理解inode，要從文件儲存說起。

文件儲存在硬盤上，硬盤的最小存儲單位叫做"扇區"（Sector）。每個扇區儲存512字節（相當於0.5KB）。

操作系統讀取硬盤的時候，不會一個個扇區地讀取，這樣效率太低，而是一次性連續讀取多個扇區，即一次性讀取一個"塊"（block）。這種由多個扇區組成的"塊"，是文件存取的最小單位。"塊"的大小，最常見的是4KB，即連續八個 sector組成一個 block。

文件數據都儲存在"塊"中，那麽很顯然，我們還必須找到一個地方儲存文件的元信息，比如文件的創建者、文件的創建日期、文件的大小等等。這種儲存文件元信息的區域就叫做inode，中文譯名為"索引節點"。

每一個文件都有對應的inode，裏面包含了與該文件有關的一些信息。

二、inode的內容

inode包含文件的元信息，具體來說有以下內容：

　　* 文件的字節數

　　* 文件擁有者的User ID

　　* 文件的Group ID

　　* 文件的讀、寫、執行權限

　　* 文件的時間戳，共有三個：ctime指inode上一次變動的時間，mtime指文件內容上一次變動的時間，atime指文件上一次打開的時間。

　　* 鏈接數，即有多少文件名指向這個inode

　　* 文件數據block的位置

可以用stat命令，查看某個文件的inode信息：

　　stat example.txt

總之，除了文件名以外的所有文件信息，都存在inode之中。至於為什麽沒有文件名，下文會有詳細解釋。

三、inode的大小

inode也會消耗硬盤空間，所以硬盤格式化的時候，操作系統自動將硬盤分成兩個區域。一個是數據區，存放文件數據；另一個是inode區（inode table），存放inode所包含的信息。

每個inode節點的大小，一般是128字節或256字節。inode節點的總數，在格式化時就給定，一般是每1KB或每2KB就設置一個inode。假定在一塊1GB的硬盤中，每個inode節點的大小為128字節，每1KB就設置一個inode，那麽inode table的大小就會達到128MB，占整塊硬盤的12.8%。

查看每個硬盤分區的inode總數和已經使用的數量，可以使用df命令。

　　df -i

查看每個inode節點的大小，可以用如下命令：

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

由於每個文件都必須有一個inode，因此有可能發生inode已經用光，但是硬盤還未存滿的情況。這時，就無法在硬盤上創建新文件。

四、inode號碼

每個inode都有一個號碼，操作系統用inode號碼來識別不同的文件。

這裏值得重復一遍，Unix/linux系統內部不使用文件名，而使用inode號碼來識別文件。對於系統來說，文件名只是inode號碼便於識別的別稱或者綽號。

表面上，用戶通過文件名，打開文件。實際上，系統內部這個過程分成三步：首先，系統找到這個文件名對應的inode號碼；其次，通過inode號碼，獲取inode信息；最後，根據inode信息，找到文件數據所在的block，讀出數據。

使用ls -i命令，可以看到文件名對應的inode號碼：

　　ls -i example.txt

五、目錄文件

Unix/Linux系統中，目錄（directory）也是一種文件。打開目錄，實際上就是打開目錄文件。

目錄文件的結構非常簡單，就是一系列目錄項（dirent）的列表。每個目錄項，由兩部分組成：所包含文件的文件名，以及該文件名對應的inode號碼。

ls命令只列出目錄文件中的所有文件名：

　　ls /etc

ls -i命令列出整個目錄文件，即文件名和inode號碼：

　　ls -i /etc

如果要查看文件的詳細信息，就必須根據inode號碼，訪問inode節點，讀取信息。ls -l命令列出文件的詳細信息。

　　ls -l /etc

理解了上面這些知識，就能理解目錄的權限。目錄文件的讀權限（r）和寫權限（w），都是針對目錄文件本身（即不同用戶能以什麽權限訪問操作對該目錄文件，例如這裏不同用戶對tmp目錄文件（d可以查出tmp是目錄文件，d表示directory，即目錄）分別為rwxr-xr-x，第一組的三個字符，即rwx，表示文件擁有者用戶的對該文件的讀寫權限，第二組的三個字符，即r-x，表示文件擁有者用戶所在的用戶組裏的其他用戶對該文件的讀寫權限，第三組的三個字符，即r-x，表示文件擁有者用戶所在的用戶組以外的用戶對該文件的讀寫權限。一個某個用戶下運行的進程訪問操作該目錄文件只能以該用戶所具有的對該目錄文件的權限進行操作）。由於目錄文件內只有文件名和inode號碼，所以如果只有讀權限，只能獲取文件名，無法獲取其他信息，因為其他信息都儲存在inode節點中，而讀取inode節點內的信息需要目錄文件的執行權限（x）。

六、硬鏈接

一般情況下，文件名和inode號碼是"一一對應"關系，每個inode號碼對應一個文件名。

但是，Unix/Linux系統允許，多個文件名指向同一個inode號碼。

這意味著，可以用不同的文件名訪問同樣的內容；對文件內容進行修改，會影響到所有文件名；但是，刪除一個文件名，不影響另一個文件名的訪問。這種情況就被稱為"硬鏈接"（hard link）。

ln命令可以創建硬鏈接：

　　ln 源文件 目標文件

運行上面這條命令以後，源文件與目標文件的inode號碼相同，都指向同一個inode。inode信息中有一項叫做"鏈接數"，記錄指向該inode的文件名總數，這時就會增加1。

反過來，刪除一個文件名，就會使得inode節點中的"鏈接數"減1。當這個值減到0，表明沒有文件名指向這個inode，系統就會回收這個inode號碼，以及其所對應block區域。

這裏順便說一下目錄文件的"鏈接數"。創建目錄時，默認會生成兩個目錄項："."和".."。前者的inode號碼就是當前目錄的inode號碼，等同於當前目錄的"硬鏈接"；後者的inode號碼就是當前目錄的父目錄的inode號碼，等同於父目錄的"硬鏈接"。所以，任何一個目錄的"硬鏈接"總數，總是等於2

七、軟鏈接

除了硬鏈接以外，還有一種特殊情況。

文件A和文件B的inode號碼雖然不一樣，但是文件A的內容是文件B的路徑。讀取文件A時，系統會自動將訪問者導向文件B。因此，無論打開哪一個文件，最終讀取的都是文件B。這時，文件A就稱為文件B的"軟鏈接"（soft link）或者"符號鏈接（symbolic link）。

這意味著，文件A依賴於文件B而存在，如果刪除了文件B，打開文件A就會報錯："No such file or directory"。這是軟鏈接與硬鏈接最大的不同：文件A指向文件B的文件名，而不是文件B的inode號碼，文件B的inode"鏈接數"不會因此發生變化。

ln -s命令可以創建軟鏈接。

　　ln -s 源文文件或目錄 目標文件或目錄

八、inode的特殊作用

由於inode號碼與文件名分離，這種機制導致了一些Unix/Linux系統特有的現象。

　　1. 有時，文件名包含特殊字符，無法正常刪除。這時，直接刪除inode節點，就能起到刪除文件的作用。

　　2. 移動文件或重命名文件，只是改變文件名，不影響inode號碼。

　　3. 打開一個文件以後，系統就以inode號碼來識別這個文件，不再考慮文件名。因此，通常來說，系統無法從inode號碼得知文件名。

第3點使得軟件更新變得簡單，可以在不關閉軟件的情況下進行更新，不需要重啟。因為系統通過inode號碼，識別運行中的文件，不通過文件名。更新的時候，新版文件以同樣的文件名，生成一個新的inode，不會影響到運行中的文件。等到下一次運行這個軟件的時候，文件名就自動指向新版文件，舊版文件的inode則被回收。

附加：

二、硬鏈接和軟鏈接

其中每個dentry都有一個唯一的inode，而每個inode則可能有多個dentry，這種情況是由ln硬鏈接產生的。

硬鏈接：其實就是同一個文件具有多個別名，具有相同inode，而dentry不同。

1. 文件具有相同的inode和data block；

2. 只能對已存在的文件進行創建；

3. 不同交叉文件系統進行硬鏈接的創建

4. 不能對目錄進行創建，只能對文件創建硬鏈接

5. 刪除一個硬鏈接並不影響其他具有相同inode號的文件；

軟鏈接：軟鏈接具有自己的inode，即具有自己的文件，只是這個文件中存放的內容是另一個文件的路徑名。因此軟鏈接具有自己的inode號以及用戶數據塊。

1. 軟鏈接有自己的文件屬性及權限等；

2. 軟鏈接可以對不存在的文件或目錄創建；

3. 軟鏈接可以交叉文件系統；

4. 軟鏈接可以對文件或目錄創建；

5. 創建軟鏈接時，鏈接計數i_nlink不會增加；

6. 刪除軟鏈接不會影響被指向的文件，但若指向的原文件被刪除，則成死鏈接，但重新創建指向 的路徑即可恢復為正常的軟鏈接，只是源文件的內容可能變了。

一、文件分配方式是索引分配時的文件系統結構（粗略的說，是分區結構）：

一個文件系統裏的文件分為目錄文件和普通文件這兩類。

如果文件分配方式是索引分配的話，則有索引節點這個概念的出現。

inode也會消耗硬盤空間，所以硬盤格式化的時候，操作系統自動將硬盤分成兩個區域。一個是數據區，存放文件數據；另一個是inode區（inode table），存放inode所包含的信息。

每個inode節點的大小，一般是128字節或256字節。inode節點的總數，在格式化時就給定，一般是每1KB或每2KB就設置一個inode。假定在一塊1GB的硬盤中，每個inode節點的大小為128字節，每1KB就設置一個inode，那麽inode table的大小就會達到128MB，占整塊硬盤的12.8%。

查看每個硬盤分區的inode總數和已經使用的數量，可以使用df命令：df -i

2、分區

（1）分區結構

分區（partition）在被Linux的文件系統（比如ext2）格式化的時候，會分成inode table和block table兩部分，且大小都是固定的。該分區的所有inode都在inode table裏，所有block都在block table裏。

文件、目錄、目錄項、索引節點、超級塊

如上的幾個概念在磁盤中的位置關系如圖4所示。

圖4. 磁盤與文件系統

目錄塊裏存放的是一個個的FCB（文件控制塊，一個一般128字節）【FCB就是目錄文件存放的業務數據】，而數據塊裏存放的是普通文件的業務數據。普通文件由目錄塊裏的一個FCB加上多個數據塊組成，而目錄文件由目錄塊裏的一個FCB加上多個其他多個目錄塊組成。一個索引節點只能被一個文件（無論是目錄文件，還是普通文件）所用，不能同時被其他文件所用。一個目錄塊裏只能存放位於目錄樹裏處於同級的文件（無論是目錄文件，還是普通文件），所以一個根目錄文件的FCB所在的目錄塊只能存放根目錄文件的FCB，與根目錄文件同級的只有根目錄文件自己。一個文件的FCB指向他的索引節點，他的索引節點指向該文件所擁有的塊（如果該文件是目錄文件，則該文件所擁有的塊就是目錄塊；如果該文件是普通文件，則該文件所擁有的塊就是數據塊；）

Superblock 是文件系統最基本的元數據，它定義了文件系統的類似、大小、狀態，和其他元數據結構的信息（元數據的元數據）。Superblock 對於文件系統來說是非常關鍵的，因此對於每個文件系統它都冗余存儲了多份。Superblock對於文件系統來說是一個非常“高等級”的元數據結構。例如，如果 /var 分區的 Superblock 損壞了，那麽 /var 分區將無法掛載。在這時候，一般會執行 fsck 來自動選擇一份 Superblock 備份來替換損壞的 Superblock，並嘗試修復文件系統。主 Superblock 存儲在分區的 block 0 或者 block 1 中，而 Superblock 的備份則分散存儲在文件系統的多組 block 中。當需要手工恢復時，我們可以使用 dumpe2fs /dev/sda1 | grep -i superblock 來查看 sda1 分區的 superblock 備份有哪一份是可用的。我們假設 dumpe2fs 輸出了這樣一行：Backup superblock at 163840, Group descriptors at 163841-163841 ，通過這條信息，我們就可以嘗試使用這個 superblock 備份：/sbin/fsck.ext3 -b 163840 -B 1024 /dev/sda1。請註意，這裏我們假設 block 的大小為 1024 字節。

關於 Linux 中 inode 的理解