一、inode是哪些？

参考文档：

做Android底层驱动或则嵌入式Linux的程序猿常常会遇见一个叫inode的结构体，该结构体特别的重要，而且也比较难懂，所以写一篇理解该inode结构的博客是特别的有必要，屁话不多说，先看inode结构体的定义！

structinode

索引节点对象由inode结构体表示，定义文件在linux/fs.h中。

structinode{

structhlist_nodei_hash;哈希表

structlist_headi_list;索引节点数组

structlist_headi_dentry;目录戒指表

unsignedlongi_ino;节点号

atomic_ti_count;引用记数

umode_ti_mode;访问权限控制

unsignedinti_nlink;硬链接数

uid_ti_uid;使用者id

gid_ti_gid;使用者id组

kdev_ti_rdev;实设备标示符

loff_ti_size;以字节为单位的文件大小

structtimespeci_atime;最后访问时间

structtimespeci_mtime;最后更改(modify)时间

structtimespeci_ctime;最后改变(change)时间

unsignedinti_blkbits;以位为单位的块大小

unsignedlongi_blksize;以字节为单位的块大小

unsignedlongi_version;版本号

unsignedlongi_blocks;文件的块数

unsignedshorti_bytes;使用的字节数

spinlock_ti_lock;载流子锁

structrw_semaphorei_alloc_sem;索引节点讯号量

structinode_operations*i_op;索引节点操作表

structfile_operations*i_fop;默认的索引节点操作

structsuper_block*i_sb;相关的超级块

structfile_lock*i_flock;文件锁链表

structaddress_space*i_mapping;相关的地址映射

structaddress_spacei_data;设备地址映射

structdquot*i_dquot[MAXQUOTAS];节点的c盘限额

structlist_headi_devices;块设备数组

structpipe_inode_info*i_pipe;管线信息

structblock_device*i_bdev;块设备驱动

unsignedlongi_dnotify_mask;目录通知网段

structdnotify_struct*i_dnotify;目录通知

unsignedlongi_state;状态标志

unsignedlongdirtied_when;首次更改时间

unsignedinti_flags;文件标志

unsignedchari_sock;套接字

atomic_ti_writecount;写者记数

void*i_security;安全模块

__u32i_generation;索引节点版本号

union{

void*generic_ip;文件特殊信息

}u;

};

理解inode，要从文件存储说起。

文件储存在硬碟上，硬碟的最小储存单位称作"磁道"（Sector）。每位磁道存储512字节（相当于0.5KB）。

操作系统读取硬碟的时侯，不会一个个磁道地读取，这样效率太低，而是一次性连续读取多个磁道，即一次性读取一个"块"（block）。这些由多个磁道组成的"块"，是文件存取的最小单位。"块"的大小，最常见的是4KB查看系统版本linux，即连续八个sector组成一个block。

文件数据都储存在"块"中，这么很其实，我们还必须找到一个地方存储文件的元信息，例如文件的创建者、文件的创建日期、文件的大小等等。这些存储文件元信息的区域就称作inode，英文译名为"索引节点"。

参考文档：@126/blog/static/8/

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UserID

*文件的GroupID

*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，查看某个文件的inode信息：

statexample.txt

其实，不仅文件名以外的所有文件信息，都存在inode之中。至于为何没有文件名，下文会有详尽解释。

三、inode的大小

inode也会消耗硬碟空间linux inode，所以硬碟低格的时侯，操作系统手动将硬碟分成两个区域。一个是数据区，储存文件数据；另一个是inode区（inodetable），储存inode所包含的信息。

每位inode节点的大小，通常是128字节或256字节。inode节点的总量，在低格时就给定，通常是每1KB或每2KB就设置一个inode。假设在一块1GB的硬碟中，每位inode节点的大小为128字节，每1KB就设置一个inode，这么inodetable的大小都会达到128MB，占整块硬碟的12.8%。

查看每位硬碟分区的inode总量和早已使用的数目，可以使用df。

df-i

查看每位inode节点的大小，可以用如下：

sudodumpe2fs-h/dev/hda|grep"Inodesize"

因为每位文件都必须有一个inode，因而有可能发生inode早已用光，并且硬碟还未存满的情况。这时linux inode，就难以在硬碟上创建新文件。

四、inode号码

每位inode都有一个号码，操作系统用inode号码来辨识不同的文件。

这儿值得重复一遍，Unix/Linux系统内部不使用文件名，而使用inode号码来辨识文件。对于系统来说，文件名只是inode号码以便辨识的别名或则外号。表面上，用户通过文件名linux认证，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，按照inode信息，找到文件数据所在的block，读出数据。

使用ls-i命令，可以看见文件名对应的inode号码：

ls-iexample.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。

目录文件的结构十分简单，就是一系列目录项（dirent）的列表。每位目录项，由两部份组成：所包含文件的文件名，以及该文件名对应的inode号码。

ls命令只列举目录文件中的所有文件名：

ls/etc

ls-i命令列举整个目录文件，即文件名和inode号码：

ls-i/etc

假如要查看文件的详尽信息，就必须依照inode号码，访问inode节点，读取信息。ls-l命令列举文件的详尽信息。

ls-l/etc

六、硬链接

通常情况下，文件名和inode号码是"一一对应"关系，每位inode号码对应一个文件名。并且，Unix/Linux系统容许，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；对文件内容进行更改，会影响到所有文件名；并且，删掉一个文件名，不影响另一个文件名的访问。这些情况就被称为"硬链接"（hardlink）。

ln命令可以创建硬链接：

ln源文件目标文件

运行里面这条命令之后，源文件与目标文件的inode号码相同，都指向同一个inode。inode信息中有一项称作"链接数"，记录指向该inode的文件名总量，这时都会降低1。反过来，删掉一个文件名，才会促使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，系统还会回收这个inode号码，以及其所对应block区域。

这儿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".."。后者的inode号码就是当前目录的inode号码，等同于当前目录的"硬链接"；前者的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"总量，总是等于2加上它的子目录总量（含隐藏目录）,这儿的2是父目录对其的“硬链接”和当前目录下的".硬链接“。

七、软链接

不仅硬链接以外，还有一种特殊情况。文件A和文件B的inode号码其实不一样，而且文件A的内容是文件B的路径。读取文件A时，系统会手动将访问者导向文件B。因而，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"（softlink）或则"符号链接（symboliclink）。

这意味着，文件A依赖于文件B而存在，假如删掉了文件B，打开文件A都会报错："Nosuchfileordirectory"。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"不会因而发生变化。

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

因为inode号码与文件名分离，这些机制引起了一些Unix/Linux系统特有的现象。

1.有时，文件名包含特殊字符，难以正常删掉。这时，直接删掉inode节点，才能起到删掉文件的作用。

2.联通文件或重命名文件，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号码来辨识这个文件，不再考虑文件名。因而，一般来说，系统未能从inode号码得悉文件名。

第3点促使软件更新显得简单，可以在不关掉软件的情况下进行更新，不须要重启。由于系统通过inode号码，辨识运行中的文件，不通过文件名。更新的时侯，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侯，文件名就手动指向新版文件，旧版文件的inode则被回收。

九实际问题

在一台配置较低的Linux服务器（显存、硬盘比较小）的/data分区内创建文件时，系统提示c盘空间不足，用df-h命令查看了一下c盘使用情况，发觉/data分区只使用了66%，还有12G的剩余空间，按理说不会出现这些问题。后来用df-i查看了一下/data分区的索引节点(inode)，发觉早已用满(IUsed=100%)，造成系统未能创建新目录和文件。

查找缘由：

/data/cache目录中存在数目十分多的小字节缓存文件，占用的Block不多，而且占用了大量的inode。

解决方案：

1、删除/data/cache目录中的部份文件，释放出/data分区的一部份inode。

2、用软联接将空闲分区/opt中的newcache目录联接到/data/cache，使用/opt分区的inode来减轻/data分区inode不足的问题：

ln-s/opt/newcache/data/cache

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