[转]理解Linux文件系统之inode
理解inode
inode是一个重要概念，是理解Unix/Linux文件系统和硬盘储存的基础。
我觉得，理解inode，不仅有助于提高系统操作水平，还有助于体会Unix设计哲学，即如何把底层的复杂性抽象成一个简单概念，从而大大简化用户接口。
下面就是我的inode学习笔记，尽量保持简单。
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理解inode
作者：阮一峰
一、inode是什么？
理解inode，要从文件储存说起。
文件储存在硬盘上，硬盘的最小存储单位叫做"扇区"（Sector）。每个扇区储存512字节（相当于0.5KB）。
操作系统读取硬盘的时候，不会一个个扇区地读取，这样效率太低，而是一次性连续读取多个扇区，即一次性读取一个"块"（block）。这种由多个扇区组成的"块"，是文件存取的最小单位。"块"的大小，最常见的是4KB，即连续八个 sector组成一个 block。
文件数据都储存在"块"中，那么很显然，我们还必须找到一个地方储存文件的元信息，比如文件的创建者、文件的创建日期、文件的大小等等。这种储存文件元信息的区域就叫做inode，中文译名为"索引节点"。
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。
二、inode的内容
inode包含文件的元信息，具体来说有以下内容：
* 文件的字节数
* 文件拥有者的User ID
* 文件的Group ID
* 文件的读、写、执行权限
* 文件的时间戳，共有三个：ctime指inode上一次变动的时间，mtime指文件内容上一次变动的时间，atime指文件上一次打开的时间。
* 链接数，即有多少文件名指向这个inode
* 文件数据block的位置
可以用stat命令，查看某个文件的inode信息：
stat example.txt
总之，除了文件名以外的所有文件信息，都存在inode之中。至于为什么没有文件名，下文会有详细解释。
三、inode的大小
inode也会消耗硬盘空间，所以硬盘格式化的时候，操作系统自动将硬盘分成两个区域。一个是数据区，存放文件数据；另一个是inode区（inode table），存放inode所包含的信息。
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
查看每个inode节点的大小，可以用如下命令：
sudo dumpe2fs -h /dev/hda | grep "Inode size"
由于每个文件都必须有一个inode，因此有可能发生inode已经用光，但是硬盘还未存满的情况。这时，就无法在硬盘上创建新文件。
四、inode号码
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。
这里值得重复一遍，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。
表面上，用户通过文件名，打开文件。实际上，系统内部这个过程分成三步：首先，系统找到这个文件名对应的inode号码；其次，通过inode号码，获取inode信息；最后，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 example.txt
五、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。每个目录项，由两部分组成：所包含文件的文件名，以及该文件名对应的inode号码。
ls命令只列出目录文件中的所有文件名：
ls /etc
ls -i命令列出整个目录文件，即文件名和inode号码：
ls -i /etc
如果要查看文件的详细信息，就必须根据inode号码，访问inode节点，读取信息。ls -l命令列出文件的详细信息。
ls -l /etc
理解了上面这些知识，就能理解目录的权限。目录文件的读权限（r）和写权限（w），都是针对目录文件本身（即不同用户能以什么权限访问操作对该目录文件，例如这里不同用户对tmp目录文件（d可以查出tmp是目录文件，d表示directory，即目录）分别为rwxr-xr-x，第一组的三个字符，即rwx，表示文件拥有者用户的对该文件的读写权限，第二组的三个字符，即r-x，表示文件拥有者用户所在的用户组里的其他用户对该文件的读写权限，第三组的三个字符，即r-x，表示文件拥有者用户所在的用户组以外的用户对该文件的读写权限。一个某个用户下运行的进程访问操作该目录文件只能以该用户所具有的对该目录文件的权限进行操作）。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）。
六、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。
这意味着，可以用不同的文件名访问同样的内容；对文件内容进行修改，会影响到所有文件名；但是，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）。
ln命令可以创建硬链接：
ln 源文件 目标文件
运行上面这条命令以后，源文件与目标文件的inode号码相同，都指向同一个inode。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。
这里顺便说一下目录文件的"链接数"。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（某一目录的目录名和该目录的当前目录名）加上它的子目录总数（含隐藏目录）。（因为inode信息中有一项叫做"链接数"，记录指向该inode的文件名总数）
七、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。
ln -s命令可以创建软链接。
ln -s 源文文件或目录 目标文件或目录
八、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. 有时，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。
第3点使得软件更新变得简单，可以在不关闭软件的情况下进行更新，不需要重启。因为系统通过inode号码，识别运行中的文件，不通过文件名。更新的时候，新版文件以同样的文件名，生成一个新的inode，不会影响到运行中的文件。等到下一次运行这个软件的时候，文件名就自动指向新版文件，旧版文件的inode则被回收。
附加：
二、硬链接和软链接
其中每个dentry都有一个唯一的inode，而每个inode则可能有多个dentry，这种情况是由ln硬链接产生的。
硬链接：其实就是同一个文件具有多个别名，具有相同inode，而dentry不同。
1. 文件具有相同的inode和data block；
2. 只能对已存在的文件进行创建；
3. 不同交叉文件系统进行硬链接的创建
4. 不能对目录进行创建，只能对文件创建硬链接
5. 删除一个硬链接并不影响其他具有相同inode号的文件；
软链接：软链接具有自己的inode，即具有自己的文件，只是这个文件中存放的内容是另一个文件的路径名。因此软链接具有自己的inode号以及用户数据块。
1. 软链接有自己的文件属性及权限等；
2. 软链接可以对不存在的文件或目录创建；
3. 软链接可以交叉文件系统；
4. 软链接可以对文件或目录创建；
5. 创建软链接时，链接计数i_nlink不会增加；
6. 删除软链接不会影响被指向的文件，但若指向的原文件被删除，则成死链接，但重新创建指向 的路径即可恢复为正常的软链接，只是源文件的内容可能变了。
http://blog.chinaunix.net/uid-14518381-id-3957854.html
一、文件分配方式是索引分配时的文件系统结构（粗略的说，是分区结构）：
一个文件系统里的文件分为目录文件和普通文件这两类。
如果文件分配方式是索引分配的话，则有索引节点这个概念的出现。
inode也会消耗硬盘空间，所以硬盘格式化的时候，操作系统自动将硬盘分成两个区域。一个是数据区，存放文件数据；另一个是inode区（inode table），存放inode所包含的信息。
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
2、分区
（1）分区结构
分区（partition）在被Linux的文件系统（比如ext2）格式化的时候，会分成inode table和block table两部分，且大小都是固定的。该分区的所有inode都在inode table里，所有block都在block table里。
http://blog.csdn.NET/poechant/article/details/7214926
文件、目录、目录项、索引节点、超级块
如上的几个概念在磁盘中的位置关系如图4所示。
图4. 磁盘与文件系统
目录块里存放的是一个个的FCB（文件控制块，一个一般128字节）【FCB就是目录文件存放的业务数据】，而数据块里存放的是普通文件的业务数据。普通文件由目录块里的一个FCB加上多个数据块组成，而目录文件由目录块里的一个FCB加上多个其他多个目录块组成。一个索引节点只能被一个文件（无论是目录文件，还是普通文件）所用，不能同时被其他文件所用。一个目录块里只能存放位于目录树里处于同级的文件（无论是目录文件，还是普通文件），所以一个根目录文件的FCB所在的目录块只能存放根目录文件的FCB，与根目录文件同级的只有根目录文件自己。一个文件的FCB指向他的索引节点，他的索引节点指向该文件所拥有的块（如果该文件是目录文件，则该文件所拥有的块就是目录块；如果该文件是普通文件，则该文件所拥有的块就是数据块；）
http://www.ibm.com/developerworks/cn/linux/l-cn-vfs/
![~X]L$2J}4}KSS`5OE)MG~`F](http://blog.chinaunix.net/attachment/201310/22/14518381_138245022444Np.jpg "~X]L$2J}4}KSS`5OE)MG~`F")
http://blog.chinaunix.net/uid-14518381-id-3957854.html
Superblock 是文件系统最基本的元数据，它定义了文件系统的类似、大小、状态，和其他元数据结构的信息（元数据的元数据）。Superblock 对于文件系统来说是非常关键的，因此对于每个文件系统它都冗余存储了多份。Superblock对于文件系统来说是一个非常“高等级”的元数据结构。例如，如果 /var 分区的 Superblock 损坏了，那么 /var 分区将无法挂载。在这时候，一般会执行 fsck 来自动选择一份 Superblock 备份来替换损坏的 Superblock，并尝试修复文件系统。主 Superblock 存储在分区的 block 0 或者 block 1 中，而 Superblock 的备份则分散存储在文件系统的多组 block 中。当需要手工恢复时，我们可以使用 dumpe2fs /dev/sda1 | grep -i superblock 来查看 sda1 分区的 superblock 备份有哪一份是可用的。我们假设 dumpe2fs 输出了这样一行：Backup superblock at 163840, Group descriptors at 163841-163841 ，通过这条信息，我们就可以尝试使用这个 superblock 备份：/sbin/fsck.ext3 -b 163840 -B 1024 /dev/sda1。请注意，这里我们假设 block 的大小为 1024 字节。
http://www.elmerzhang.com/2012/12/suerblock-inode-dentry-file-of-filesystem/
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一天一点学习Linux之Inode详解
在Linux文件系统中，很多人对Inode都不太明白，今天我就和大家一起来分享一下我对Inode的认识，如果有理解错误的地方，请大家多多批评指点。
在上一篇一天一点学习Linux之认识文件系统中，在最后给出了一张EXT3文件系统结构图，里面已经涉及到了Inode的相关信息——图的左下角部分，今天，我们就专门对这一部分进行一下详解，希望通过今天的内容，能帮助大家更清楚的了解Inode。
先看看Inode的结构图
再来了解一下文件系统如何存取文件的
1、根据文件名，通过Directory里的对应关系，找到文件对应的Inode number
2、再根据Inode number读取到文件的Inode table
3、再根据Inode table中的Pointer读取到相应的Blocks
这里有一个重要的内容，就是Directory，他不是我们通常说的目录，而是一个列表，记录了一个文件/目录名称对应的Inode number。如下图
Directory:
A directory is a mapping between the human name for the file and the computer's inode number.
所以说，这个Directory不是文件，我们可以看作是文件系统中的一个属性，只是用来关键文件名与Inode number。这个一定要理解好，否则后面关于硬链接的内容，就不容易理解了。
我在一天一点学习Linux之文件与目录权限的基本概念中讲到
第二栏表示的是有多少文件连接到inode
如果是一个文件，此时这一字段表示这个文件所具有的硬链接数，
如果是一个目录，则此字段表示该目录所含子目录的个数。
现在是不是容易理解了？如果你还不是很明白，那么下面我们就再通过实例让大家明白。
我们以RHEL6系统为例
在根目录下创建一个test目录，我们进入此目录，进行操作。
[root@yufei test]# pwd
/test
[root@yufei test]# touch testfile
[root@yufei test]# mkdir testdir
创建实验文件和目录
[root@yufei test]# ls -li
total 4
977 drwxr-xr-x. 2 root root 4096 Apr 5 16:48 testdir
976 -rw-r--r--. 1 root root 0 Apr 5 16:47 testfile
查看到文件与目录的Inode和inode count分别为
977 <-----> 2 <-----> testdir
976 <-----> 1 <-----> testfile
现在目录的链接数为2，文件的链接数为1。为什么会这样呢？其实很好理解。对于目录而言，每个目录里面肯定会有两个特殊目录，那就是.和..这两个目录，我们前面的课程中也讲到，.表示当前的目录，而..则是表示上层目录。我们也知道，在Linux系统中，是从根来开始查找的，要想找到某个目录，必需要先找到他的上层目录，所以说，空目录（严格的来说，不能叫空目录）是有两个链接到相应的Inode number的。作为文件很明显，他只有一个链接到相应的Inode number。也不用多说，
下面我们就来看看这个链接数是如何改变的。
继续上面的操作
[root@yufei test]# ln testfile testfile.hard
[root@yufei test]# ln -s testfile testfile.soft
对testfile建立一个硬链接和一个软链接
[root@yufei test]# ls -il
total 4
977 drwxr-xr-x. 2 root root 4096 Apr 5 16:48 testdir
976 -rw-r--r--. 2 root root 0 Apr 5 16:47 testfile
976 -rw-r--r--. 2 root root 0 Apr 5 16:47 testfile.hard
978 lrwxrwxrwx. 1 root root 8 Apr 5 17:03 testfile.soft -> testfile
再查看文件和目录的属性，我们就发现：创建一个硬链接后，testfile的inode count增加了一个。而且testfile和testfile.hard这两个的Inode number是一样的。这个硬链接就是重新创建了一个文件名对应到原文件的Inode。实质就是在Directory中增加了一个新的对应关系。通过这个例子，你是不是更清楚了，这个Inode count的含义了。他就是指，一个Inode对应了多少个文件名。
下面我们再来看看硬链接的其他特点
[root@yufei ~]# watch -n 1 "df -i;df"
Every 1.0s: df -i;df Tue Apr 5 21:52:53 2011
Filesystem Inodes IUsed IFree IUse% Mounted on
/dev/sda1 960992 105415 855577 11% /
tmpfs 63946 1 63945 1% /dev/shm
Filesystem 1K-blocks Used Available Use% Mounted on
/dev/sda1 15118728 2747612 11603116 20% /
tmpfs 255784 0 255784 0% /dev/shm
用上面的命令可以实时查看系统中所剩的block和inode的变化数量。
建议大家不要用deumpe2fs和tune2fs这两个命令，如果使用他们来查看的话，将会很郁闷——你会发现，你无论怎么创建文件或对文件写入内容，Inode和block的值都不会变，除非你每操作一次，重新启动一次系统，而用了上面的命令，就是第秒钟监视他们的变化情况。关于df的命令使用，大家可以自行查看帮助进行学习。当然还有du这个命令，他们都和文件系统有关。
我们再来创建一个硬链接
[root@yufei test]# ls -li
total 4
977 drwxr-xr-x. 2 root root 4096 Apr 5 16:48 testdir
976 -rw-r--r--. 2 root root 0 Apr 5 16:47 testfile
976 -rw-r--r--. 2 root root 0 Apr 5 16:47 testfile.hard
978 lrwxrwxrwx. 1 root root 8 Apr 5 17:03 testfile.soft -> testfile
[root@yufei test]# ln testfile testfile.hard1
[root@yufei test]# ls -li
total 4
977 drwxr-xr-x. 2 root root 4096 Apr 5 16:48 testdir
976 -rw-r--r--. 3 root root 0 Apr 5 16:47 testfile
976 -rw-r--r--. 3 root root 0 Apr 5 16:47 testfile.hard
976 -rw-r--r--. 3 root root 0 Apr 5 16:47 testfile.hard1
978 lrwxrwxrwx. 1 root root 8 Apr 5 17:03 testfile.soft -> testfile
可以再观察一下Inode count和Inode number的对应关系。
下面再看看inodes和blocks的变化
[root@yufei ~]# watch -n 1 "df -i;df"
Every 1.0s: df -i;df Tue Apr 5 21:53:38 2011
Filesystem Inodes IUsed IFree IUse% Mounted on
/dev/sda1 960992 105415 855577 11% /
tmpfs 63946 1 63945 1% /dev/shm
Filesystem 1K-blocks Used Available Use% Mounted on
/dev/sda1 15118728 2747612 11603116 20% /
tmpfs 255784 0 255784 0% /dev/shm
我们发现，inodes和blocks是没有减少的，所以说，硬链接是不会占用磁盘的空间的。
如果说删除硬链接的话，就会改变Inode count的数量。硬链接还有其他的两个特性：不能跨Filesystem也不能link目录。
下面再来看看这个软链接
[root@yufei test]# ls -il testfile.soft testfile
976 -rw-r--r--. 3 root root 0 Apr 5 21:50 testfile
978 lrwxrwxrwx. 1 root root 8 Apr 5 21:52 testfile.soft -> testfile
他的Inode number和原文件不一样。而且大小也发生了变化。可见，这个软链接是重新建立了一个文件，而文件是指向到原文件，而不是指向原Inode。当然他会占用掉 inode 与 block。当我们删除了源文件后，链接文件不能独立存在，虽然仍保留文件名，但我们却不能查看软链接文件的内容了。但软链接是可以跨文件系统，而且是可以链接目录。他就相当于windows系统下的快捷方式一样。通过这个特性，我们可以通过软链接解决某个分区inode conut不足的问题(软链接到另一个inode count足够多的分区)。
接下来，我们再来分析一下复制文件、移动文件和删除文件对inode的影响
[root@yufei ~]# watch -n 1 "df -i;df"
Every 1.0s: df -i;df Tue Apr 5 21:57:38 2011
Filesystem Inodes IUsed IFree IUse% Mounted on
/dev/sda1 960992 105415 855577 11% /
tmpfs 63946 1 63945 1% /dev/shm
Filesystem 1K-blocks Used Available Use% Mounted on
/dev/sda1 15118728 2747612 11603116 20% /
tmpfs 255784 0 255784 0% /dev/shm
[root@yufei test]# ls -li
total 4
977 drwxr-xr-x. 2 root root 4096 Apr 5 16:48 testdir
976 -rw-r--r--. 3 root root 0 Apr 5 18:54 testfile
976 -rw-r--r--. 3 root root 0 Apr 5 18:54 testfile.hard
976 -rw-r--r--. 3 root root 0 Apr 5 18:54 testfile.hard1
978 lrwxrwxrwx. 1 root root 8 Apr 5 17:03 testfile.soft -> testfile
我们先记录以上的信息
先看复制文件的情况
[root@yufei test]# cp testfile testfile.cp
[root@yufei test]# ls -li
976 -rw-r--r--. 3 root root 0 Apr 5 21:50 testfile
979 -rw-r--r--. 1 root root 0 Apr 5 21:58 testfile.cp
我们只对比这两个文件，发现Inode number不一样，我们再来看看inodes和blocks的剩余情况
Every 1.0s: df -i;df Tue Apr 5 22:02:49 2011
Filesystem Inodes IUsed IFree IUse% Mounted on
/dev/sda1 960992 105416 855576 11% /
tmpfs 63946 1 63945 1% /dev/shm
Filesystem 1K-blocks Used Available Use% Mounted on
/dev/sda1 15118728 2747620 11603108 20% /
tmpfs 255784 0 255784 0% /dev/shm
发现inodes减少了一个，而blocks也少了，这就说明，复制文件是创建文件，并占Inode和Block的。
文件创建过程是：先查找一个空的Inode，写入新的Inode table，创建Directory，对应文件名，向block中写入文件内容
关于移动文件和删除文件的实验，大家可以自己动手来实践吧。我直接给出相应的说明。
移动文件，他分两种情况：
在同一个文件系统中移动文件时
创建一个新的文件名和Inode的对应关系（也就是在Directory中写入信息），然后在Directory中删除旧的信息，更新CTIME，其他的信息如Inode等等均无任何影响
在不同文件系统移动文件时
先查找一个空的Inode，写入新的Inode table，创建Directory中的对应关系，向block中写入文件内容，同时还会更改CTIME。
删除文件
他实质上就是减少link count，当link count为0时，就表示这个Inode可以使用，并把Block标记为可以写,但并没有清除Block里面数据，除非是有新的数据需要用到这个block。
最后我们来做个总结：
1、一个Inode对应一个文件，而一个文件根据其大小，会占用多块blocks。
2、更为准确的来说，一个文件只对应一个Inode。因为硬链接其实不是创建新文件，只是在Directory中写入了新的对应关系而已。
3、当我们删除文件的时候，只是把Inode标记为可用，文件在block中的内容是没有被清除的，只有在有新的文件需要占用block的时候，才会被覆盖。
本文关键词：一天一点,学习Linux,Inode,ln,Inode详解,软链接,硬链接
