了解inode

　　inode是Linux作業系統中的一種資料結構，它包含了與檔案系統中各個檔案相關的一些重要資訊。在Linux中建立檔案系統時，同時将會建立大量的 inode 。通常，檔案系統磁盤空間中大約百分之一空間配置設定給了inode表。

　　在展開inode前，我們先簡單看下虛拟檔案系統（Virtual File System, VFS）。

虛拟檔案系統（VFS）

　　<code>Linux 有着極其豐富的檔案系統，大體上可分如下幾類：</code>

<code>網絡檔案系統，如 nfs、cifs 等；</code>

<code>磁盤檔案系統，如 ext4、ext3 等；</code>

<code>特殊檔案系統，如 proc、sysfs、ramfs、tmpfs 等。</code>

<code>　　實作以上這些檔案系統并在 Linux 下共存的基礎就是 Linux VFS（Virtual File System 又稱 Virtual Filesystem Switch），即虛拟檔案系統。VFS 作為一個通用的檔案系統，抽象了檔案系統的四個基本概念：檔案、目錄項 (dentry)、索引節點 (inode) 及挂載點，其在核心中為使用者空間層的檔案系統提供了相關的接口（見下圖1所示 VFS 在 Linux 系統的架構）。VFS 實作了 open()、read() 等系統調并使得 cp 等使用者空間程式可跨檔案系統。VFS 真正實作了上述内容中：在 Linux 中除程序之外一切皆是檔案。</code>

　　

　　圖1. VFS在系統中的架構

　　圖1更詳細的如下圖所示：

　

inode

　　了解inode，要從檔案儲存說起。

　　檔案儲存在硬碟上，硬碟的最小存儲機關叫做"扇區"（Sector）。每個扇區儲存512位元組（相當于0.5KB）。

　　作業系統讀取硬碟的時候，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"，是檔案存取的最小機關。"塊"的大小，最常見的是4KB，即連續八個 sector 組成一個 block。

　　檔案資料都儲存在"塊"中，那麼很顯然，我們還必須找到一個地方儲存檔案的元資訊，比如檔案的建立者、檔案的建立日期、檔案的大小等等。這種儲存檔案元資訊的區域就叫做inode，中文譯名為"索引節點"。

　　每一個檔案都有對應的inode，裡面包含了與該檔案有關的一些資訊。

　　在 Linux 中，索引節點結構存在于系統記憶體及磁盤，其可區分成 VFS inode 與實際檔案系統的 inode。VFS inode 作為實際檔案系統中 inode 的抽象，定義了結構體 inode 與其相關的操作 inode_operations（見核心源碼 include/linux/fs.h）。

　　inode包含檔案的元資訊，具體來說有以下内容：

　　其中inode（index node，索引節點）是用于存儲檔案的中繼資料的一個資料結構。檔案的中繼資料，也就是檔案的相關資訊，和檔案本身是兩個不同 的概念。它包含的是諸如檔案的大小、擁有者、建立時間、磁盤位置等和檔案相關的資訊。

　　可以用stat指令，檢視某個檔案的inode資訊：

　　總之，除了檔案名以外的所有檔案資訊，都存在inode之中。至于為什麼沒有檔案名，下文會有詳細解釋。

　　inode也會消耗硬碟空間，是以硬碟格式化的時候，作業系統自動将硬碟分成兩個區域。一個是資料區，存放檔案資料；另一個是inode區（inode table），存放inode所包含的資訊。

　　每個inode節點的大小，一般是128位元組或256位元組。inode節點的總數，在格式化時就給定，一般是每1KB或每2KB就設定一個inode。假定在一塊1GB的硬碟中，每個inode節點的大小為128位元組，每1KB就設定一個inode，那麼inode table的大小就會達到128MB，占整塊硬碟的12.8%。

　　檢視每個硬碟分區的inode總數和已經使用的數量，可以使用df指令。

　　檢視每個inode節點的大小，可以用如下指令：

　　由于每個檔案都必須有一個inode，是以有可能發生inode已經用光，但是硬碟還未存滿的情況。這時，就無法在硬碟上建立新檔案。

　　每個inode都有一個号碼，作業系統用inode号碼來識别不同的檔案。

　　這裡值得重複一遍，Unix/Linux系統内部不使用檔案名，而使用inode号碼來識别檔案。對于系統來說，檔案名隻是inode号碼便于識别的别稱或者綽号。

　　表面上，使用者通過檔案名，打開檔案。實際上，系統内部這個過程分成三步：首先，系統找到這個檔案名對應的inode号碼；其次，通過inode号碼，擷取inode資訊；最後，根據inode資訊，找到檔案資料所在的block，讀出資料。如下圖：

　　圖檔連結

　　使用ls -i指令，可以看到檔案名對應的inode号碼：

　　Unix/Linux系統中，目錄（directory）也是一種檔案。打開目錄，實際上就是打開目錄檔案。

　　目錄檔案的結構非常簡單，就是一系列目錄項（dirent）的清單。每個目錄項，由兩部分組成：所包含檔案的檔案名，以及該檔案名對應的inode号碼。

　　ls指令隻列出目錄檔案中的所有檔案名：

　　ls -i指令列出整個目錄檔案，即檔案名和inode号碼：

　　如果要檢視檔案的詳細資訊，就必須根據inode号碼，通路inode節點，讀取資訊。ls -l指令列出檔案的詳細資訊。

　　了解了上面這些知識，就能了解目錄的權限。目錄檔案的讀權限（r）和寫權限（w），都是針對目錄檔案本身。由于目錄檔案内隻有檔案名和inode号碼，是以如果隻有讀權限，隻能擷取檔案名，無法擷取其他資訊，因為其他資訊都儲存在inode節點中，而讀取inode節點内的資訊需要目錄檔案的執行權限（x）。

　　一般情況下，檔案名和inode号碼是"一一對應"關系，每個inode号碼對應一個檔案名。但是，Unix/Linux系統允許，多個檔案名指向同一個inode号碼。

　　這意味着，可以用不同的檔案名通路同樣的内容；對檔案内容進行修改，會影響到所有檔案名；但是，删除一個檔案名，不影響另一個檔案名的通路。這種情況就被稱為"硬連結"（hard link）。這種情況下，硬連結相當于檔案的别名。

　　ln指令可以建立硬連結：

　　運作上面這條指令以後，源檔案與目标檔案的inode号碼相同，都指向同一個inode。inode資訊中有一項叫做"連結數"，記錄指向該inode的檔案名總數，這時就會增加1。

　　反過來，删除一個檔案名，就會使得inode節點中的"連結數"減1。當這個值減到0，表明沒有檔案名指向這個inode，系統就會回收這個inode号碼，以及其所對應block區域。

　　這裡順便說一下目錄檔案的"連結數"。建立目錄時，預設會生成兩個目錄項："."和".."。前者的inode号碼就是目前目錄的inode号碼，等同于目前目錄的"硬連結"；後者的inode号碼就是目前目錄的父目錄的inode号碼，等同于父目錄的"硬連結"。是以，任何一個目錄的"硬連結"總數，總是等于2加上它的子目錄總數（含隐藏目錄）。

　　除了硬連結以外，還有一種特殊情況。

　　檔案A和檔案B的inode号碼雖然不一樣，但是檔案A的内容是檔案B的路徑。讀取檔案A時，系統會自動将通路者導向檔案B。是以，無論打開哪一個檔案，最終讀取的都是檔案B。這時，檔案A就稱為檔案B的"軟連結"（soft link）或者"符号連結（symbolic link）。這種情況下，檔案A相當于檔案B的快捷方式。

　　這意味着，檔案A依賴于檔案B而存在，如果删除了檔案B，打開檔案A就會報錯："No such file or directory"。這是軟連結與硬連結最大的不同：檔案A指向檔案B的檔案名，而不是檔案B的inode号碼，檔案B的inode"連結數"不會是以發生變化。

　　ln -s指令可以建立軟連結。

　　由于硬連結是有着相同 inode 号僅檔案名不同的檔案，是以硬連結存在以下幾點特性：

檔案有相同的 inode 及 data block；

隻能對已存在的檔案進行建立；

不能交叉檔案系統進行硬連結的建立；

不能對目錄進行建立，隻可對檔案建立；

删除一個硬連結檔案并不影響其他有相同 inode 号的檔案。

　　軟連結與硬連結不同，若檔案使用者資料塊中存放的内容是另一檔案的路徑名的指向，則該檔案就是軟連接配接。軟連結就是一個普通檔案，隻是資料塊内容有點特殊。軟連結有着自己的 inode 号以及使用者資料塊（見圖2）。是以軟連結的建立與使用沒有類似硬連結的諸多限制：

軟連結有自己的檔案屬性及權限等；

可對不存在的檔案或目錄建立軟連結；

軟連結可交叉檔案系統；

軟連結可對檔案或目錄建立；

建立軟連結時，連結計數 i_nlink 不會增加；

删除軟連結并不影響被指向的檔案，但若被指向的原檔案被删除，則相關軟連接配接被稱為死連結（即 dangling link，若被指向路徑檔案被重新建立，死連結可恢複為正常的軟連結）。

　　圖2. 軟連結的通路

　　由于inode号碼與檔案名分離，這種機制導緻了一些Unix/Linux系統特有的現象。

　　1. 有時，檔案名包含特殊字元，無法正常删除。這時，直接删除inode節點，就能起到删除檔案的作用。

　　2. 移動檔案或重命名檔案，隻是改變檔案名，不影響inode号碼。

　　3. 打開一個檔案以後，系統就以inode号碼來識别這個檔案，不再考慮檔案名。是以，通常來說，系統無法從inode号碼得知檔案名。

　　第3點使得軟體更新變得簡單，可以在不關閉軟體的情況下進行更新，不需要重新開機。因為系統通過inode号碼，識别運作中的檔案，不通過檔案名。更新的時候，新版檔案以同樣的檔案名，生成一個新的inode，不會影響到運作中的檔案。等到下一次運作這個軟體的時候，檔案名就自動指向新版檔案，舊版檔案的inode則被回收。