首先說明ext3檔案系統和ext2檔案系統的區別。ext3檔案系統是帶有日誌的ext2檔案系統，在設計時就秉承盡可能與ext2檔案系統相容的理念，因此他的檔案系統資料結構與ext2檔案系統的本質上是相同的。事實上可以把乙個ext3檔案系統解除安裝後做為ext2檔案系統重新安裝。反之也可以把建立日誌的ext2檔案系統做為ext3檔案系統掛載。
ext2檔案系統的磁碟資料結構如下圖所示：
除了硬碟分割槽中的第一塊作為引導塊所保留，不受ext3檔案系統管理以外，其餘部分分成塊組（blockgroup），每個快組的分布下圖所示，由於核心盡可能把屬於乙個檔案的資料塊存放在同一塊中，所以組塊減少了檔案碎片。塊組中的每塊包含下列資訊：
ÿ 超級塊：檔案系統超級塊的乙個拷貝
ÿ 組描述符：一組塊組描述符的拷貝
ÿ 資料塊點陣圖：乙個資料塊點陣圖
ÿ 索引節點位圖：一組索引節點
ÿ 索引節點表：乙個索引節點位圖
ÿ 資料塊：存放檔案資料
其中超級塊描述整個檔案系統的資訊，包括此檔案系統共有多少個塊組，每個塊組包含多少個塊，包含的結點的個數，每個結點的大小。
組描述符表描述的是每個組的情況，每個組有乙個組描述符，大小為32位元組。檔案系統中所有的組描述符放在一起構成了組描述符表。
組描述符表之後是資料塊點陣圖和索引結點位圖各佔乙個塊。隨後就是這個組的索引結點表，每個索引結點占用128個位元組。
塊組的大小是由資料塊點陣圖決定的。假設檔案系統的資料塊大小為b位元組（可以配置為1k，2k，4k），則每個資料塊點陣圖可以描述的磁碟塊大小為b * 8 ，即8 * b * b 個位元組大小。通常情況下塊大小為4k，則乙個塊組包含32k個物理塊(乙個快組 ：128m)。需要說明是這32k個塊並不全是資料塊，而是包含元資料塊和資料塊的總和。這樣看似備份的元資料浪費了資料塊，但這種浪費換來的是查詢效能上的提公升。
塊組大小確定之後，整個系統中的塊組數就可以確定了，即磁碟總容量/每個塊組的容量。
確定塊組的重要的意義在於確定inode號。在整個檔案系統中inode號是統一編址的，因此可以根據inode號確定這個inode所在的組號以及組內的偏移，進而找到這個inode。
inode位址= ((inode_no / inode_per_group) * block_per_group + (1 + n + 1 +１)) * block_size + ( inode_no %inode_per_group ) * inode_size + 1024
其中inode_no為結點號，inode_per_group為每個塊組含有多少個結點，block_per_group為每個塊組的塊的個數，(1 + n + 1 +１) 表示乙個超級塊，乙個資料塊點陣圖，乙個索引結點位圖，n表示塊組的個數，最後加上引導塊占用的1k個位元組。
但是實際的情況是這個公式是錯誤的，按照這個公式不可能讀到索引結點。
產生錯誤的原因在於課本上所講的資料結構是錯誤的，或者說只是乙個邏輯上的模型，與實際在物理磁碟上存放的資料結構有很大的差別。首先看一張真正的磁碟資料結構圖：
對比和上一張圖的不同，真實的磁碟布局中有三種塊組，一種是塊組0，一種備份塊組，一種是普通塊組。
塊組0即包含引導塊的塊組，通常系統使用元資料資訊都是從這個塊組中讀取，只有當這個塊組中的元資料發生錯誤時才會從備份的塊組中恢復。
由此產生了和課本的衝突，並不是所有的塊組都會備份乙份元資料資訊，只有部分塊組會備份。但是哪些塊組會備份呢？只有當塊組號是3，5，7的冪的塊組才會備份元資料，其他塊組則是做為普通塊組只存放資料，不備份元資料。
和課本的另乙個衝突，引導塊佔據1k的空間，他雖然不被檔案系統管理，但他確實佔據了磁碟0塊組的第乙個塊。所以教科書上的畫法是不妥當的，或者說教科書只是畫出了一種邏輯的磁碟結構，並不反應現實。在0塊組的第乙個塊中，引導塊和超級塊各佔了1k的空間，留下了2k的空閒。而在其他的備份塊組中則沒有引導塊的備份，只是在第乙個塊中備份了乙個超級塊。
和課本的下乙個衝突，在實際中出現了乙個課本上沒有提到過的區域，reserve gdt,而且還是乙個占用了不少塊的區域。這個區域是為了以後擴容用的。當以後為檔案系統擴容時，可能人增加新的塊組，塊組描述符表也會相應增加，這個reserve gdt就是為那時使用的。這個區域占用多少個塊我還沒有找到計算方法，但是在super block結構中有乙個域指示了這個區域占用的塊數，可以直接讀出。
至此，我們得到計算inode結點位元組偏移的真正方法：
inode_address = ((inode_no /inode_per_group) * block_per_group + (1+n+n) * is_backup_group ) * block_size +（1+1）* block_size + (inode_no % inode_per_group) * inode_size
這就是真實的ext3檔案系統的磁碟布局。到此我們可以拿到inode，可以進行查詢操作了。
問題遠遠沒有結束，事實上問題才剛剛開始。
每個檔案有乙個inode結點，這個結點對應乙個inode結點號。這個結點號可以由ls –i命令得到，也可以用debugfs工具得到。但是這個inode結點號真的就是在磁碟物理空間上的結點順序號嗎?看了核心中相應的一段**才知道，這個inode結點號是不能直接拿來用的，必須減1才能用。減1是因為沒有0號結點，我們拿到的結點號是從1開始計數的。
第二個問題是當把裝置做為檔案開啟時，可能會因為裝置過大導致檔案無法支援，但是這時做的lseek，read操作會全部正確返回，但這時操作的結果是錯誤的，因為大的資料被截斷了。解決方法是使用lseek64,或者_llseek。
擴充套件ext3檔案的容量
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