1. 数据块寻址
如果一个文件有多个数据块，这些数据块很可能不是连续存放的。这些数据块通过inode中的索引项（Block）来找到。
图1-数据块寻址
在inode中这样的索引项一共有15个，即Block[0]–Block[14]，每个索引项（Block）占4字节，inode每记录一个Block索引项需要用掉4字节，而一个inode大小为128字节。前12个索引项都表示块的编号，如Block[0]保存27，表示第27个块是该文件的数据块。
如果块(Block)的大小是1KB(1024字节)，这种方法可以表示最大存0-12KB的文件。如果剩下的三个索引项也这么用，那就只能表示最大存15KB的文件了。这是远远不够的。
剩下的3个索引项Block[12]、Block[13]、Block[14]都是间接索引。间接寻址就是通过一个索引块找到一个新的索引块。
2. 一级间接寻址
比如Block[12]是一级间接寻址，那么Block[12]可以存放b/4个索引项，这样来算的话，每个索引项当做一个指向一个数据块的数据块指针（block_point）总共指向b/4个Block[12]数据块。
图2-一级间接寻址
也就是说如果b = 1k的话，那么block[12]就可以存放1024/4个数据块指针，每个数据块指针指向一个block块，那么总共指向1024/4个数据块，由此block[12]最大可以表示256k的数据了，这样的话block[0]到block[12]，最大能表示256 + 12 = 268大小的文件，但是这样还是不够用的，于是有了二级间接寻址。
3. 二级间接寻址
以此类推，block[13]是二级间接寻址的话，那么block[13]总共有b/4个一级索引项（block_points_1），一个一级索引项指向一个地址，占用了4字节，这个地址又指向了1KB大小的空间，这个空间又能存放b / 4 个索引项了，这样一来，block[13]的每一个一级索引项又可以指向b/4个二级索引项（block_points_2），这样下来block[13]总共就有(b/4) * (b/4)个索引项了。
图3-二级间接寻址
那么block[13]最大能表示的数据是( b / 4) * ( b / 4) = 65536k大小的文件了，也就是64MB，感觉还是不够用。
举个生活中的栗子，相信大家都用电脑下过电影，游戏什么的吧，平时我们下载的一个超清电影文件，大型单机游戏文件动不动就十几个G，几十个G，那么二级间接寻址还是不够用啊，把block[0]到block[13]全部加起来，撑死最大也就能表示65536 + 256 + 12 = 65804k（额，好像还是64MB）的文件，于是就有了三级间接寻址。
4. 三级间接寻址
还是按照二级间接寻址的方式类推：block[14]指向了b / 4 个 一级索引项，每个一级索引项指向了1KB的内存空间，这样每个一级索引项又能指向b / 4个二级索引项，同时每个二级索引项也只能了一个1KB的内存空间，二级索引项又能指向b / 4个三级索引项（block_points_3）。
图4-三级间接寻址
三级寻址太麻烦，允许我偷个懒，只画了一部分，其他的可以照着推出来，到这里，大家赶紧掏出计算器来算一下…
block[14]最大能表示的数据是： (b / 4) * (b / 4) * (b / 4) = 16777216k = 16GB
把block[0]到block[14]全部加起来最大能表示： 16777216 k + 65536 k + 12 k = 16.06GB的文件。
也就是说如果在格式化磁盘时指定block为1K大小的话，那么最大能表示16.06GB的文件，不能再超过了，相当于一个inode指向的一个文件最多就16.06GB了，再多就表示不了。
但是我们在前面也说过格式化磁盘时是可以指定block的大小，在 Ext2 文件系统中所支持的 block 大小有 1K, 2K 及 4K 三种，回到数据块(block)目录查看。
可见，这种寻址方式对于访问不超过12个数据块的小文件是非常快的，访问文件中的任意数据只需要两次读盘操作，一次读inode（也就是读索引项）一次读数据块。而访问大文件中的数据则需要最多五次读盘操作：inode、一级间接寻址块、二级间接寻址块、三级间接寻址块、数据块。实际上，磁盘中的inode和数据块往往已经被内核缓存了，读大文件的效率也不会太低。