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 等指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。
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 （blockgroup） 的，每个区块群组都有独立的 inode/block/superblock 系统。
图7.1.3、ext2文件系统示意图
在整体的规划当中，文件系统最前面有一个开机扇区（boot sector），这个开机扇区可以安装开机管理程序， 这是个非常重要的设计，因为如此一来我们就能够将不同的开机管理程序安装到个别的文件系统最前端，而不用覆盖整颗磁盘唯一的 MBR， 这样也才能够制作出多重开机的环境啊！至于每一个区块群组（block group）的六个主要内容说明如后：
data block （数据区块）
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的记录啦。 不过要注意的是，由于 block 大小的差异，会导致该文件系统能够支持的最大磁盘容量与最大单一文件大小并不相同。 因为 block 大小而产生的 Ext2 文件系统限制如下：
EX2能够支持大于2GB以上的单一文件大小，但是某些程序只能够捉到小于2GB以下的文件，跟文件系统无关。
EX2文件系统的block基本限制如下：
原则上，block 的大小与数量在格式化完就不能够再改变了（除非重新格式化）；
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）。
每个block仅能容纳一个文件的数据而已。
大的block可能会产生较严重的磁盘容量浪费，那么我们是否就将block大小定为1K，也是不行的。因为如果block较小的话，大型文件就将会占用数量更多的block，而inode也要记录更多的block号码，此时将可能导致文件系统不良的读写性能。
inode table （inode 表格）
inode 记录的文件数据至少有下面这些：
该文件的存取模式（read/write/excute）；
该文件的拥有者与群组（owner/group）；
该文件的容量；
该文件创建或状态改变的时间（ctime）；
最近一次的读取时间（atime）；
最近修改的时间（mtime）；
定义文件特性的旗标（flag），
如 SetUID...；该文件真正内容的指向 （pointer）；
inode 的数量与大小也是在格式化时就已经固定了
每个 inode 大小均固定为 128 Bytes （新的 ext4 与 xfs 可设置到 256 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 所记录的权限与使用者是否符合，若符合才能够开始实际读取 block 的内容。
inode 能够指定多少个 block 呢？我们以较小的 1K block 来说明好了，可以指定的情况如下：
12 个直接指向： 12*1K=12K 由于是直接指向，所以总共可记录 12 笔记录。
间接： 256*1K=256K 每笔 block 号码的记录会花去 4Bytes，因此 1K 的大小能够记录256 笔记录，因此一个间接可以记录的文件大小如上；
双间接： 2562561K=2562K 第一层 block 会指定 256 个第二层，每个第二层可以指定256 个号码，因此总额大小如上；
三间接： 256256256*1K=2563K 第一层 block 会指定 256 个第二层，每个第二层可以指定 256 个第三层，每个第三层可以指定 256 个号码，因此总额大小如上；
总额：将直接、间接、双间接、三间接加总，得到 12 + 256 + 256256 + 256256*256（K） = 16GB
Superblock （超级区块）
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 128Bytes 或 256Bytes）；
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 。
每个 block group 都可能含有 superblock，事实上除了第一个 block group 内会含有 superblock之外，后续的 block group 不一定含有 superblock ， 而若含有 superblock 则该 superblock主要是做为第一个 block group 内 superblock 的备份。
Filesystem Description （文件系统描述说明）
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。
block bitmap （区块对照表）
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。
inode bitmap （inode 对照表）
inode bitmap 是记录使用与未使用的 inode 号码
dumpe2fs： 查询 Ext 家族 superblock 信息的指令
每个区段与 superblock 的信息都可以使用 dumpe2fs 这个指令来查询的，但是CentOS 7 现在是以 xfs 为默认文件系统， 所以目前你的系统应该无法使用 dumpe2fs 去查询任何文件系统的。
[root@study ~]# blkid
利用 dumpe2fs 可以查询到非常多的信息，不过依内容主要可以区分为上半部是superblock 内容， 下半部则是每个 block group 的信息了。从上面的表格中我们可以观察到鸟哥这个 /dev/vda5 规划的 block 为 4K， 第一个 block 号码为 0 号，且 block group 内的所有信息都以 block 的号码来表示的。 然后在 superblock 中还有谈到目前这个文件系统的可用block 与 inode 数量
至于 block group 的内容我们单纯看 Group0 信息好了。从上表中我们可以发现：
Group0 所占用的 block 号码由 0 到 32767 号，superblock 则在第 0 号的 block 区块内
文件系统描述说明在第 1 号 block 中；
block bitmap 与 inode bitmap 则在 129 及 145 的 block 号码上。
至于 inode table 分布于 161-672 的 block 号码中！
由于 （1）一个 inode 占用 256 Bytes ，（2）总共有 672 - 161 + 1（161本身） = 512个 block 花在 inode table 上， （3）每个 block 的大小为 4096 Bytes（4K）。由这些数据可以算出 inode 的数量共有 512 * 4096 / 256 = 8192 个 inode 。
这个 Group0 目前可用的 block 有 28521 个，可用的 inode 有 8181 个；
剩余的 inode 号码为 12 号到 8192 号。
