第一种方法是采用磁盘块链表，链表的每个块中包含极可能多的空闲磁盘块号。对于 1 KB 的块和 32 位的磁盘块号，空闲表中每个块包含有 255 个空闲的块号。考虑 1 TB 的硬盘，拥有大概十亿个磁盘块。为了存储全部地址块号，如果每块可以保存 255 个块号，则需要将近 400 万个块。通常，空闲块用于保存空闲列表，因此存储基本上是空闲的。
另一种空闲空间管理的技术是位图(bitmap)，n 个块的磁盘需要 n 位位图。在位图中，空闲块用 1 表示，已分配的块用 0 表示。对于 1 TB 硬盘的例子，需要 10 亿位表示，即需要大约 130 000 个 1 KB 块存储。很明显，和 32 位链表模型相比，位图需要的空间更少，因为每个块使用 1 位。只有当磁盘快满的时候，链表需要的块才会比位图少。
磁盘配额为了防止一些用户占用太多的磁盘空间，多用户操作通常提供一种磁盘配额(enforcing disk quotas)的机制。系统管理员为每个用户分配最大的文件和块分配，并且操作系统确保用户不会超过其配额。我们下面会谈到这一机制。
在用户打开一个文件时，操作系统会找到文件属性和磁盘地址，并把它们送入内存中的打开文件表。其中一个属性告诉文件所有者是谁。任何有关文件的增加都会记到所有者的配额中。
配额表中记录了每个用户的配额
第二张表包含了每个用户当前打开文件的配额记录，即使是其他人打开该文件也一样。如上图所示，该表的内容是从被打开文件的所有者的磁盘配额文件中提取出来的。当所有文件关闭时，该记录被写回配额文件。
当在打开文件表中建立一新表项时，会产生一个指向所有者配额记录的指针。每次向文件中添加一个块时，文件所有者所用数据块的总数也随之增加，并会同时增加硬限制和软限制的检查。可以超出软限制，但硬限制不可以超出。当已达到硬限制时，再往文件中添加内容将引发错误。同样，对文件数目也存在类似的检查。
文件系统备份做文件备份很耗费时间而且也很浪费空间，这会引起下面几个问题。首先，是要备份整个文件还是仅备份一部分呢？一般来说，只是备份特定目录及其下的全部文件，而不是备份整个文件系统。
其次，对上次未修改过的文件再进行备份是一种浪费，因而产生了一种增量转储(incremental dumps) 的思想。最简单的增量转储的形式就是周期性的做全面的备份，而每天只对增量转储完成后发生变化的文件做单个备份。
稍微好一点的方式是只备份最近一次转储以来更改过的文件。当然，这种做法极大的缩减了转储时间，但恢复起来却更复杂，因为最近的全面转储先要全部恢复，随后按逆序进行增量转储。为了方便恢复，人们往往使用更复杂的转储模式。
第三，既然待转储的往往是海量数据，那么在将其写入磁带之前对文件进行压缩就很有必要。但是，如果在备份过程中出现了文件损坏的情况，就会导致破坏压缩算法，从而使整个磁带无法读取。所以在备份前是否进行文件压缩需慎重考虑。
第四，对正在使用的文件系统做备份是很难的。如果在转储过程中要添加，删除和修改文件和目录，则转储结果可能不一致。因此，因为转储过程中需要花费数个小时的时间，所以有必要在晚上将系统脱机进行备份，然而这种方式的接受程度并不高。所以，人们修改了转储算法，记下文件系统的瞬时快照，即复制关键的数据结构，然后需要把将来对文件和目录所做的修改复制到块中，而不是到处更新他们。
磁盘转储到备份磁盘上有两种方案：物理转储和逻辑转储。物理转储(physical dump) 是从磁盘的 0 块开始，依次将所有磁盘块按照顺序写入到输出磁盘，并在复制最后一个磁盘时停止。这种程序的万无一失性是其他程序所不具备的。
第二个需要考虑的是坏块的转储。制造大型磁盘而没有瑕疵是不可能的，所以也会存在一些坏块(bad blocks)。有时进行低级格式化后，坏块会被检测出来并进行标记，这种情况的解决办法是用磁盘末尾的一些空闲块所替换。
然而，一些块在格式化后会变坏，在这种情况下操作系统可以检测到它们。通常情况下，它可以通过创建一个由所有坏块组成的文件来解决问题，确保它们不会出现在空闲池中并且永远不会被分配。那么此文件是完全不可读的。如果磁盘控制器将所有的坏块重新映射，物理转储还是能够正常工作的。