为了应付这两个不同的咚咚，所以 ext2 规划出 inode 与 Block 来分别储存档案的属性( 放在 inode 当中 )与档案的内容( 放置在 Block area 当中 )。当我们要将一个 partition 格式化( format )为 ext2 时，就必须要指定 inode 与 Block 的大小才行，也就是说，当 partition 被格式化为 ext2 的档案系统时，他一定会有 inode table 与 block area 这两个区域。
Block 已经在前面说过了，他是数据储存的最小单位。那么 inode 是什么？！简单的说， Block 是记录『档案内容数据』的区域，至于 inode 则是记录『该档案的相关属性，以及档案内容放置在哪一个 Block 之内』的信息。 简单的说， inode 除了记录档案的属性外，同时还必须要具有指向( pointer )的功能，亦即指向档案内容放置的区块之中，好让操作系统可以正确的去取得档案的内容啊！底下几个是 inode 记录的信息(当然不止这些)：
- 该档案的拥有者与群组(owner/group)；
- 该档案的存取模式；
- 该档案的类型；
- 该档案的建立日期(ctime)、最近一次的读取时间(atime)、最近修改的时间 (mtime)；
- 该档案的容量；
- 定义档案特性的旗标(flag)，如 SetUID...；
- 该档案真正内容的指向 (pointer)；
至于一个 inode 的大小为 128 bytes 这么大！
目录：
当我们在 Linux 下的 ext2 档案系统建立一个目录时， ext2 会分配一个 inode 与至少一块 Block 给该目录。其中，inode 记录该目录的相关属性，并指向分配到的那块 Block ；而 Block 则是记录在这个目录下的相关连的档案(或目录)的关连性！
档案：
当我们在 Linux 下的 ext2 建立一个一般档案时， ext2 会分配至少一个 inode 与相对于该档案大小的 Block 数量给该档案。例如：假设我的一个 Block 为 4 Kbytes ，而我要建立一个 100 KBytes 的档案，那么 linux 将分配一个 inode 与 25 个 Block 来储存该档案！
由上面的说明当中，我们可以知道要读取一个树状目录下的档案时，操作系统会先读取该档案所在目录的 inode ，并取得该目录的关连区域(在 Block 区域里面)，然后根据该关连资料读取该档案所在的 inode ，并再进一步经由档案的 inode 来取得档案的最后内容！
举个例子来说，假设我们要读取 /etc/crontab 这个档案，整个读取的流程是如何呢？可由底下的图三来作为说明：
图三、读取 /etc/crontab 的简易流程示意。
格式化 Linux 的 ext2 档案系统，可以使用 mke2fs 这个程序来执行！当 block 大小越小，而 inode 数量越多，则可利用的空间越多，但是大档案写入的效率较差；这种情况适合档案数量多，但是档案容量小的系统，例如 BBS 或者是新闻群组( News )这方面服务的系统；当 Block 大小越大，而 inode 数量越少时，大档案写入的效率较佳，但是可能浪费的硬盘空间较多；这种状况则比较适合档案容量较大的系统！
Linux 档案系统的运作通常采取异步处理( asynchronously )的方式。什么是异步呢？举例来说：『当系统读取了某一个档案， 则该档案所在的 区块数据会被加载到内存当中，所以该磁盘区块就会被放置在主存储器的缓冲快取区中，若这些区块的数据被改变时，刚开始数据仅有主存储器的区块数据会被改 变，而且在缓冲区当中的区块数据会被标记为” Dirty “，这个时候磁盘实体区块尚未被修正！所以亦即表示，这些” Dirty “区块的数据必需回写到磁盘当中，以维持磁盘实体区块上的数据与主存储器中的区块数据的一致性。』
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