inode

Unix先驱丹尼斯·里奇说[4]，inode这个命名的来源可能是文档系统的存储组织为一个扁平数组，分层目录信息使用一个数作为文档系统这个扁平数组的索引值（index）。

Unix上的文档描述符、文档表与inode表 [5]

文档系统创建（格式化）时，就把存储区域分为两大连续的存储区域。一个用来保存文档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“文档系统对象”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。一个文档系统的inode的总数一般情况下是固定的。这限制了该文档系统所能存储的文档系统对象的总数目。典型的实现下，所有inode占用了文档系统1%左右的存储容量。

文档系统中每个“文档系统对象”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”）。由于文档系统的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存储了文档系统对象的一些元信息，如所有者、访问权限（读、写、执行）、类型（是文档还是目录）、内容修改时间、inode修改时间、上次访问时间、对应的文档系统存储块的地址，等等。知道了1个文档的inode号码，就可以在inode元数据中查出文档内容数据的存储地址。

文档名与目录名是“文档系统对象”便于使用的别名。一个文档系统对象可以有多个别名，但只能有一个inode，并用这个inode来索引文档系统对象的存储位置。

• inode不包含文档名或目录名的字符串，只包含文档或目录的“元信息”。
• Unix的文档系统的目录也是一种文档。打开目录，实际上就是读取“目录文档”。目录文档的结构是一系列目录项（dirent）的列表。每个目录项，由两部分组成：所包含文档或目录的名字，以及该文档或目录名对应的inode号码。
• 文档系统中的一个文档是指存放在其所属目录的“目录文档”中的一个目录项，其所对应的inode的类别为“文档”；文档系统中的一个目录是指存放在其“父目录文档”中的一个目录项，其所对应的inode的类别为“目录”。可见，多个“文档”可以对应同一个inode；多个“目录”可以对应同一个inode。
• 文档系统中如果两个文档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对应的所有文档（或目录）中的每一个，都对应着文档系统某个“目录文档”中唯一的一个目录项。
• 创建一个目录时，实际做了3件事：在其“父目录文档”中增加一个条目；分配一个inode；再分配一个存储块，用来保存当前被创建目录包含的文档与子目录。被创建的“目录文档”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“子目录文档”中的“..”条目，加上它自身的“目录文档”中的“.”条目，再加上“父目录文档”中的对应该目录的条目。
• 通过文档名打开文档，实际上是分成三步实现：首先，操作系统找到这个文档名对应的inode号码；其次，通过inode号码，获取inode信息；最后，根据inode信息，找到文档数据所在的block，读出数据。

Linux系统使用struct inode作为数据结构名称。BSD派生的系统，使用vnode名称，其中v表示“virtual file system”。

POSIX 标准强制规范的文档系统的行为受到传统 UNIX 文档系统的深刻影响。可以用短语“文档串行号”来形容inode，定义为文档系统范围的唯一文档标识符。[6]上述的文档串行号和包含此文档的设备ID一起，在整个系统上对应唯一的文档。[7]

在POSIX系统上，可使用stat系统调用取得文档的下列属性：[7]

• 以字节为单位表示的文档大小。
• 设备ID，标识容纳该文档的设备。
• 文档所有者的User ID。
• 文档的Group ID
• 文档的模式（mode），确定了文档的类型，以及它的所有者、它的group、其它用户访问此文档的权限。
• 额外的系统与用户标志（flag），用来保护该文档。
• 3个时间戳，记录了inode自身被修改（ctime, inode change time）、文档内容被修改（mtime, modification time）、最后一次访问（atime, access time）的时间。
• 1个链接数，表示有多少个硬链接指向此inode。
• 到文档系统存储位置的指针。通常是1K字节或者2K字节的存储容量为基本单位。

可以查询一个文档的inode号码及一些元信息。

• 一个文档系统对象可以有多个名字，这些具有硬链接关系的文档系统对象名字具有相同的inode号码，彼此是平等的。即首个被创建的文档并没有特殊的地位。这与符号链接不同。一个符号链接文档有自己的inode，符号链接文档的内容是它所指向的文档的名字。因此删除符号链接所指向的文档，将导致这个符号链接文档在访问时报错。
• 删除一个文档或目录，实际上是把它的inode的链接数减1。这并不影响指向此inode的别的硬链接。
• 一个inode如果没有硬链接，此时inode的链接数为0，文档系统将回收该inode所指向的存储块，并回收该inode自身。
• 从一个inode，通常是无法确定是用哪个文档名查到此inode号码的。打开一个文档后，操作系统实际上就抛掉了文档名，只保留了inode号码来访问文档的内容。库函数getcwd()用来查询当前工作目录的绝对路径名。其实现是从当前工作目录的inode逐级查找其上级目录的inode，最后拼出整个绝对路径的名字。
• 历史上，对目录的硬链接是可能的。这可以使目录结构成为一个有向图，而不是通常的目录树的有向无环图。一个目录甚至可以是自身的父目录。现代文档系统一般禁止这些混淆状态，只有根目录保持了特例：根目录是自身的父目录。这项限制最著名的一个例外可在Mac OS X（10.5或更高版本）上找到：它允许超级用户创建目录的硬链接。[8]
• 一个文档或目录在文档系统内部移动时，其inode号码不变。文档系统碎片整理可能会改变一个文档的物理存储位置，但其inode号码不变。非UNIX的FAT及其衍生的文档系统是无法实现inode不变这一特点。
• inode文档系统中安装新库十分容易。当一些进程正在使用一个库时，其它进程可以替换该库文档名字的inode号码指向新创建的inode，随后对该库的访问都被自动引导到新inode所指向的新的库文档的内容。这减少了替换库时重启系统的需要。而旧的inode的链接数已经为0，在使用旧函数库的进程结束后，旧的inode与旧函数库文档会被系统自动回收。
• 一些文档系统，由于inode表在文档系统创建时就已经确定并且不能再动态增加，添加的文档数量可能会用尽inode。这导致文档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档用尽所有inode，但是却没有填满文档存储空间。部分文档系统，如JFS和XFS，能够动态地增加inode，因此不会用尽inode。

系统管理员使用的很多进程往往用inode号码来替代文档名来访问文档系统。例如磁盘完整性检查进程fsck或pfiles。因此，inode号码与文档全路径名的互查是需要的。可以用find带参数选项-inum，ls带参数选项(-i做到。

• Anatomy Of The Linux File System（页面存档备份，存于）
• Inode definition （页面存档备份，存于）
• Great and Clear Explanation on Inodes, Symlinks, Hardlinks （页面存档备份，存于）
• 理解inode （页面存档备份，存于）
• 一天一点学习Linux之inode详解 （页面存档备份，存于）