Linux磁盘之inode
什么是 inode ？
文件储存在硬盘上，硬盘的最小存储单位叫作”扇区”（Sector）。每一个扇区储存512字节（至关于0.5KB）。
操作系统读取硬盘的时候，不会一个个扇区地读取，这样效率过低，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，最多见的是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，咱们还必须找到一个地方储存文件的元信息，好比文件的建立者、文件的建立日期、文件的大小等等。这种储存文件元信息的区域就叫作inode，中文译名为”索引节点”。每个文件都有对应的inode（数据结构里面应该叫inode节点），里面包含了与该文件有关的一些信息。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（一个inode由inode number+inode table组成）。
我们简单理解就是一个文件对应一个inode，而linux各个分区可用的inode一般是有限的，使用df -i 可以查看分区的inode使用率。一般经常出现硬盘空间没占满，但inode占满了，这种一般是因为有大量的小文件生成， 在Linux中创建文件系统时，通常同时将会创建大量的inode，文件系统磁盘空间中大约百分之一空间分配给了inode表。在每个Linux存储设备或存储设备的分区（存储设备可以是硬盘、软盘、U盘…）被格式化为ext4、ext3、xfs等文件系统，一般生成两部分：第一部分是Inode（很多个），第二部分是Block（很多个）。
当我们使用cp命令时，系统会分配一个空闲的inode号，在inode表中生成新条目 在目录中创建一个目录项，将名称与inode编号关联 拷贝数据生成新的文件
当我们使用rm命令时，会使链接数递减，从而释放的inode号可以被重用，把数据块放在空闲列表中，删除目录项数据实际上不会马上被删除，但当另一个文件使用数据块时将被覆盖。
当我们使用mv命令时，如果mv命令的目标和源在相同的文件系统，作为mv命令,用新的文件名创建对应新的目录项,删除旧目录条目对应的旧的文件名,不影响inode表(除时间戳)或磁盘上的数据位置,没有数据被移动！如果目标和源在一个不同的文件系统，mv相当于cp和rm
关于inode的大小
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%。（计算inode的节点数量和占据的大小）
关于inode号码（inode number）
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，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 number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。当一个分区被格式化为ext2或ext3的文件系统的时候，会自动产生inode number，每个分区都有自己的文件系统，也有一套属于自己的inode。inode number可以决定在这个分区中存储多少文件或目录，因为每个文件和目录都会有与之相对应的inode number。
inode包含文件的元数据信息，具体来说有以下内容： (通过stat命令可以查看)元数据(metadata):用来描述一个文件的特征的系统数据。 size: 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
我们也把inode区叫inode table，即inode table用于储存文件元信息的区域。inode table记录这个inode number对应文件所对应的metadata（元数据）。
举例:
当你存储一个文件之前，Linux系统会找到文件所对应的inode number。然后根据这个文件的inode number读取到相对应的inode table。由inode table中的“pointer”可以知道文件存放在哪几个block才能存储这个文件。(这里是数据结构了)
注： 以后我们说磁盘满了，就不要单单说数据被占满了，而是inode有可能满了，导致文件创建不成功。有时候用df -h查看空间并没有满，但是写不进去东西了，就可能是inode数量被消耗殆尽了。
下面这张图还是很说明问题
系统环境采样：
[root@fp-web-130 ~]# cat /etc/redhat-release
CentOS Linux release 7.2.1511 (Core)
[root@fp-web-130 ~]# uname -r
3.10.0-327.el7.x86_64
一、用df -i 这个命令可以看到文件系统 inode节点数 已使用数 剩余数 已使用百分比等
[root@fp-web-130 ~]# df -i
二、使用stat命令查看文件inode详细信息(显示文件和文件系统状态（查看文件属性）,即显示文件的元数据(meta data) )
我们随便拿个创建的文件看下怎么使用（另外stat * 命令直接显示该目录下所有文件的信息）
解释stat结果说明：
File：文件名
Size：文件大小（单位：B）
Blocks：文件所占扇区个数，为8的倍数（通常的 Linux 的扇区大小为 512 B，连续八个扇区组成一个block）
IO Block：每个数据块的大小（单位：B）
regular file：普通文件（此处显示文件的类型）
Inode：文件的Inode号 ( node讲解 )
Links：硬链接次数 (软硬链接讲解)
Access：权限
Uid：（属主id/属主名）
Gid：（属组id/属组名）
Access：最近访问时间
Modify：数据改动时间
Change：元数据改动时间
以上返回的结果参数均属于文件的元数据，元数据即用来描述数据的数据。
注: Inode:270219136 和下面的用ls -i 取得的inode号一致。
三、使用ls -i //查看某个文件的inode号
四、关于linux不能再创建文件有两种情况
1、inode满了，没有清理 ，可以通过df -i 查看
2、磁盘的空间满了，可以通过 df -h查看
五、查看inode默认节点大小
我们看到用不同文件类型方式创建了文件系统，有xfs,lvm,ext3等
[root@fp-web-130 ~]# dumpe2fs /dev/sdb5 | grep -i "inode size" //该命令用于查看ext3或ext4文件类型的inode节点默认创建的大小
[root@fp-web-130 ~]# dumpe2fs /dev/sda1|egrep -i "block size|Inode size" //我们同样用这个命令来查看xfs会出错，dumpe2fs 不支持
所以我们使用 xfs_info 或 xfs_growfs来查看xfs文件格式的inode默认创建的大小（super-block我们翻译为超级块）
[root@fp-web-130 ~]# xfs_info /dev/sda1
六、可以用inode删除文件（linux系统级别是通过inode号来查找文件的，所以效率更高）
[root@fp-web-130 src]# touch test.txt
[root@fp-web-130 src]# ll -i test.txt
330651 -rw-r--r-- 1 root root 0 Feb 8 22:11 a
[root@fp-web-130 src]# rm `find . -inum 330651`
rm: remove regular empty file ‘./text.txt’? yes
[root@fp-web-130 src]# ll
total 0
七、超级块（super-block）
超级块用于存储一个已安装的文件系统全局配置参数(例如：块大小，总的块数和inode)和动态信息(例如：当前空闲块数和inode数)，其处于文件系统开始位置的1K处，所占大小为1KB，为了系统的健壮性，最初每个块组都有超级块和组描述符表(GDT)一个拷贝，但是当文件很大时，这样浪费很多块(尤其是GDT占用的块多)，后来采用了一种稀疏的方式存储这些拷贝，只有快组号是3，5，7的幂的块组才拷贝这个拷贝。通常情况下，只有主拷贝(第0块块组)的超级块信息被文件系统使用，其他拷贝在文件系统被破坏的情况下才使用
八、理解下inode结构体
先看inode结构体的定义，inode 结构包含大量关于文件的信息，inode 结构由内核在内部用来表示文件
struct inode
索引节点对象由inode结构体表示，定义文件在linux/fs.h中。
struct inode {
undefined
struct hlist_node i_hash; 哈希表
struct list_head i_list; 索引节点链表
struct list_head i_dentry; 目录项链表
unsigned long i_ino; 节点号
atomic_t i_count; 引用记数
umode_t i_mode; 访问权限控制
unsigned int i_nlink; 硬链接数
uid_t i_uid; 使用者id
gid_t i_gid; 使用者id组
kdev_t i_rdev; 实设备标识符
loff_t i_size; 以字节为单位的文件大小
struct timespec i_atime; 最后访问时间
struct timespec i_mtime; 最后修改(modify)时间
struct timespec i_ctime; 最后改变(change)时间
unsigned int i_blkbits; 以位为单位的块大小
unsigned long i_blksize; 以字节为单位的块大小
unsigned long i_version; 版本号
unsigned long i_blocks; 文件的块数
unsigned short i_bytes; 使用的字节数
spinlock_t i_lock; 自旋锁
struct rw_semaphore i_alloc_sem; 索引节点信号量
struct inode_operations *i_op; 索引节点操作表
struct file_operations *i_fop; 默认的索引节点操作
struct super_block *i_sb; 相关的超级块
struct file_lock *i_flock; 文件锁链表
struct address_space *i_mapping; 相关的地址映射
struct address_space i_data; 设备地址映射
struct dquot *i_dquot[MAXQUOTAS];节点的磁盘限额
struct list_head i_devices; 块设备链表
struct pipe_inode_info *i_pipe; 管道信息
struct block_device *i_bdev; 块设备驱动
unsigned long i_dnotify_mask;目录通知掩码
struct dnotify_struct *i_dnotify; 目录通知
unsigned long i_state; 状态标志
unsigned long dirtied_when;首次修改时间
unsigned int i_flags; 文件系统标志
unsigned char i_sock; 套接字
atomic_t i_writecount; 写者记数
void *i_security; 安全模块
__u32 i_generation; 索引节点版本号
union {
undefined
void *generic_ip;文件特殊信息
} u;
};
九、文件描述符（区别于inode）
inode 或i节点是指对文件的索引。如一个系统，所有文件是放在磁盘或flash上，就要编个目录来说明每个文件在什么地方，有什么属性，及大小等。就像书本的目录一样，便于查找和管理。这目录是操作系统需要的，用来找文件或叫管理文件。许多操作系统都用到这个概念，如linux， 某些嵌入式文件系统等。当然，对某个系统来说，有许多i节点。所以对i节点本身也是要进行管理的。
在linux中，内核通过inode来找到每个文件，但一个文件可以被许多用户同时打开或一个用户同时打开多次。这就有一个问题，如何管理文件的当前位移量，因为可能每个用户打开文件后进行的操作都不一样，这样文件位移量也不同，当然还有其他的一些问题。所以linux又搞了一个文件描述符（file descriptor）这个东西，来分别为每一个用户服务。每个用户每次打开一个文件，就产生一个文件描述符，多次打开就产生多个文件描述符，一一对应，不管是同一个用户，还是多个用户。该文件描述符就记录了当前打开的文件的偏移量等数据。所以一个i节点可以有0个或多个文件描述符。多个文件描述符可以对应一个i节点。