前面聊的FAT 文件系統最怕 大文件，我們這裏聊一聊 UFS文件系統，他們是同一時期的產物，FAT 是閉源，UFS是開源。
圖中的inode部分 是一個inode結構體數組，我們的文件 幾乎所有的信息都存放在 該文件的 inode 結構體當中
struct {
stat 結構
亞數據信息
隱藏內容
數據塊指針組[15] ,15個指針
1 數據塊指針
2 數據塊指針
3 數據塊指針
... 數據塊指針
12 數據塊指針
13 一級間接塊指針
14 二級間接塊指針
15 三級間接塊指針
}
以下所有計算都是加上數據塊大小是1K一塊，而實際是4K 起步。
數據塊指針組中的前12個指針中的每個指針都指向 圖中塊區域的中的某個小格子，即1K 一塊，而實際的環境中都是4K起步。也就說是 如果12個數據塊指針都用上了的話，能保存一個12K大小的文件，實際是48K+大小，所以如果我們的文件大小在12K（48K+）大小以內，那麼這12個數據塊指針就夠了。
如果我們的文件大小超過了12K 的大小，那麼就會動用 一級間接塊指針，該指針也只想 塊區域的一個 1K 大小的小格子，但是該格子中存儲的不是文件數據，而是指針，假如是32位系統，一個指針的大小就是4個字節，那麼該1k大小的塊，就能夠存儲256個指針，然後每個指針又指向塊區域中某個1K大小的塊，用於存儲文件數據。所以 一級間接塊指針中的全部空間就是 256K 的大小。
如果文件大於 12K+256K, 那麼就會動用 二級間接塊指針， 二級間接塊指針也指向塊區域中1K 大小的小格子，該格子依然存放指針，可以存放256個指針，而這裏的每個指針並非指直接指向 1K 的塊，存放數據，而是指向 一級間接塊指針指向的 1K 的地址塊，也就說 二級間接塊指針塊 中的256個指針中的每個指針分別指向一個 一級間接塊指針的 1K 地址塊，即 二級間接塊指針 可以保存
256*256 K 的大小
如果 二級間接塊指針 加上前面的空間 依然不能滿足文件的大小，那麼就會動用 三級間接塊指針。三級間接塊指針 和 二級間接塊指針類似，他的指針塊中的每個指針 指向一個 二級間接塊指針 塊，即三級間接塊指針 可以保存 256256256 大小的文件。
所以可見 UFS文件系統不怕大文件。
UFS文件系統的缺點：
很多人說 UFS文件系統 不善於或者不能管理小文件。我們每次產生一個新文件，都會分配一個新的 inode,位於inode塊區域，那麼就會有一種情況，當 inode inode塊區域中的所有inode 都被耗盡了，但是 塊區域還存在大量的空白塊沒有被使用，這種情況就是大量的小文件造成的，有些文件幾乎不佔磁盤空間，如符號鏈接文件等 ，但是也要分配inode。這樣的話 當在使用某個文件的時候，就會在 inode區域，即inode結構體數組中查找目標inode結構體，這樣查找就很耗時。
還有一種情況 inode結構體數組 大段的空白，但是數據塊被耗盡，這種情況就是 大文件比較多造成的。
那麼我們怎麼知道 當前那個inode已經被使用了，那些inode還沒有被使用。比如我touch一個新文件，系統是怎麼快速的給他分配一個現在沒有被使用的inode ?? 這就用到了 inode 位圖。inode 區域有多少個格子，inode 位圖區域就有多少個格子，他們一一對應，即可以理解爲也是一個數組，該數組與inode結構體數組 數組元素個數相同， inode 位圖數組中的每一項 按順序對應一 一 inode結構體數組 中的每一項， inode 位圖中用0/1代表該 inode 有沒有被使用，所以尋找哪個 inode 沒有被使用，就直接查找位圖中的0項就可以。
同理 塊位圖中的格子 與 塊區域中的格子是一一對應的，也是用0/1 代表對應數據塊有沒有被使用。所以我們的 統計磁盤使用量的命令就可以使用了，直接查 0，1 的數量就行了。
塊是我們存儲有效數據的數據塊，爲了方便計算和理解，我們假設塊中的每個小格式1K 的大小，實際上每個小格子的大小都是4K起步的，這裏假設是1K 是爲了方便理解。
問題：文件名信息在哪兒？
我們發現上述圖解中並沒有文件名的信息，那麼文件名在哪裏？文件名存在目錄文件中，目錄文件是一個存放在某個文件下的一個常規文件，該文件中每一項叫目錄項。目錄項包含 inode信息和文件名。