硬盘分区后，如果想要实现对文件的快速存取以及访问，还要依赖文件系统，需要在分区上面创建文件系统。
文件系统是一个软件，它存储在磁盘的某个位置上，但是文件系统本身并不在这个分区上，文件系统的数据存在这个分区上。
文件系统是一个软件，此处以ext文件系统为例，ext文件系统在存放文件数据时，会把文件的元数据和数据分开存放，它把分区分成两个部分，一部分放数据文件（示意图-1中黄色区域），另一部分放这些数据文件的元数据（示意图-1中橘色区域），而存放文件的区域又被分区一个一个逻辑存储单元，称为一个磁盘块block，块是逻辑概念不是物理概念。
而每个数据文件存在哪些块中，从哪个块开始，到哪个块结束，都是存在一条元数据条目中的，所以每个数据文件都会对应一条元数据条目，这个元数据条目被称为inode（index node --索引节点），每一个inode有一个全局唯一的ID（这里的全局指的是某个分区下，某分区下不同文件的inode号不可能相同，不同分区的inode号有可能相同），每个inode中存放了对应文件的inode号，文件类型、属主属组、权限、大小、时间、以及文件数据存储在哪些磁盘块 等信息（元数据中没有当前文件的文件名，当前文件的文件名存放在父目录的数据块中），如果一个文件过大，那么他需要的块就会很多，inode中存储的对应块信息就会很多，但是如果文件很大，成千上万的块信息的存储空间就会很大，它可以利用指针，指向另一个更大的空间，存储这些块信息。
示意图-1
inode存放在inode表（inode table）中，一条inode信息（元数据条目）称作这个inode表中的一个索引节点条目（inode
entrv），一个inode entry中包含有关文件的元数据信息，包括：
文件类型，权限， UID， GID
链接数（指向这个inode的文件个数）
该文件的大小和不同的时间戳
指向磁盘上文件的数据块指针
有关文件的其他数据
示意图-2
图中的直接块指针有12个，每个直接指针都可以直接指向一个块，假设我们在格式化文件系统的时候指定块大小为4k，那么直接块指针指向的块的大小总和为 4k * 12 =
48k ， 即 如果一个文件的数据大小不超过48k，那么只使用直接块指针指向的块就能满足数据存储的要求。
但是如果某个文件稍微大一点，文件大小大于4k，‘直接块指针’ 指向的块的大小无法满足存储要求，这时候就会用到‘间接块指针’，‘间接块指针’指向一个数据块，我们暂且称这个被‘间接块指针’指向的块为‘间接块’，‘间接块’中不存放数据，而是存放指针，这些存放在‘间接块’中的指针再指向真正存放数据的块，我们还按照上述假设，每个块4k大小，假设每个指针占用4个字节的空间，那么一个4k的块能存放1024个指针，也就是间接块中能存放1024个指针，这些指针每个再指向一个4k的块，那么所有能指向的块的大小为4k * 1024 = 4M ，也就是说能够存放小于4M大小的文件。
同理，如果文件大于4M，‘间接块指针’能够指向的所有块的大小总和无法满足要求，这时候就会用到 ‘双重间接块指针’ ，‘双重间接块指针’的原理跟‘间接块指针’的原理相同，只是又多间接了一层，‘双重间接块指针’先指向一个‘间接块’，这个间接块里存放了1024个指针，‘间接块’里的每个指针再指向一个‘二重间接块’，因为每个块的大小都是4k，所以每一个‘二重间接块’又能分化出1024个指针，这些来自‘二重间接块’的指针再指向真正存放数据的块。所以，总共算下来，能够存放1024 * 1024 * 4k = 4G 的数据。
三重间接块指针的原理同上，以此类推。
而我们上面提到过，文件的元数据中并不包含这个文件的文件名，那么文件的文件名保存在哪里呢？答案是保存在父目录的数据块中，我们说过目录也是一个文件，是一个特殊的文件，而每个文件都有自己的数据和元数据，目录也有，目录的数据也存在对应块中，假设A目录中有三个文件，分别为b、c、d文件，那么A目录的数据块中存放的数据如下，所以，文件本身的元数据中不包含文件名，而是存在于父目录对应的数据块中。
其实在定位一个文件的时候，就是通过目录块中的数据，一次次迭代查找inode号，最终定位到指定文件的，举个例子：
假如我们想要查看/etc/issue中的数据，那么文件系统会从根目录开始，从inode table中找到根目录的inode条目，通过inode条目中的指针找到根目录存放数据的块，此块中保存了根下的文件或目录的名称以及它们对应的inode号，如bin，sbin、etc等，从根目录块中找到etc目录对应的inode号，再回到inode table中找到etc目录的inode条目，通过etc的inode条目中的指针找到etc目录对应的数据块，再从这个块中找到这个etc目录下issue文件对应的inode号，然后再回到inodetable中，通过issue的inode号找到对应inode条目，通过条目中的指针找到issue文件存放数据的块，读取块中的内容，展示到输出设备中。
同学们会觉得这样来回来去好麻烦，会不会很慢，但是我们在使用时却没感到慢，那是因为inode table会被加载到内存中，元数据会缓存到内存中，所以不会感觉到慢。
在元数据区域中（示意图-1中橘色区域中），还有一个逻辑区域，里面存放的是哪些块是可用的，哪些块是已经被占用的，这个区域叫‘块位图‘(bitmap)，在块位图中，每个块对应一个位，标记了这个块是否可用，当我们需要存放数据时，不需要遍历所有的块来判断哪些块可用，而是遍历这个块位图即可。
而因为每个文件的元数据都存放在一个inode中，但是因为长期使用，不断的添加删除文件，存放inode的区域也会出现一些已用的或者空间的inode存储区域，所以，对应inode的存储情况，也会有一个位图，用于遍历哪些inode存储位可用，哪些是已用的。
创建新文件是必须有路径文件
删除文件只是将路径下的信息删除，然后将对应inode和block标记为空闲即可，等待信息数据覆盖
复制文件相当于创建新文件
在一个分区下剪切一个文件非常快，那是因为它只是把路径改了一下，文件没有变，就是说inode没有变
使用df -i 命令可以查看inode使用量的情况 ，如果分区中的inode使用完了，即使分区还有空闲空间，也无法再创建新的文件，因为已经没有inode可以分配给新文件使用了。
而硬盘在实际的使用中，还会将块分为块组，每个块组还有一个全局信息，记录了这个块组的信息。这个全局块叫超级块，而在每个块组中又有块组的块位图及inode位图，然后原理就跟上面描述的原理一样了。
不同的文件系统中，都有类似上述的inode的概念，只是具体实现可能不同。