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：
[root@test ~]# stat install.log File: `install.log' Size: 29262 Blocks: 72 IO Block: 4096 regular file Device: 803h/2051d Inode: 260614 Links: 1 Access: (0644/-rw-r--r--) Uid: ( 0/ root) Gid: ( 0/ root) Access: 2015-11-18 05:17:51.700999783 +0800 Modify: 2015-11-18 05:25:26.927999310 +0800 Change: 2015-11-18 05:25:38.148999307 +0800
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结构
了解一下文件系统如何存取文件的：
1、根据文件名，通过Directory里的对应关系，找到文件对应的Inode number
2、再根据Inode number读取到文件的Inode table
3、再根据Inode table中的Pointer读取到相应的Blocks
这里有一个重要的内容，就是Directory，他不是我们通常说的目录，而是一个列表，记录了一个文件/目录名称对应的Inode number。如下图：
四、inode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。
[root@test ~]# df -i Filesystem Inodes IUsed IFree IUse% Mounted on /dev/sda3 447920 84137 363783 19% / tmpfs 127543 1 127542 1% /dev/shm /dev/sda1 51200 38 51162 1% /boot
查看每个inode节点的大小，可以用如下命令：
[root@test ~]# dumpe2fs -h /dev/sda3 |grep "Inode size" dumpe2fs 1.41.12 (17-May-2010) Inode size: 256 [root@test ~]# dumpe2fs -h /dev/sda3 |grep "Block size" dumpe2fs 1.41.12 (17-May-2010) Block size: 4096 [root@test ~]# dumpe2fs -h /dev/sda3 |grep "Block count" dumpe2fs 1.41.12 (17-May-2010) Block count: 1789696 [root@test ~]# dumpe2fs -h /dev/sda3 |grep "Inode count" dumpe2fs 1.41.12 (17-May-2010) Inode count: 447920
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。
五、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：
[root@test ~]# ls -il total 48 276146 -rw-------. 1 root root 1271 Nov 18 05:25 anaconda-ks.cfg 260614 -rw-r--r--. 1 root root 29262 Nov 18 05:25 install.log 260616 -rw-r--r--. 1 root root 7572 Nov 18 05:24 install.log.syslog 260621 lrwxrwxrwx. 1 root root 11 Nov 20 11:43 link.log -> install.log
六、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：
[root@test ~]# ls /etc ConsoleKit hosts.allow printcap DIR_COLORS hosts.deny profile
ls -i命令列出整个目录文件，即文件名和inode号码：
[root@test ~]# ls -i /etc 273880 ConsoleKit 141546 maven 141113 DIR_COLORS 155143 mcelog 141114 DIR_COLORS.256color 130370 mime.types
七、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：
语法格式：ln 源文件 目标文件
[root@test test]# ls -li total 0 267772 -rw-r--r--. 1 root root 0 Nov 20 14:43 f1.txt [root@test test]# ln f1.txt f2.txt [root@test test]# ls -li total 0 267772 -rw-r--r--. 2 root root 0 Nov 20 14:43 f1.txt 267772 -rw-r--r--. 2 root root 0 Nov 20 14:43 f2.txt
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加上它的子目录总数（含隐藏目录）。
八、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。
语法格式：ln -s 源文件或目录 目标文件或目录
[root@test test]# ls -li total 0 267772 -rw-r--r--. 1 root root 0 Nov 20 14:43 f1.txt [root@test test]# ln -s f1.txt f2.txt [root@test test]# ls -li total 0 267772 -rw-r--r--. 1 root root 0 Nov 20 14:43 f1.txt 267776 lrwxrwxrwx. 1 root root 6 Nov 20 14:47 f2.txt -> f1.txt
九、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。
十、企业面试题
一个100M的磁盘分区，分别写入１k的文件或１M的文件，分别可以写入多少个？ --(老男孩讲课视频)
假设block大小为４k
对于写入１k的文件来说，写入文件的数量就是block的数量，浪费四分之三的容量。
对于写入１M的文件来说，硬盘空间多大，基本上就可以写入100/1M数量，一般情况inode和block足够
a.Inode是存放文件属性信息的，默认大小128byte(C5),256byte(C6)
b.Block是存放文件内容的，默认为４k
c.一个文件至少要占用一个inode和一个block
d.默认分区情况下，inode是足够的，而block消耗会很快，因此，一般是block被消耗完，假设block大小为X(1-4)单位为k,假设单个文件大小为Y
当Y<=X,可以写入文件的数量就是block的数量
当Y>X,可写入的文件数量等于{总的block数量/(Y/X)}
十一、小结
- 磁盘分区格式化文件系统后，会分为inode和block两部分内容
- inode存放文件的属性以及指向文件实体的指针，文件名不在inode里
- 访问文件，通过文件名----->inode---->blocks
- inode 一般默认大小为256B,block大小可以是1k、2k、4k，默认是4k,注意引导分区除外
- 通过df -i查看inode的数量及使用情况，dumpe2fs /dev/sda3 查看inode及block的大小和数量
- 一个文件至少要占用一个inode及一个block,多个文件可以占用同一个inode （硬链接）
- 一个block只能被一个文件使用，如果文件很小，block很大，会造成block大大浪费
- block不是越大越好，要根据业务的文件大小进行选择，一般就是默认的4k
- 可以在格式化分区时，指定inode 、block大小（比如：mkfs.ext4 -b 4096 -I 1024）