inode是Linux操作系统中的一种数据结构，它包含了与文件系统中各个文件相关的一些重要信息。在Linux中创建文件系统时，同时将会创建大量的 inode 。通常，文件系统磁盘空间中大约百分之一空间分配给了inode表。

　　在展开inode前，我们先简单看下虚拟文件系统（Virtual Filesystem Switch, VFS）。

虚拟文件系统（VFS）

　　我们知道Linux支持了诸多文件系统，如ext2、增加了日志功能的ext3/ext4、XFS、NFS。这些文件系统需要由一个文件系统虚拟层来统一管理，以屏蔽不用文件系统之间的差异和向上层软件提供标准化的接口。这样也使得操作系统能够很快支持新的文件系统。这个系统就是虚拟文件系统（VFS）。

　　VFS在Linux中所处的层次如下图所示：

　　关于VFS详细，可参考博文解析 Linux 中的 VFS 文件系统机制、从文件 I/O 看 Linux 的虚拟文件系统、Linux 文件系统剖析。

　　关于Linux文件系统，还有详细的IBM博文系列Linux 文件系统。

　　从本质上来讲，虚拟文件系统下辖的文件系统是特殊的数据分层存储结构，它包含文件、目录和相关的控制信息。为了描述这个结构，Linux引入了一些基本概念，如文件、目录项、索引节点（index node, inode）等。

　　下文重点涉及索引节点，内容主要摘录自阮一峰博文理解inode。

inode

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。

inode的内容

　　inode包含文件的元信息，具体来说有以下内容：

　　其中inode（index node，索引节点）是用于存储文件的元数据的一个数据结构。文件的元数据，也就是文件的相关信息，和文件本身是两个不同 的概念。它包含的是诸如文件的大小、拥有者、创建时间、磁盘位置等和文件相关的信息。

* 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。

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。

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。如下图：

　　图片链接

　　使用ls -i命令，可以看到文件名对应的inode号码：

ls -i example.txt

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。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）。

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）。这种情况下，文件名相当于inode号码的别名。

　　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加上它的子目录总数（含隐藏目录）。

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）。这种情况下，文件A相当于文件B的快捷方式。

　　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

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。