一、inode 是什么？
理解 inode，要从文件储存说起。
文件存储在硬盘上，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，不会一个个扇区的读取，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：
- Size 文件的字节数
- Uid 文件拥有者的 User ID
- Gid 文件的 Group ID
- Access 文件的读、写、执行权限
- 文件的时间戳，共有三个：
- Change 指 inode 上一次变动的时间
- Modify 指文件内容上一次变动的时间
- Access 指文件上一次打开的时间
- Links 链接数，即有多少文件名指向这个 inode
- Inode 文件数据 block 的位置
- Blocks 块数
- IO Blocks 块大小
- Device 设备号码
可以用 stat 命令，查看某个文件的 inode 信息：
stat example.txt
总之，除了文件内容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。
附：stat 介绍
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（data area），存放文件数据；另一个是 inode 区（inode table），inode table是data area的索引。inode table有许多的inode，每个inode分别记录一个文件的属性及该文件分布在哪个datablock上。
每个 inode 节点的大小，一般是 128 字节或 256 字节,这是由操作系统所决定的。inode size是指分配给一个inode来记录文档属性的磁盘块（block size）的大小。
一个逻辑上的概念：FS（File System）中每分配2048 Byte给data area, 就分配一个inode。但是使用了一个inode并不代表data area就一定用掉了2048 Byte, 也不是说file allocation（文件分配）的最小单位是2048 Byte, 它仅仅只代表filesystem中inode table/data area分配空间的比例是128/2048 也就是1/16。
根据以上论述可以进行相关推算，假设磁盘为2GB大小，每个inode大小为256 Byte，那么FS中数据文件每用掉2048 Byte（2KB）就分配一个inode，那么就会有（2GB） ÷ （2KB） = 1000000（个）inode，1000000 × 256 （Byte） = 256MB，基于以上条件得出一块2GB的磁盘的inode table的大小就会达到256MB。
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。
这句话的意思就相当于，格式化给出的是 每 1KB 或 每 2KB 设置一个 inode，这样相当于inode的总数也就可知了！
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：
# 首先查看文件系统的类型 # blkid /dev/sdXXX
# 如果是xfs的文件系统，就是用xfs_info命令 # xfs_info /dev/sda1
# 如果是ext类 # dumpe2fs -h /dev/sdXX | 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。案例 >>http://zyan.cc/post/295/
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：
1、首先，系统找到这个文件名对应的 inode 号码；
2、其次，通过 inode 号码，获取 inode 信息；
3、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 -i命令列出整个目录文件，即文件名和 inode 号码：
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。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）。
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 加上它的子目录总数（含隐藏目录）。
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。
- 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。
- 移动文件或重命名文件，只是改变文件名，不影响 inode 号码。
- 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。
