inode size

文件系统创建（格式化）时，就把存储区域分为两大连续的存储区域。一个用来保存文件系统对象的元信息数据，这是由inode组成的表，每个inode默认是256字节或者128字节。另一个用来保存“文件系统对象”的内容数据，划分为512字节的扇区，以及由8个扇区组成的4K字节的块。块是读写时的基本单位。一个文件系统的inode的总数是固定的。这限制了该文件系统所能存储的文件系统对象的总数目。典型的实现下，所有inode占用了文件系统1%左右的存储容量。

文件系统中每个“文件系统对象”对应一个“inode”数据，并用一个整数值来辨识。这个整数常被称为inode号码（“i-number”或“inode number”）。由于文件系统的inode表的存储位置、总条目数量都是固定的，因此可以用inode号码去索引查找inode表。

Inode存储了文件系统对象的一些元信息，如所有者、访问权限（读、写、执行）、类型（是文件还是目录）、内容修改时间、inode修改时间、上次访问时间、对应的文件系统存储块的地址，等等。知道了1个文件的inode号码，就可以在inode元数据中查出文件内容数据的存储地址。

在 Linux 中文件的 inode 中是不记录文件名的，文件名是记录在目录的 block 中。因此在新增/删除/重命名文件的时候，与目录的w权限有关。另一个直观的感受就是，你可以对正在使用的文件改名，换目录，甚至放到废纸篓，都不会影响当前文件的使用，这在 Windows 里是无法想象的。

block size

sector(扇区)是磁盘读写数据的最小单位(典型大小是512字节)，这是在磁盘硬件设计时决定的。相应的, block是文件系统读写数据时的最小单位, 这是在制作文件系统时决定的，典型的block大小是1024/4096字节，可以发现block的大小正好是扇区大小的整数倍，这当然不是巧合，实际上block就是由若干个连续的扇区组成的。

在某些文件系统中(如ext2), 为了使文件系统管理更加高效，又会将若干个block组成一个block group。

block group

Ext4文件系统将磁盘空间划分为若干组，以这一组为单位管理磁盘空间，这个组叫做块组（Block Group）。那么为什么要划分为块组呢？其主要原因是方便对磁盘的管理，由于磁盘被划分为若干组，因此上层访问数据时碰撞的概率就会大大减小，从而提升文件系统的整体性能。简单来说，块组就是一块磁盘区域，而同时其内部有元数据来管理这部分区域的磁盘。

概括来说，我们知道超级块是管理整个文件系统（或者理解为承载整个文件系统的磁盘）的，而块组则是管理本区域内文件系统（或者理解为磁盘），管理的粒度逐渐减小。后面我们还会了解到更细粒度的管理单元。

io scheduler

每个块设备或者块设备的分区，都对应有自身的请求队列(request_queue),而每个请求队列都可以选择一个I/O调度器来协调所递交的request。I/O调度器的基本目的是将请求按照它们对应在块设备上的扇区号进行排列，以减少磁头的移动，提高效率。每个设备的请求队列里的请求将按顺序被响应。实际上，除了这个队列，每个调度器自身都维护有不同数量的队列，用来对递交上来的request进行处理，而排在队列最前面的request将适时被移动到请求队列中等待响应。

journal optional

(1).journal
data=journal模式提供了完全的数据块和元数据快的日志，所有的数据都会被先写入到日志里，然后再写入磁盘（掉电非易失存储介质）上。在文件系统崩溃的时候，日志就可以进行重放，把数据和元数据带回到一个一致性的状态，journal模式性能是三种模式中最低的，因为所有的数据都需要日志来记录。
(2).ordered
在data=ordered模式下，ext4文件系统只提供元数据的日志，但它逻辑上将与数据更改相关的元数据信息与数据块分组到一个称为事务的单元中。当需要把元数据写入到磁盘上的时候，与元数据关联的数据块会首先写入。也就是数据先落盘，再做元数据的日志。一般情况下，这种模式的性能会略逊色于 writeback 但是比 journal 模式要快的多。
(3).writeback
在data=writeback模式下，当元数据提交到日志后，data可以直接被提交到磁盘。即会做元数据日志，数据不做日志，并且不保证数据比元数据先落盘。writeback是ext4提供的性能最好的模式。