Linux inode && Fast Directory Travel Method(undone)
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1. Linux inode简介 2. Fast Directory Travel Method
1. Linux inode简介
0x1: 磁盘分割原理
字节 -> 扇区(sector)(每个扇区存储512字节) -> 块(block)(最常见的是4KB，即8个连续的sector组成一个block)
1. 磁盘的最小存储单位是"扇区" 2. 文件存储的最小单位是"块"
0x2: Linux EX2 filesystem
当一个partition(分区)被格式化为ext2文件系统时，就会有inode table和block area这两个区域
1. inode table 保存inode，即储存文件元信息的区域 类似于windows中的MBR的概念(主要开机扇区，master boot recoder)，即一块硬盘的第0轨上。计算机一开机就会去读取这个区域。由MBR的含义知，若一个硬盘的MBR挂了，这块硬盘就等于挂了 inode 则是记录"该档案的相关属性，以及档案内容放置在哪一个 Block 之内"的信息。简单的说，inode 除了记录档案的属性外，同时还必须要具有指向( pointer )的功能，亦即指向档案内容放置的区块之中，好让操作系统可以正确的去取得档案的内容 我们知道，Linux下所有的设备都被抽象为了文件的统一概念，每一个文件都有对应的inode，里面包含了与该文件有关的一些信息 /* 保存inode元数据的结构体为: struct stat，可以用stat命令，查看某个文件的inode信息：stat example.txt struct stat { dev_t st_dev; /* ID of device containing file */ ino_t st_ino; /* inode number */ mode_t st_mode; /* protection */ nlink_t st_nlink; /* number of hard links */ uid_t st_uid; /* user ID of owner */ gid_t st_gid; /* group ID of owner */ dev_t st_rdev; /* device ID (if special file) */ off_t st_size; /* total size, in bytes */ blksize_t st_blksize; /* blocksize for filesystem I/O */ blkcnt_t st_blocks; /* number of 512B blocks allocated */ /* Since Linux 2.6, the kernel supports nanosecond precision for the following timestamp fields. For the details before Linux 2.6, see NOTES. */ struct timespec st_atim; /* time of last access */ struct timespec st_mtim; /* time of last modification */ struct timespec st_ctim; /* time of last status change */ #define st_atime st_atim.tv_sec /* Backward compatibility */ #define st_mtime st_mtim.tv_sec #define st_ctime st_ctim.tv_sec }; */ 2. block area block是文件系统保存实际数据的最小单位，数据本身的信息就保存在这个区域
0x3: inode的大小
inode也会消耗硬盘空间，我们知道，inode信息保存在"inode table"中 ，每个inode节点的大小，一般是128字节或256字节。inode节点的总数，在格式化时就给定，一般是每1KB或每2KB就设置一个inode。假定在一块1GB的硬盘中，每个inode节点的大小为128字节，每1KB就设置一个inode，那么inode table的大小就会达到128MB，占整块硬盘的12.8%
查看每个硬盘分区的inode总数和已经使用的数量，可以使用df命令
df -i
0x4: inode number
每个inode都有一个号码，操作系统用inode号码来识别不同的文件。Unix/Linux系统内部不使用文件名，而使用inode号码来识别文件。对于系统来说，文件名只是inode号码便于识别的别称或者绰号。实际上，系统内部这个过程分成三步
1. 系统找到这个文件名对应的inode号码 2. 通过inode号码，获取inode信息 3. 根据inode信息，找到文件数据所在的block，读出数据
使用ls -i命令，可以看到文件名对应的inode号码：
ls -i ip.txt.win03
0x5: 读取目录文件
Unix/Linux系统中，目录(directory)也是一种文件。打开目录，实际上就是打开目录文件
目录文件的结构非常简单，就是一系列目录项(dirent)的列表，即目录遍历本质上是在做目录项(dirent)的遍历。每个目录项，由两部分组成
1. 所包含文件的文件名 2. 该文件名对应的inode号码
ls -i命令列出整个目录文件，即文件名和inode号码：
ls -i /etc
目录文件的读权限(r)和写权限(w)，都是针对目录文件本身。由于目录文件内只有文件名和inode号码，所以如果只有读权限，只能获取文件名，无法获取其他信息，因为其他信息都储存在inode节点中，而读取inode节点内的信息需要目录文件的执行权限(x)
0x6: 硬链接
一般情况下，文件名和inode号码是"一一对应"关系，每个inode号码对应一个文件名。但是，Unix/Linux系统允许，多个文件名指向同一个inode号码。在Linux的这种架构设计下，可以实现以下事情
1. 用不同的文件名访问同样的内容 2. 对文件内容进行修改，会影响到所有文件名 3. 删除一个文件名，不影响另一个文件名的访问
这种情况就被称为"硬链接"(hard link)
inode信息中有一项叫做"链接数"，记录指向该inode的文件名总数，这时就会增加1
反过来，删除一个文件名，就会使得inode节点中的"链接数"减1。当这个值减到0，表明没有文件名指向这个inode，系统就会回收这个inode号码，以及其所对应block区域
值得注意的是：
创建目录时，默认会生成两个目录项："."和".."。前者的inode号码就是当前目录的inode号码，等同于当前目录的"硬链接"；后者的inode号码就是当前目录的父目录的inode号码，等同于父目录的"硬链接"。所以，任何一个目录的"硬链接"总数，总是等于2加上它的子目录总数(含隐藏目录)
0x7: 软链接
除了硬链接以外，还有一种特殊情况
文件A和文件B的inode号码虽然不一样，但是文件A的内容是文件B的路径。读取文件A时，系统会自动将访问者导向文件B。因此，无论打开哪一个文件，最终读取的都是文件B。这时，文件A就称为文件B的"软链接"(soft link)或者"符号链接(symbolic link)
这意味着，文件A依赖于文件B而存在，如果删除了文件B，打开文件A就会报错："No such file or directory"。这是软链接与硬链接最大的不同：文件A指向文件B的文件名，而不是文件B的inode号码，文件B的inode"链接数"不会因此发生变化
0x8: inode的特殊作用
由于inode号码与文件名分离，这种机制导致了一些Unix/Linux系统特有的现象
1. 文件名包含特殊字符，无法正常删除。这时，直接删除inode节点，就能起到删除文件的作用 2. 移动文件或重命名文件，只是改变文件名，不影响inode号码 3. 打开一个文件以后，系统就以inode号码来识别这个文件，不再考虑文件名。因此，通常来说，系统无法从inode号码得知文件名
Relevant Link:
http://man7.org/linux/man-pages/man2/stat.2.html http://www.cnblogs.com/kkgreen/archive/2012/03/02/2377794.html http://www.ruanyifeng.com/blog/2011/12/inode.html
2. Fast Directory Travel Method
Relevant Link:
http://guojing.me/linux-kernel-architecture/posts/dentry-cache/ http://oss.org.cn/kernel-book/ch08/8.3.3.htm http://blog.csdn.net/cywosp/article/details/21126161
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