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一、inode是什么？理解inode，要从文件储存说起。
文件储存在硬盘上，硬盘的最小存储单位叫做"扇区"（Sector）。每个扇区储存512字节（相当于0.5KB）。
操作系统读取硬盘的时候，不会一个个扇区地读取，这样效率太低，而是一次性连续读取多个扇区，即一次性读取一个"块"（block）。这种由多个扇区组成的"块"，是文件存取的最小单位。"块"的大小，最常见的是4KB，即连续八个 sector组成一个 block。
文件数据都储存在"块"中，那么很显然，我们还必须找到一个地方储存文件的元信息，比如文件的创建者、文件的创建日期、文件的大小等等。这种储存文件元信息的区域就叫做inode，中文译名为"索引节点"。
每一个文件都有对应的inode，里面包含了与该文件有关的一些信息。
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User ID
* 文件的Group ID
* 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命令，查看某个文件的inode信息：
stat example.txt
总之，除了文件名以外的所有文件信息，都存在inode之中。至于为什么没有文件名，下文会有详细解释。
三、inode的大小
inode也会消耗硬盘空间，所以硬盘格式化的时候，操作系统自动将硬盘分成两个区域。一个是数据区，存放文件数据；另一个是inode区（inode table），存放inode所包含的信息。
每个inode节点的大小，一般是128字节或256字节。inode节点的总数，在格式化时就给定，一般是每1KB或每2KB就设置一个inode。假定在一块1GB的硬盘中，每个inode节点的大小为128字节，每1KB就设置一个inode，那么inode table的大小就会达到128MB，占整块硬盘的12.8%。
查看每个硬盘分区的inode总数和已经使用的数量，可以使用df命令。
df -i
查看每个inode节点的大小，可以用如下命令：
sudo dumpe2fs -h /dev/hda | grep "Inode size"
由于每个文件都必须有一个inode，因此有可能发生inode已经用光，但是硬盘还未存满的情况。这时，就无法在硬盘上创建新文件。
四、inode号码
每个inode都有一个号码，操作系统用inode号码来识别不同的文件。
这里值得重复一遍，Unix/linux系统内部不使用文件名，而使用inode号码来识别文件。对于系统来说，文件名只是inode号码便于识别的别称或者绰号。
表面上，用户通过文件名，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，根据inode信息，找到文件数据所在的block，读出数据。
使用ls -i命令，可以看到文件名对应的inode号码：
ls -i example.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。
目录文件的结构非常简单，就是一系列目录项（dirent）的列表。每个目录项，由两部分组成：所包含文件的文件名，以及该文件名对应的inode号码。
ls命令只列出目录文件中的所有文件名：
ls /etc
ls -i命令列出整个目录文件，即文件名和inode号码：
ls -i /etc
如果要查看文件的详细信息，就必须根据inode号码，访问inode节点，读取信息。ls -l命令列出文件的详细信息。
ls -l /etc
理解了上面这些知识，就能理解目录的权限。目录文件的读权限（r）和写权限（w），都是针对目录文件本身（即不同用户能以什么权限访问操作对该目录文件，例如这里不同用户对tmp目录文件（d可以查出tmp是目录文件，d表示directory，即目录）分别为rwxr-xr-x，第一组的三个字符，即rwx，表示文件拥有者用户的对该文件的读写权限，第二组的三个字符，即r-x，表示文件拥有者用户所在的用户组里的其他用户对该文件的读写权限，第三组的三个字符，即r-x，表示文件拥有者用户所在的用户组以外的用户对该文件的读写权限。一个某个用户下运行的进程访问操作该目录文件只能以该用户所具有的对该目录文件的权限进行操作）。由于目录文件内只有文件名和inode号码，所以如果只有读权限，只能获取文件名，无法获取其他信息，因为其他信息都储存在inode节点中，而读取inode节点内的信息需要目录文件的执行权限（x）。
六、硬链接
一般情况下，文件名和inode号码是"一一对应"关系，每个inode号码对应一个文件名。
但是，Unix/Linux系统允许，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；对文件内容进行修改，会影响到所有文件名；但是，删除一个文件名，不影响另一个文件名的访问。这种情况就被称为"硬链接"（hard link）。
ln命令可以创建硬链接：
ln 源文件 目标文件
运行上面这条命令以后，源文件与目标文件的inode号码相同，都指向同一个inode。inode信息中有一项叫做"链接数"，记录指向该inode的文件名总数，这时就会增加1。
反过来，删除一个文件名，就会使得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，系统就会回收这个inode号码，以及其所对应block区域。
这里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".."。前者的inode号码就是当前目录的inode号码，等同于当前目录的"硬链接"；后者的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"总数，总是等于2
七、软链接
除了硬链接以外，还有一种特殊情况。
文件A和文件B的inode号码虽然不一样，但是文件A的内容是文件B的路径。读取文件A时，系统会自动将访问者导向文件B。因此，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"（soft link）或者"符号链接（symbolic link）。
这意味着，文件A依赖于文件B而存在，如果删除了文件B，打开文件A就会报错："No such file or directory"。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"不会因此发生变化。
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
由于inode号码与文件名分离，这种机制导致了一些Unix/Linux系统特有的现象。
1. 有时，文件名包含特殊字符，无法正常删除。这时，直接删除inode节点，就能起到删除文件的作用。
2. 移动文件或重命名文件，只是改变文件名，不影响inode号码。
3. 打开一个文件以后，系统就以inode号码来识别这个文件，不再考虑文件名。因此，通常来说，系统无法从inode号码得知文件名。
第3点使得软件更新变得简单，可以在不关闭软件的情况下进行更新，不需要重启。因为系统通过inode号码，识别运行中的文件，不通过文件名。更新的时候，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候，文件名就自动指向新版文件，旧版文件的inode则被回收。
附加：
二、硬链接和软链接
其中每个dentry都有一个唯一的inode，而每个inode则可能有多个dentry，这种情况是由ln硬链接产生的。
硬链接：其实就是同一个文件具有多个别名，具有相同inode，而dentry不同。
1. 文件具有相同的inode和data block；
2. 只能对已存在的文件进行创建；
3. 不同交叉文件系统进行硬链接的创建
4. 不能对目录进行创建，只能对文件创建硬链接
5. 删除一个硬链接并不影响其他具有相同inode号的文件；
软链接：软链接具有自己的inode，即具有自己的文件，只是这个文件中存放的内容是另一个文件的路径名。因此软链接具有自己的inode号以及用户数据块。
1. 软链接有自己的文件属性及权限等；
2. 软链接可以对不存在的文件或目录创建；
3. 软链接可以交叉文件系统；
4. 软链接可以对文件或目录创建；
5. 创建软链接时，链接计数i_nlink不会增加；
6. 删除软链接不会影响被指向的文件，但若指向的原文件被删除，则成死链接，但重新创建指向 的路径即可恢复为正常的软链接，只是源文件的内容可能变了。
一、文件分配方式是索引分配时的文件系统结构（粗略的说，是分区结构）：
一个文件系统里的文件分为目录文件和普通文件这两类。
如果文件分配方式是索引分配的话，则有索引节点这个概念的出现。
inode也会消耗硬盘空间，所以硬盘格式化的时候，操作系统自动将硬盘分成两个区域。一个是数据区，存放文件数据；另一个是inode区（inode table），存放inode所包含的信息。
每个inode节点的大小，一般是128字节或256字节。inode节点的总数，在格式化时就给定，一般是每1KB或每2KB就设置一个inode。假定在一块1GB的硬盘中，每个inode节点的大小为128字节，每1KB就设置一个inode，那么inode table的大小就会达到128MB，占整块硬盘的12.8%。
查看每个硬盘分区的inode总数和已经使用的数量，可以使用df命令：df -i
2、分区
（1）分区结构
分区（partition）在被Linux的文件系统（比如ext2）格式化的时候，会分成inode table和block table两部分，且大小都是固定的。该分区的所有inode都在inode table里，所有block都在block table里。
文件、目录、目录项、索引节点、超级块
如上的几个概念在磁盘中的位置关系如图4所示。
目录块里存放的是一个个的FCB（文件控制块，一个一般128字节）【FCB就是目录文件存放的业务数据】，而数据块里存放的是普通文件的业务数据。普通文件由目录块里的一个FCB加上多个数据块组成，而目录文件由目录块里的一个FCB加上多个其他多个目录块组成。一个索引节点只能被一个文件（无论是目录文件，还是普通文件）所用，不能同时被其他文件所用。一个目录块里只能存放位于目录树里处于同级的文件（无论是目录文件，还是普通文件），所以一个根目录文件的FCB所在的目录块只能存放根目录文件的FCB，与根目录文件同级的只有根目录文件自己。一个文件的FCB指向他的索引节点，他的索引节点指向该文件所拥有的块（如果该文件是目录文件，则该文件所拥有的块就是目录块；如果该文件是普通文件，则该文件所拥有的块就是数据块；）
Superblock 是文件系统最基本的元数据，它定义了文件系统的类似、大小、状态，和其他元数据结构的信息（元数据的元数据）。Superblock 对于文件系统来说是非常关键的，因此对于每个文件系统它都冗余存储了多份。Superblock对于文件系统来说是一个非常“高等级”的元数据结构。例如，如果 /var 分区的 Superblock 损坏了，那么 /var 分区将无法挂载。在这时候，一般会执行 fsck 来自动选择一份 Superblock 备份来替换损坏的 Superblock，并尝试修复文件系统。主 Superblock 存储在分区的 block 0 或者 block 1 中，而 Superblock 的备份则分散存储在文件系统的多组 block 中。当需要手工恢复时，我们可以使用 dumpe2fs /dev/sda1 | grep -i superblock 来查看 sda1 分区的 superblock 备份有哪一份是可用的。我们假设 dumpe2fs 输出了这样一行：Backup superblock at 163840, Group descriptors at 163841-163841 ，通过这条信息，我们就可以尝试使用这个 superblock 备份：/sbin/fsck.ext3 -b 163840 -B 1024 /dev/sda1。请注意，这里我们假设 block 的大小为 1024 字节。
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