关于 Linux 中 inode 的理解

1、inode是什么？

理解inode，要从文件储存提及。

文件储存在硬盘上，硬盘的最小存储单位叫作"扇区"（Sector）。每一个扇区储存512字节（至关于0.5KB）。

操做系统读取硬盘的时候，不会一个个扇区地读取，这样效率过低，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，最多见的是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，咱们还必须找到一个地方储存文件的元信息，好比文件的建立者、文件的建立日期、文件的大小等等。这种储存文件元信息的区域就叫作inode，中文译名为"索引节点"。

每个文件都有对应的inode，里面包含了与该文件有关的一些信息。

2、inode的内容

inode包含文件的元信息，具体来讲有如下内容：

　　* 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上一次变更的时间，mtime指文件内容上一次变更的时间，atime指文件上一次打开的时间。

　　* 连接数，即有多少文件名指向这个inode

　　* 文件数据block的位置

能够用stat命令，查看某个文件的inode信息：

　　stat example.txt

总之，除了文件名之外的全部文件信息，都存在inode之中。至于为何没有文件名，下文会有详细解释。

3、inode的大小

inode也会消耗硬盘空间，因此硬盘格式化的时候，操做系统自动将硬盘分红两个区域。一个是数据区，存放文件数据；另外一个是inode区（inode table），存放inode所包含的信息。

每一个inode节点的大小，通常是128字节或256字节。inode节点的总数，在格式化时就给定，通常是每1KB或每2KB就设置一个inode。假定在一块1GB的硬盘中，每一个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%。

查看每一个硬盘分区的inode总数和已经使用的数量，可使用df命令。

　　df -i

查看每一个inode节点的大小，能够用以下命令：

　　sudo dumpe2fs -h /dev/hda | grep "Inode size"

因为每一个文件都必须有一个inode，所以有可能发生inode已经用光，可是硬盘还未存满的状况。这时，就没法在硬盘上建立新文件。

4、inode号码

每一个inode都有一个号码，操做系统用inode号码来识别不一样的文件。

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。对于系统来讲，文件名只是inode号码便于识别的别称或者绰号。

表面上，用户经过文件名，打开文件。实际上，系统内部这个过程分红三步：首先，系统找到这个文件名对应的inode号码；其次，经过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，能够看到文件名对应的inode号码：

　　ls -i example.txt

5、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。

目录文件的结构很是简单，就是一系列目录项（dirent）的列表。每一个目录项，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全部文件名：

　　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

若是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），都是针对目录文件自己（即不一样用户能以什么权限访问操做对该目录文件，例如这里不一样用户对tmp目录文件（d能够查出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余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之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做该目录文件只能以该用户所具备的对该目录文件的权限进行操做）。因为目录文件内只有文件名和inode号码，因此若是只有读权限，只能获取文件名，没法获取其余信息，由于其余信息都储存在inode节点中，而读取inode节点内的信息须要目录文件的执行权限（x）。

6、硬连接

通常状况下，文件名和inode号码是"一一对应"关系，每一个inode号码对应一个文件名。

可是，Unix/Linux系统容许，多个文件名指向同一个inode号码。

这意味着，能够用不一样的文件名访问一样的内容；对文件内容进行修改，会影响到全部文件名；可是，删除一个文件名，不影响另外一个文件名的访问。这种状况就被称为"硬连接"（hard link）。

ln命令能够建立硬连接：

　　ln 源文件 目标文件

运行上面这条命令之后，源文件与目标文件的inode号码相同，都指向同一个inode。inode信息中有一项叫作"连接数"，记录指向该inode的文件名总数，这时就会增长1。

反过来，删除一个文件名，就会使得inode节点中的"连接数"减1。当这个值减到0，代表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"连接数"。建立目录时，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"硬连接"；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"硬连接"。因此，任何一个目录的"硬连接"总数，老是等于2

7、软连接

除了硬连接之外，还有一种特殊状况。

文件A和文件B的inode号码虽然不同，可是文件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。所以，不管打开哪个文件，最终读取的都是文件B。这时，文件A就称为文件B的"软连接"（soft link）或者"符号连接（symbolic link）。

这意味着，文件A依赖于文件B而存在，若是删除了文件B，打开文件A就会报错："No such file or directory"。这是软连接与硬连接最大的不一样：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"连接数"不会所以发生变化。

ln -s命令能够建立软连接。

　　ln -s 源文文件或目录 目标文件或目录

8、inode的特殊做用

因为inode号码与文件名分离，这种机制致使了一些Unix/Linux系统特有的现象。

　　1. 有时，文件名包含特殊字符，没法正常删除。这时，直接删除inode节点，就能起到删除文件的做用。

　　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. 打开一个文件之后，系统就以inode号码来识别这个文件，再也不考虑文件名。所以，一般来讲，系统没法从inode号码得知文件名。

第3点使得软件更新变得简单，能够在不关闭软件的状况下进行更新，不须要重启。由于系统经过inode号码，识别运行中的文件，不经过文件名。更新的时候，新版文件以一样的文件名，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：

2、硬连接和软连接

其中每一个dentry都有一个惟一的inode，而每一个inode则可能有多个dentry，这种状况是由ln硬连接产生的。

硬连接：其实就是同一个文件具备多个别名，具备相同inode，而dentry不一样。

              1. 文件具备相同的inode和data block；

              2. 只能对已存在的文件进行建立；

              3. 不一样交叉文件系统进行硬连接的建立

              4. 不能对目录进行建立，只能对文件建立硬连接

              5. 删除一个硬连接并不影响其余具备相同inode号的文件；

软连接：软连接具备本身的inode，即具备本身的文件，只是这个文件中存放的内容是另外一个文件的路径名。所以软连接具备本身的inode号以及用户数据块。

              1. 软连接有本身的文件属性及权限等；

              2. 软连接能够对不存在的文件或目录建立；

              3. 软连接能够交叉文件系统；

              4. 软连接能够对文件或目录建立；

              5. 建立软连接时，连接计数i_nlink不会增长；

              6. 删除软连接不会影响被指向的文件，但若指向的原文件被删除，则成死连接，但从新建立指向 的路径便可恢复为正常的软连接，只是源文件的内容可能变了。

1、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。

若是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，因此硬盘格式化的时候，操做系统自动将硬盘分红两个区域。一个是数据区，存放文件数据；另外一个是inode区（inode table），存放inode所包含的信息。

每一个inode节点的大小，通常是128字节或256字节。inode节点的总数，在格式化时就给定，通常是每1KB或每2KB就设置一个inode。假定在一块1GB的硬盘中，每一个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%。

查看每一个硬盘分区的inode总数和已经使用的数量，可使用df命令：df -i

二、分区

（1）分区结构

    分区（partition）在被Linux的文件系统（好比ext2）格式化的时候，会分红inode table和block table两部分，且大小都是固定的。该分区的全部inode都在inode table里，全部block都在block table里。

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，一个通常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加上多个其余多个目录块组成。一个索引节点只能被一个文件（不管是目录文件，仍是普通文件）所用，不能同时被其余文件所用。一个目录块里只能存放位于目录树里处于同级的文件（不管是目录文件，仍是普通文件），因此一个根目录文件的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本身。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（若是该文件是目录文件，则该文件所拥有的块就是目录块；若是该文件是普通文件，则该文件所拥有的块就是数据块；）

Superblock 是文件系统最基本的元数据，它定义了文件系统的相似、大小、状态，和其余元数据结构的信息（元数据的元数据）。Superblock 对于文件系统来讲是很是关键的，所以对于每一个文件系统它都冗余存储了多份。Superblock对于文件系统来讲是一个很是“高等级”的元数据结构。例如，若是 /var 分区的 Superblock 损坏了，那么 /var 分区将没法挂载。在这时候，通常会执行 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。当须要手工恢复时，咱们可使用 dumpe2fs /dev/sda1 | grep -i superblock 来查看 sda1 分区的 superblock 备份有哪一份是可用的。咱们假设 dumpe2fs 输出了这样一行：Backup superblock at 163840, Group descriptors at 163841-163841 ，经过这条信息，咱们就能够尝试使用这个 superblock 备份：/sbin/fsck.ext3 -b 163840 -B 1024 /dev/sda1。请注意，这里咱们假设 block 的大小为 1024 字节。