關於 Linux 中 inode 的理解

1、inode是什麼？

理解inode，要從文件儲存提及。

文件儲存在硬盤上，硬盤的最小存儲單位叫作"扇區"（Sector）。每一個扇區儲存512字節（至關於0.5KB）。

操做系統讀取硬盤的時候，不會一個個扇區地讀取，這樣效率過低，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，最多見的是4KB，即連續八個 sector組成一個 block。

文件數據都儲存在"塊"中，那麼很顯然，咱們還必須找到一個地方儲存文件的元信息，好比文件的建立者、文件的建立日期、文件的大小等等。這種儲存文件元信息的區域就叫作inode，中文譯名爲"索引節點"。

每個文件都有對應的inode，裏面包含了與該文件有關的一些信息。

2、inode的內容

inode包含文件的元信息，具體來講有如下內容：

　　* 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上一次變更的時間，mtime指文件內容上一次變更的時間，atime指文件上一次打開的時間。

　　* 連接數，即有多少文件名指向這個inode

　　* 文件數據block的位置

能夠用stat命令，查看某個文件的inode信息：

　　stat example.txt

總之，除了文件名之外的全部文件信息，都存在inode之中。至於爲何沒有文件名，下文會有詳細解釋。

3、inode的大小

inode也會消耗硬盤空間，因此硬盤格式化的時候，操做系統自動將硬盤分紅兩個區域。一個是數據區，存放文件數據；另外一個是inode區（inode table），存放inode所包含的信息。

每一個inode節點的大小，通常是128字節或256字節。inode節點的總數，在格式化時就給定，通常是每1KB或每2KB就設置一個inode。假定在一塊1GB的硬盤中，每一個inode節點的大小爲128字節，每1KB就設置一個inode，那麼inode table的大小就會達到128MB，佔整塊硬盤的12.8%。

查看每一個硬盤分區的inode總數和已經使用的數量，可使用df命令。

　　df -i

查看每一個inode節點的大小，能夠用以下命令：

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

因爲每一個文件都必須有一個inode，所以有可能發生inode已經用光，可是硬盤還未存滿的狀況。這時，就沒法在硬盤上建立新文件。

4、inode號碼

每一個inode都有一個號碼，操做系統用inode號碼來識別不一樣的文件。

這裏值得重複一遍，Unix/linux系統內部不使用文件名，而使用inode號碼來識別文件。對於系統來講，文件名只是inode號碼便於識別的別稱或者綽號。

表面上，用戶經過文件名，打開文件。實際上，系統內部這個過程分紅三步：首先，系統找到這個文件名對應的inode號碼；其次，經過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，能夠看到文件名對應的inode號碼：

　　ls -i example.txt

5、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。

目錄文件的結構很是簡單，就是一系列目錄項（dirent）的列表。每一個目錄項，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全部文件名：

　　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

若是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），都是針對目錄文件自己（即不一樣用戶能以什麼權限訪問操做對該目錄文件，例如這裏不一樣用戶對tmp目錄文件（d能夠查出tmp是目錄文件，d表示directory，即目錄）分別爲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餘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之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做該目錄文件只能以該用戶所具備的對該目錄文件的權限進行操做）。因爲目錄文件內只有文件名和inode號碼，因此若是隻有讀權限，只能獲取文件名，沒法獲取其餘信息，由於其餘信息都儲存在inode節點中，而讀取inode節點內的信息須要目錄文件的執行權限（x）。

6、硬連接

通常狀況下，文件名和inode號碼是"一一對應"關係，每一個inode號碼對應一個文件名。

可是，Unix/Linux系統容許，多個文件名指向同一個inode號碼。

這意味着，能夠用不一樣的文件名訪問一樣的內容；對文件內容進行修改，會影響到全部文件名；可是，刪除一個文件名，不影響另外一個文件名的訪問。這種狀況就被稱爲"硬連接"（hard link）。

ln命令能夠建立硬連接：

　　ln 源文件 目標文件

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

反過來，刪除一個文件名，就會使得inode節點中的"連接數"減1。當這個值減到0，代表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"連接數"。建立目錄時，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"硬連接"；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"硬連接"。因此，任何一個目錄的"硬連接"總數，老是等於2

7、軟連接

除了硬連接之外，還有一種特殊狀況。

文件A和文件B的inode號碼雖然不同，可是文件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。所以，不管打開哪個文件，最終讀取的都是文件B。這時，文件A就稱爲文件B的"軟連接"（soft link）或者"符號連接（symbolic link）。

這意味着，文件A依賴於文件B而存在，若是刪除了文件B，打開文件A就會報錯："No such file or directory"。這是軟連接與硬連接最大的不一樣：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"連接數"不會所以發生變化。

ln -s命令能夠建立軟連接。

　　ln -s 源文文件或目錄 目標文件或目錄

8、inode的特殊做用

因爲inode號碼與文件名分離，這種機制致使了一些Unix/Linux系統特有的現象。

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

　　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. 打開一個文件之後，系統就以inode號碼來識別這個文件，再也不考慮文件名。所以，一般來講，系統沒法從inode號碼得知文件名。

第3點使得軟件更新變得簡單，能夠在不關閉軟件的狀況下進行更新，不須要重啓。由於系統經過inode號碼，識別運行中的文件，不經過文件名。更新的時候，新版文件以一樣的文件名，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：

2、硬連接和軟連接

其中每一個dentry都有一個惟一的inode，而每一個inode則可能有多個dentry，這種狀況是由ln硬連接產生的。

硬連接：其實就是同一個文件具備多個別名，具備相同inode，而dentry不一樣。

              1. 文件具備相同的inode和data block；

              2. 只能對已存在的文件進行建立；

              3. 不一樣交叉文件系統進行硬連接的建立

              4. 不能對目錄進行建立，只能對文件建立硬連接

              5. 刪除一個硬連接並不影響其餘具備相同inode號的文件；

軟連接：軟連接具備本身的inode，即具備本身的文件，只是這個文件中存放的內容是另外一個文件的路徑名。所以軟連接具備本身的inode號以及用戶數據塊。

              1. 軟連接有本身的文件屬性及權限等；

              2. 軟連接能夠對不存在的文件或目錄建立；

              3. 軟連接能夠交叉文件系統；

              4. 軟連接能夠對文件或目錄建立；

              5. 建立軟連接時，連接計數i_nlink不會增長；

              6. 刪除軟連接不會影響被指向的文件，但若指向的原文件被刪除，則成死連接，但從新建立指向 的路徑便可恢復爲正常的軟連接，只是源文件的內容可能變了。

1、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爲目錄文件和普通文件這兩類。

若是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，因此硬盤格式化的時候，操做系統自動將硬盤分紅兩個區域。一個是數據區，存放文件數據；另外一個是inode區（inode table），存放inode所包含的信息。

每一個inode節點的大小，通常是128字節或256字節。inode節點的總數，在格式化時就給定，通常是每1KB或每2KB就設置一個inode。假定在一塊1GB的硬盤中，每一個inode節點的大小爲128字節，每1KB就設置一個inode，那麼inode table的大小就會達到128MB，佔整塊硬盤的12.8%。

查看每一個硬盤分區的inode總數和已經使用的數量，可使用df命令：df -i

二、分區

（1）分區結構

    分區（partition）在被Linux的文件系統（好比ext2）格式化的時候，會分紅inode table和block table兩部分，且大小都是固定的。該分區的全部inode都在inode table裏，全部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係如圖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，一個通常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加上多個其餘多個目錄塊組成。一個索引節點只能被一個文件（不管是目錄文件，仍是普通文件）所用，不能同時被其餘文件所用。一個目錄塊裏只能存放位於目錄樹裏處於同級的文件（不管是目錄文件，仍是普通文件），因此一個根目錄文件的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本身。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（若是該文件是目錄文件，則該文件所擁有的塊就是目錄塊；若是該文件是普通文件，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相似、大小、狀態，和其餘元數據結構的信息（元數據的元數據）。Superblock 對於文件系統來講是很是關鍵的，所以對於每一個文件系統它都冗餘存儲了多份。Superblock對於文件系統來講是一個很是「高等級」的元數據結構。例如，若是 /var 分區的 Superblock 損壞了，那麼 /var 分區將沒法掛載。在這時候，通常會執行 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。當須要手工恢復時，咱們可使用 dumpe2fs /dev/sda1 | grep -i superblock 來查看 sda1 分區的 superblock 備份有哪一份是可用的。咱們假設 dumpe2fs 輸出了這樣一行：Backup superblock at 163840, Group descriptors at 163841-163841 ，經過這條信息，咱們就能夠嘗試使用這個 superblock 備份：/sbin/fsck.ext3 -b 163840 -B 1024 /dev/sda1。請注意，這裏咱們假設 block 的大小爲 1024 字節。