/block/superblock 系统
每一个区块群组(block group)的六个主要内容说明如后：
Superblock 是记录整个 filesystem 相关信息的地方， 没有 Superblock ，就没有这个 filesystem 了。他记录的信息主要有：
- block 与 inode 的总量；
- 未使用与已使用的 inode / block 数量；
- block 与 inode 的大小 (block 为 1, 2, 4K，inode 为 128 bytes)；
- filesystem 的挂载时间、最近一次写入数据的时间、最近一次检验磁盘 (fsck) 的时间等文件系统的相关信息；
- 一个 valid bit 数值，若此文件系统已被挂载，则 valid bit 为 0 ，若未被挂载，则 valid bit 为 1 。
data block 是用来放置文件内容数据地方，在 Ext2 文件系统中所支持的 block 大小有 1K, 2K 及 4K 三种而已。在格式化时 block 的大小就固定了，且每个 block 都有编号，以方便 inode 的记录
- 每个 block 内最多只能够放置一个文件的数据；
- 承上，如果文件大于 block 的大小，则一个文件会占用多个 block 数量；
- 承上，若文件小于 block ，则该 block 的剩余容量就不能够再被使用了(磁盘空间会浪费)。
各个inode项具有唯一的编号 (该文件系统唯一)，即inode number
node 的内容在记录文件的属性以及该文件实际数据是放置在哪几号 block 内
inode 记录的文件数据至少有底下这些：(注4)
- 该文件的存取模式(read/write/excute)；
- 该文件的拥有者与群组(owner/group)；
- 该文件的大小；
- 文件的时间戳，共有三个：ctime指inode上一次变动的时间，mtime指文件内容上一次变动的时间，atime指文件上一次打开的时间。
- 定义文件特性的旗标(flag)，如 SetUID...；
- 该文件真正内容的指向 (pointer)；
- 链接数，即有多少文件名指向这个inode
- 文件数据block的位置
注意：inode中不存储文件名数据
inode 的数量与大小也是在格式化时就已经固定了，除此之外
- 每个 inode 大小均固定为 128 bytes；
- 每个文件都仅会占用一个 inode 而已；
- 承上，因此文件系统能够创建的文件数量与 inode 的数量有关；
- 系统读取文件时需要先找到 inode，并分析 inode 所记录的权限与用户是否符合，若符合才能够开始实际读取 block 的内容。
这里值得重复一遍，Unix/Linux系统内部不使用文件名，而使用inode号码来识别文件。对于系统来说，文件名只是inode号码便于识别的别称或者绰号。
表面上，用户通过文件名，打开文件。实际上，系统内部这个过程分成三步：首先，系统找到这个文件名对应的inode号码；其次，通过inode号码，获取inode信息；最后，根据inode信息，找到文件数据所在的block，读出数据。
可以用stat命令，查看某个文件的inode信息：
stat example.txt这个区段可以描述每个 block group 的开始与结束的 block 号码，以及说明每个区段 (superblock, bitmap, inodemap, data block) 分别介于哪一个 block 号码之间。这部份也能够用 dumpe2fs 来观察的。
从 block bitmap 当中可以知道哪些 block 是空的，因此我们的系统就能够很快速的找到可使用的空间来处置文件
同样的，如果你删除某些文件时，那么那些文件原本占用的 block 号码就得要释放出来， 此时在 block bitmap 当中相对应到该 block 号码的标志就得要修改成为『未使用中』
这个其实与 block bitmap 是类似的功能，记录使用与未使用的 inode 号码
当我们在 Linux 下的 ext2 文件系统创建一个目录时， ext2 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，并可记录分配到的那块 block 号码； 而 block 则是记录在这个目录下的文件名与该文件名占用的 inode 号码数据。
可以使用 ls -i 这个选项来处理：
inode 本身并不记录文件名，文件名的记录是在目录的 block 当中。 因此当我们要读取某个文件时，就务必会经过目录的 inode 与 block ，然后才能够找到那个待读取文件的 inode 号码， 最终才会读到正确的文件的 block 内的数据。
ext4 inode
/*
* Structure of an inode on the disk
*/
struct ext4_inode {
__le16 i_mode; /* File mode */
__le16 i_uid; /* Low 16 bits of Owner Uid */
__le32 i_size_lo; /* Size in bytes */
__le32 i_atime; /* Access time */
__le32 i_ctime; /* Inode Change time */
__le32 i_mtime; /* Modification time */
__le32 i_dtime; /* Deletion Time */
__le16 i_gid; /* Low 16 bits of Group Id */
__le16 i_links_count; /* Links count */
__le32 i_blocks_lo; /* Blocks count */
__le32 i_flags; /* File flags */
union {
struct {
__le32 l_i_version;
} linux1;
struct {
__u32 h_i_translator;
} hurd1;
struct {
__u32 m_i_reserved1;
} masix1;
} osd1; /* OS dependent 1 */
__le32 i_block[EXT4_N_BLOCKS];/* Pointers to blocks */
__le32 i_generation; /* File version (for NFS) */
__le32 i_file_acl_lo; /* File ACL */
__le32 i_size_high;
__le32 i_obso_faddr; /* Obsoleted fragment address */
union {
struct {
__le16 l_i_blocks_high; /* were l_i_reserved1 */
__le16 l_i_file_acl_high;
__le16 l_i_uid_high; /* these 2 fields */
__le16 l_i_gid_high; /* were reserved2[0] */
__le16 l_i_checksum_lo;/* crc32c(uuid+inum+inode) LE */
__le16 l_i_reserved;
} linux2;
struct {
__le16 h_i_reserved1; /* Obsoleted fragment number/size which are removed in ext4 */
__u16 h_i_mode_high;
__u16 h_i_uid_high;
__u16 h_i_gid_high;
__u32 h_i_author;
} hurd2;
struct {
__le16 h_i_reserved1; /* Obsoleted fragment number/size which are removed in ext4 */
__le16 m_i_file_acl_high;
__u32 m_i_reserved2[2];
} masix2;
} osd2; /* OS dependent 2 */
__le16 i_extra_isize;
__le16 i_checksum_hi; /* crc32c(uuid+inum+inode) BE */
__le32 i_ctime_extra; /* extra Change time (nsec << 2 | epoch) */
__le32 i_mtime_extra; /* extra Modification time(nsec << 2 | epoch) */
__le32 i_atime_extra; /* extra Access time (nsec << 2 | epoch) */
__le32 i_crtime; /* File Creation time */
__le32 i_crtime_extra; /* extra FileCreationtime (nsec << 2 | epoch) */
__le32 i_version_hi; /* high 32 bits for 64-bit version */
__le32 i_projid; /* Project ID */
};要了解硬链接是什么，关键是要了解文件的标识是其inode编号，而不是其名称。 硬链接是一个引用inode的名称。 这意味着如果file1有一个名为file2的硬链接，那么这两个文件都引用相同的inode。 因此，当您为文件创建硬链接时，您真正要做的就是为inode添加一个新名称。 为此，请使用不带选项的ln命令。
链接计数是文件硬链接的数字。 因此，创建硬链接后链接计数links会增加，还有在目录文件对应数据块上增加一条文件名和inode对应关系记录；
只有将硬链接和原文件都删除之后，文件才会真正删除，即links为0才真正删除
一旦删除操作导致links数为0系统将回收inode编号，重用文件所在的簇
硬链接有两个限制：
- 目录不能硬链接。 Linux不允许这样做以维护目录的非循环树结构。
- 无法跨文件系统创建硬链接。 这两个文件必须位于相同的文件系统上，因为不同的文件系统具有不同的独立inode表（不同文件系统上具有相同inode编号的两个文件是不同的）
软链接是一个单独的新的文件，其内容block指向被链接的文件。 要创建符号链接，请使用ln -s
Ext4支持更大的inode。之前的Ext3默认的inode大小128字节，Ext4为了在inode中容纳更多的扩展属性，默认inode大小为256字节。另外，Ext4还支持快速扩展属性和inode保留
ext3 文件系统使用 32 位寻址，这限制它仅支持 2 TiB 文件大小和 16 TiB 文件系统系统大小（这是假设在块大小为 4 KiB 的情况下，一些 ext3 文件系统使用更小的块大小，因此对其进一步被限制）。
ext4 使用 48 位的内部寻址，理论上可以在文件系统上分配高达 16 TiB 大小的文件，其中文件系统大小最高可达 1000000 TiB(1 EiB)
ext3 仅限于 32000 个子目录；ext4 允许无限数量的子目录。从 2.6.23 内核版本开始，ext4 使用 HTree 索引来减少大量子目录的性能损失。