扇区为最小的物理存储单位 大小512byte
扇区组成一个圆就是一个磁柱 作为分区的最小单位
第一个扇区最重要 里面有MBR（466bytes） 和 partition table （64 bytes)
linux 的档案通常包括属性（像拥有者，群组 等） 和 实际数据，文件系统通常会将这两部分不同的数据分开存放。权限属性放在inode 中 实际数据放在data block中。另外还有一个超级块区superblock 会记录整个文件系统的整体信息，包括inode 与 block 的总量 剩余量等
一个档案的数据可能会占用多个block 在linux中他将记录在inode中，当找到inode就可以一口气读出，而fat是没有inode存在的 他是每个block记录下一个block
磁盘碎片整理原因就是档案写入的block太过于离散，此时档案读取的效能将会变得很差，这个时候通过磁盘碎片整理将同一个档案所属的blocks 汇整在一起，这样数据读取就会比较容易了。
ext2 分多个区块群组：
data block 块的大小：
inode :
每个inode 大小128 bytes
每个档案占用一个inode
系统读取档案时需要先找到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。
由于每个inode 很小只有128 bytes 而记录一个block 号码要花掉4bytes ,所以假设一个档案为400M block 为4K 至少要十万笔block号码记录 inode 就记录不下。为此我门系统将inode记录block号码区域定义为12个直接，一个间接 一个双间接与一个三间接记录区。如下图：
由于superblock 很重要 所以事实上除了第一个block group 内会含有superblock 后续的groupblock 不一定含有superblcok 而若含有的话则该superblock 主要是做为第一个block group 内superblock 的备份。以便当第一个superblock 死掉后可以用后面备份的进行救援。
档案系统描述
这个区段记录了每个block group 开始的block 和结束的block,还有superblock indode bitmap 和 block bitmap 在哪个blcok之间。
inode bitmap 和 block bitmap 都是用来记录那些block（inode)是可用的。那些使不可用的。当文件删除时在inode bitmap 或者在 block bitmap 中相应的blcok 和 inode 又被标识为可用。
可以通过dumpe2fs 分区
来查看superblock blcok inode 等相关信息。
当新建一个目录时 文件系统会给目录分配一个inode 和 至少一个block，所以目录的大小一般是1K 2K 4K的整数倍。因为block的大小可能为1K 2K 4K 当目录下文件很多时就会占用多个block.
当你新建一个文件时，文件系统给你分配一个inode 和 与文件大小相当的block 数 如果4K block 100K 文件 就需要25个block 且文件名不记录在inode中而是记录在目录的block中。
在ext2 中如果文件系统出现Inconsistent 就要调用e2fsck 来检查 这样是相当费时间的，所以在ext3 中加入了日志记录的功能。所以万一文件系统发生问题，就可以检查日志记录区块，从而达到快速修复文件系统的功能。
通过命令：
ls -l /lib/modules/($uname -r)/kernel/fs
来查看linux支持的文件系统有哪些
通过：cat /proc/filesystems 查看系统已加载到内存中的文件系统
当新建一个目录时。可以看到他的连接数那栏是2
如下：
[root@Server1 test]#ls -ld test2
drwxr-xr-x 2 root root 4096 04-09 12:26 test2
一块没有分过区的硬盘就像一张白纸一样，是没有数据的。分好区的硬盘就会具有一定的结构性。分区就是将硬盘分为一定的区域，便于使用。
一块硬盘最多可以分四个区（主分区）。无论硬盘分多少个区，它的最前面都有一个引导扇区（主引导记录）。
主引导记录由三部分组成：一部分是446byte的操作系统引导代码，还有一部分是64byte的主分区表。主分区表最多记录四个主分区的分区信息.每个分区占用16byte.分区就是修改分区表，它不影响硬盘上的存储的数据。最后的2字节是结束标志。
扩展技术：需要将一块硬盘分成更多的分区，超过5个以上的分区，可以将最多四个主分区中的一个分区类型改为扩展分区，然后在扩展分区中再建逻辑分区。逻辑分区的分区信息保存在扩展分区之中，叫做扩展分区表。理论上逻辑分区没有个数的限制。扩展分区不能被直接使用，必须将其划分为若干个逻辑分区。逻辑分区的起始位置的信息都写在扩展分区表里面。逻辑分区的分区编号从5开始，如：/dev/hda5是第一块硬盘的第一个逻辑分区。
格式化原理
分好区的硬盘分区上面什么数据也没有，操作系统也不能读写，为了让操作系统能够识别必须向分区中预写入一定格式的数据。这个过程就称之为格式化。在Linux中称为创建文件系统。
没有分区的硬盘是不能格式化的，没有格式化的分区是不能直接被使用的。所以分区和格式化往往都是同时进行的。
零磁道处于硬盘上一个非常重要的位置，硬盘的主引导记录区(MBR)就在这个位置上。零磁道一旦受损，将使硬盘的主引导程序和分区表信息遭到严重破坏，从而导致硬盘无法自检。
硬盘MBR(Main Boot Record)(硬盘主引导记录)及硬盘分区表介绍硬盘MBR就是我们经常说的“硬盘主引导记录”，简单地说，它是由FDISK等磁盘分区命令写在硬盘绝对0 扇区的一段数据，它由主引导程序、硬盘分区表及扇区结束标志字（55AA）这3个部分组成，如下：组成部分 所占字节数 内容、功能详述主引导程序区 446 负责检查硬盘分区表、寻找可引导分区并负责将可引导分区的引导扇区（DBR）装入内存；硬盘分区表区 16X4=64 每份16字节的4份硬盘分区表,里面记载了每个分区的类型、大小和分区开始、结束的位置等重要内容；结束标志字区 2 内容总为”55AA”。结束标志字区 2 内容总为”55AA”这3部分的大小加起来正好是512字节=1个扇区（硬盘每扇区固定为512个字节），因此，人们又形象地把MBR称为“硬盘主引导扇区”。这个扇区所在硬盘磁道上的其它扇区一般均空出，且这个扇区所在硬盘磁道是不属于分区范围内的，紧接着它后面的才是分区的内容（也就是说假如该盘每磁道扇区数为63，那么从绝对63扇区后面的64扇区才是分区的内容）。
主引导扇区结构图
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| Main Boot Record |
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| 主引导记录 （446字节） |
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| 分区信息 1(16字节) |
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| 分区信息 2(16字节) |
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| 分区信息 3(16字节) |
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| 分区信息 4(16字节) |
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| 结束标志 (2字节) |
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分区上的引导扇区
为保险起见，每个分区（包括逻辑分区）上的第一个扇区都将被作为引导区保留。含有引导代码的分区上的引导区也是可以引导操作系统的；不含有引导代码的分区上的引导区不具有引导操作系统的功能。
if=file
输入文件名，缺省为标准输入。
of=file
输出文件名，缺省为标准输出。
ibs=bytes
一次读入 bytes 个字节(即一个块大小为 bytes 个字节)。
obs=bytes
一次写 bytes 个字节(即一个块大小为 bytes 个字节)。
bs=bytes
同时设置读写块的大小为 bytes ，可代替 ibs 和 obs 。
cbs=bytes
一次转换 bytes 个字节，即转换缓冲区大小。
skip=blocks
从输入文件开头跳过 blocks 个块后再开始复制。
seek=blocks
从输出文件开头跳过 blocks 个块后再开始复制。(通常只有当输出文件是磁盘或磁带时才有效)
count=blocks
仅拷贝 blocks 个块，块大小等于 ibs 指定的字节数。
dd的话是实打实的创建一个文件并往里面填数据。这样才能得到一个有实际大小的文件来测试。