Unix/Linux系统中的inode总结
iNode结构
文件系统创建（格式化）时，就把存储区域分为两大连续的存储区域。一个用来保存文件系统对象的元信息数据，这是由inode组成的表，每个inode默认是256字节或者128字节。另一个用来保存“文件系统对象”的内容数据，划分为512字节的扇区，以及由8个扇区组成的4K字节的块。块是读写时的基本单位。一个文件系统的inode的总数是固定的。这限制了该文件系统所能存储的文件系统对象的总数目。典型的实现下，所有inode占用了文件系统1%左右的存储容量。
iNode的元信息大概包括上述几项。
文件系统中每个“文件系统对象”对应一个“inode”数据，并用一个整数值来辨识。这个整数常被称为inode号码（“i-number”或“inode number”）。由于文件系统的inode表的存储位置、总条目数量都是固定的，因此可以用inode号码去索引查找inode表。
Inode存储了文件系统对象的一些元信息，如所有者、访问权限（读、写、执行）、类型（是文件还是目录）、内容修改时间、inode修改时间、上次访问时间、对应的文件系统存储块的地址，等等。知道了1个文件的inode号码，就可以在inode元数据中查出文件内容数据的存储地址。
在 Linux 中文件的 inode 中是不记录文件名的，文件名是记录在目录的 block 中。因此在新增/删除/重命名文件的时候，与目录的w权限有关。另一个直观的感受就是，你可以对正在使用的文件改名，换目录，甚至放到废纸篓，都不会影响当前文件的使用，这在 Windows 里是无法想象的。比如你打开个 Word 文件，然后对其进行重命名操作，Windows 会告诉你先给我关闭文件！
这里我用一个命令查看一个目录的inode具体信息
NAME
stat - display file or file system status
SYNOPSIS
stat [OPTION]... FILE...
# stat /data
File: `/data'
Size: 4096 Blocks: 8 IO Block: 4096 directory
Device: 805h/2053d Inode: 2 Links: 3
Access: (0755/drwxr-xr-x) Uid: ( 0/ root) Gid: ( 0/ root)
Access: 2017-01-19 05:10:33.652318432 +0800
Modify: 2017-01-19 05:10:32.487325693 +0800
Change: 2017-01-19 05:10:32.487325693 +0800
# stat /data/a
File: `/data/a'
Size: 0 Blocks: 0 IO Block: 4096 regular empty file
Device: 805h/2053d Inode: 13 Links: 1
Access: (0644/-rw-r--r--) Uid: ( 0/ root) Gid: ( 0/ root)
Access: 2017-01-19 03:29:26.353328360 +0800
Modify: 2017-01-19 03:29:26.353328360 +0800
Change: 2017-01-19 03:29:26.353328360 +0800除了上述的命令，还可以使用ls -li来列出一个目录的属性：
$ls -li /home/wuchong
141494 drwxr-xr-x 18 wuchong wuchong 4096 12月 2 2013 hadoop-1.1.1
1715845 drwxrwxr-x 2 wuchong wuchong 4096 7月 12 09:07 input
1718481 -rw-rw-r-- 1 wuchong wuchong 0 7月 12 16:11 test.txt
1718478 -rw-r--r-- 1 root root 1780292 6月 16 19:04 etc.jar.bz2
……
文件名与目录名是“文件系统对象”便于使用的别名。一个文件系统对象可以有多个别名，但只能有一个inode，并用这个inode来索引文件系统对象的存储位置。
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inode不包含文件名或目录名的字符串，只包含文件或目录的“元信息”。
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Unix的文件系统的目录也是一种文件。打开目录，实际上就是读取“目录文件”。目录文件的结构（在block中存放的）是一系列目录项（dirent）的列表。每个目录项，由两部分组成：所包含文件或目录的名字，以及该文件或目录名对应的inode号码。
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文件系统中的一个文件是指存放在其所属目录的“目录文件”中的一个目录项，其所对应的inode的类别为“文件”；文件系统中的一个目录是指存放在其“父目录文件”中的一个目录项，其所对应的inode的类别为“目录”。可见，多个“文件”可以对应同一个inode;多个“目录”可以对应同一个inode。
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文件系统中如果两个文件或者两个目录具有相同的inode号码，那么就称它们是“硬链接”关系。实际上都是这个inode的别名。换句话说，一个inode对应的所有文件（或目录）中的每一个，都对应着文件系统某个“目录文件”中唯一的一个目录项。
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创建一个目录时，实际做了3件事：在其“父目录文件”中增加一个条目（从父目录可以找到该目录及inode号）；分配一个inode（用于找到目录文件存放位置）；再分配一个存储块，用来保存当前被创建目录包含的文件与子目录。被创建的“目录文件”中自动生成两个子目录的条目，名称分别是：“.”和“..”。前者与该目录具有相同的inode号码，因此是该目录的一个“硬链接”。后者的inode号码就是该目录的父目录的inode号码。所以，任何一个目录的"硬链接"总数，总是等于它的子目录总数（含隐藏目录）加2。即每个“子目录文件”中的“..”条目，加上它自身的“目录文件”中的“.”条目，再加上“父目录文件”中的对应该目录的条目。
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通过文件名打开文件，实际上是分成三步实现：首先，操作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。
当我们读取一个文件时，实际上是在目录中找到了这个文件的 inode 编号，然后根据 inode 中的 block 指针，把各个 block 数据块组合起来，放入内存供进一步的处理。当我们写入一个文件时，是分配一个空白inode给该文件，将其inode编号记入该文件所属的目录，然后选取空白的数据块，让inode的指针指像这些数据块，并放入内存中的数据。
还有一个问题： 为什么删除比复制快？
删除的过程是我开始的时候以为是删除inode。其实应该是释放占据的inode的信息。而复制。是生成新的inode。block也发生变化。
为什么说删除是释放了inode值呢。因为，在系统创建文件系统的时候，inode表和block就已经存在了。就好比：你去洗澡。你有个柜子的钥匙，你有几号柜子的钥匙（inode值）。你就可以使用那个柜子（block）。当你洗完了，你交出钥匙（释放inode值）。管理人员不关心：你曾使用过的柜子（block）。但是，还会有另一位顾客使用你曾使用过度这个柜子钥匙（占用你释放的inode值）。占用你曾使用过的柜子（block）。
之所以说是释放不说删除：因为那个inode本身就存在，不是我们创建的。我们只是使用带有inode数值对应位置的磁盘空间（block块）。所以用释放更加准确。
这样会产生一个问题:文件系统可能会用尽inode。这导致文件系统还有空闲的存储空间，但已经没有空闲的inode可供使用了。例如，一个电子邮件服务器可能会被大量的小文件用尽所有inode，但是却没有填满文件存储空间。这是可以释放inode（rm ) 也可以利用其余目录 的剩余空间。
硬链接与软链接
当文件出现在一个目录文件中时，我们就把文件接入到文件系统中（在目录中写入该文件的文件名和 inode 号），我们称建立一个到文件的硬链接（hard link）。一个文件允许出现在多个目录中，这样，它就有多个硬链接。当硬链接的数目（link count）降为0时，文件会被 Linux 删除。所以很多时候，unlink 与 remove 在 Linux 操作系统中是一个意思。引入硬链接的目的是为了“安全”，如果你将任何一个“文件名”删除，其实 inode 与 block 都还是存在的。此时可以通过另一个“文件名”来读取到正确的文件数据。此外，不论你使用哪个“文件名”来编辑，最终的结果都会写入到相同的 inode 与 block 中，因此均能进行数据的修改。
至于软链接（soft link），其实就是 Windows 上的快捷方式。基本上，软链接就是在创建一个新的独立的文件，而这个文件会让数据的读取指向它连接的那个文件的文件名。由于只是利用文件来作为指向的操作，所以，当源文件被删除后，软链接的文件会打不开。由于软链接（soft link）的广泛使用不会影响 link count，而且可以跨越文件系统，现在较少手动建立硬连接。
创建硬链接与软链接使用 ln 命令即可。
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可以看到硬链接文件的 inode 是同一个，并且连接数变成了 2。而软链接是一个新的文件，拥有自己的 inode 号。
参考：