inode

磁盤存儲的最小單位是扇區（sector），8個sector組成一個block，每個block大小爲4k 操作系統讀取磁盤時，以block爲單位。

系統存儲文件的數據，分爲兩種。元數據和數據塊。同樣，硬盤存儲也在系統格式化的時候被分爲兩部分。分別存儲元數據和數據塊。

元數據：

元數據是存儲文件元信息的地方。這些元信息包括：文件創建者，文件所屬組，文件權限信息，文件時間信息，文件類型（regular file，character special file，block special file，symbolic link 等等），文件大小，文件鏈接數，文件數據block的位置等等。除了文件名之外的所有信息都存儲在這個元數據裏面。

這些元數據可以通過命令stat查看。

爲什麼沒有文件名呢？

操作系統並不使用文件名，而是通過inode來是被不同的文件。當讀取文件時，系統通過文件名能夠查找到該文件的inode，當文件被打開後，系統對文件的操作都是通過inode了，不再需要文件名了。所以元數據中不需要文件名。文件的文件名，就好像是操作系統之間的橋樑。

查看某個文件對應的inode：

可得，該系統的inode大小爲4k

那麼這個文件名和inode直接的對應關係，是在哪裏查找的呢？

文件夾的表結構信息。目錄也是一種文件，這個文件保存了很多的目錄項（dirent），這些目錄項裏面存儲有文件名和inode的對應關係。

不同的權限對目錄的效果？

如果只有只讀權限，只能反問目錄的目錄項，獲得文件的inode，並不能訪問inode的所有相關信息。如果有了執行權限，就可以獲取inode的相關信息了。

inode的大小

查看inode的字節數

inode的結構

元數據存儲在inode table中，每個文件的元數據條目，成爲inode entry 不同的文件系統中，inode結構不同。以前曾經有過13指針的結構，現在常用在ext4文件系統中的是15指針的結構：

12個直接指針：每個指針指向4096k（1個block大小）的數據塊，所指向內容大小：4k*12=48k
1個間接指針：該指針指向一個4096k大小的數據塊，該數據塊存儲着指向內容數據塊的指針，一共4k1024個（每個指針32位，所以每個指針佔4個字節），共10244k=4M
1個2重間接指針：所指向內容大小：1024*4M=4G
1個三重間接指針：所指向內容大小：1024*4G=4T

數據塊：

數據塊是存儲具體文件內容的地方。數據塊的訪問是通過inode中的數據塊指針訪問的。

軟鏈接和硬鏈接的inode

軟鏈接的inode和源文件是不同的。但是軟鏈接的文件名指向源文件的文件名，軟鏈接文件通過源文件來獲取inode，然後訪問文件的具體內容。軟鏈接相當於新建了一個文件，所以他們的inode是不同的。

軟鏈接可以不在同一分區。

硬鏈接相當於文件的“別名”，硬鏈接與源文件在目錄的目錄項中存有相同的inode。指向某個inode的文件名數，就是硬鏈接數，每增加一個，會在ll時顯示出來。硬鏈接必須在同一個分區中，不能跨文件系統。

文件的刪除，只是刪除了目錄項中，文件名、inode與存儲塊之間的關係，並不會直接清除掉存儲塊處的數據，所以數據刪除後，是可能恢復的。如果想要刪除掉存儲塊處的數據，只需要做一次大量的拷貝或者格式化該分區。

對於文件夾，可以創建軟鏈接，但是不能夠創建硬鏈接。

圖中，/root/Downloads文件夾不能夠建立硬鏈接，卻有2個別稱，這是因爲/root/Downloads目錄下面/root/Downloads/. 這個鏈接的存在。而/root文件夾有27個別稱，這是因爲/root下面的每個文件夾中，都有一個指向/root的別稱/root/A/..

文件新建時，系統會自動給文件一個inode，來標識這個文件。當文件讀取時，會產生一個文件描述符：fd（file description）。

inode空間和硬盤空間

查看inode空間剩餘，使用df -h 命令
查看硬盤空間剩餘，使用df

others：超級塊（superblock），佔據1號物理塊，作用於文件系統上，是文件系統的控制塊。如果訪問一個分區，首先要訪問的是該分區的超級塊。超級塊的數據損毀後，整個磁盤都有可能壞，所以需要經常備份超級塊。 `

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