理解inode

作者: 阮一峰

日期: 2011年12月 4日

inode是一个重要概念,是理解Unix/Linux文件系统和硬盘储存的基础。

我觉得,理解inode,不仅有助于提高系统操作水平,还有助于体会Unix设计哲学,即如何把底层的复杂性抽象成一个简单概念,从而大大简化用户接口。

下面就是我的inode学习笔记,尽量保持简单。

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理解inode

作者:阮一峰

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的内容

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:

  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。

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,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。

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: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:

  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 /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)。

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。

  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。

(完)

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留言(56条)

阮兄,您的rss在谷歌reader上总是报错啊,要过墙先可以转链接!fsck 命令修复文件系统或者修正受损的 inode ,就不用还原系统、或者甚至重新构建操作系统。唔知道阮兄有没用Fedora 16 ?

引用梁雄杰的发言:

阮兄,您的rss在谷歌reader上总是报错啊,要过墙先可以转链接!

如果 http://feeds.feedburner.com/ruanyifeng 不能用,就订阅 http://www.ruanyifeng.com/blog/atom.xml

通过inode来理解硬软链接方便多了,谢谢阮先生

不会忘记软硬链接的区别了^_^

以前认为自己对INODE的认识已经够了,不过看了你的文章之后才知道自己知道的原来只是一小部分。
那个目录的硬链接数和平滑升级的原理之前是不知道的~
补充一下:`find . -inum INODE_NUM -delete`,用INODE直接删除文件。

Windows Console的cd ..是怎么实现的?直接将..作为特殊参数处理?

教科书上的说法没看懂,阮先生的一篇博文让我从另外一个角度明白了inode是什么了,谢谢!

好文章。特殊作用的第3点的意思是,新版文件的更新是更新在新的block上,然后下一次运行的时候旧inode被回收同时旧文件被删除么?那下一次运行的话是通过什么来让文件名指向新的inode呢?

“每一个文件对应一个inode,硬盘上有多少文件,就有多少个inode”和“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”是否矛盾??

“文件名包含特殊字符,无法正常删除”——这个还没遇到过。

引用Ken的发言:

Windows Console的cd ..是怎么实现的?直接将..作为特殊参数处理?

提到这个我就郁闷。我一直认为 cd.. 是一种特殊的用法(.. 前没有空格;当时的老师/电脑杂志从来没有说那里可以有空格),刚接触 Linux 时在 shell 输入 cd..,结果报错,搞得我不知道怎么进入上一级目录了。。。

引用Todd的发言:

“每一个文件对应一个inode,硬盘上有多少文件,就有多少个inode”和“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”是否矛盾??

“硬盘上有多少文件,就有多少个inode”,这句话,说法上好像是有些问题。当然,阮兄的意思大家都明白的。
另外,根据阮兄的截图上的字体和配色来看,用的发行版似乎是 Fedora?

@Todd:

谢谢指出。

我确实写错,已经改过来了。

inode是文件的花名册?

windows好像是从vista开始也有硬链接软链接,同步目录的时候很有用,以前一直没搞明白软硬的区别,现在总算明白了

引用dongZ的发言:

windows好像是从vista开始也有硬链接软链接,同步目录的时候很有用

win上面的mklink和linux不能比,各种BUG

程序都是先读入内存再执行的,所以并没有“运行中的文件”,程序运行时不需要读写程序文件

作者应该写明很多技术细节是针对Linux的Ext2系列文件系统,也就是从属于传统的Unix文件系统衍生系列。而目前风头正旺的Solaris ZFS或者Linux Btrfs在实现上有很大的区别,比如动态inode分配等。

在鸟哥的私房菜上看过的,不过这里了解了无重启升级,哈哈

linux学习的不多,但来到楼主这,相信一定能学到不少东西的。

非常简明易懂。感谢~

每1k或2k设置一个inode,而block的大小为4k,一个文件至少占用一个block(4k),可用的inode应该远多余文件的数量,应该不会出现文中描述的“inode已经用光,但是硬盘还未存满的情况”,不知道我的理解是否有偏差?

学习了,我转载了 并附上了原文链接

有阮老师教学就好多了,比垃圾的教科书强的多的多

学习了,非常受用。

有点没明白:一般规定每1k大小就有一个inode来作为其元数据;一个文件也得有一个inode。
那一个文件超过1k,比如50k大小,那么它用几个inode来进行表示呢?
另外,关于block,我之前看过的一些资料上说:一般2个sector构成一个block,而4个block构成一个page(一般为4k),在FS中进行页高速缓存时用的就是这个Page单位,使用FS进行访问IO时,首先通过这个Page cache,然后到达block层,继而调用IO的driver层,进行硬件的sector单位的操作。。

我想到在ios设备上删除一个程序,点一下X,能马上删除,而不是像windows那样等待很久才删除。
这是不是通过删除inode来删除文件呢?


补充一个常见的关于inode的坑:

当一个inode被一个程序打开,并且有写入时。
如果另一个进程删除这个文件,可能造成目录下找不到这个inode,但该inode对应的空间并未释放的情况。

引用ufox的发言:

作者应该写明很多技术细节是针对Linux的Ext2系列文件系统,也就是从属于传统的Unix文件系统衍生系列。而目前风头正旺的Solaris ZFS或者Linux Btrfs在实现上有很大的区别,比如动态inode分配等。

对!inode是一个抽象(interface),并不是一个实现(implementation)

我刚好模拟实现了一个简单的UNIX i-note风格的文件系统。
假如早点看到这篇文章就不用我辛苦查阅资料了。
有些地方忍不住说一下:
1、一个i-node只对应一个实际文件,一个文件也会只有一个i-node。最原始的i-node表大小是固定的,因此一个磁盘可以存放的文件数目是固定的。i-node主要用在目录中标识目录下的文件。
2、“.”和“..”是目录中的两个目录项,但cd ..究竟是由shell还是由文件系统来处理这个不大清楚,应该是文件系统吧,虽然后者也可以做。可以写一个程序验证一下
test .
打印出来看看是得到“.”还是真实路径。

对于i-node的实现,《现代操作系统》有很详细的说明。

學習了。
我的理解:
linux/unix通過inode號碼來定位文件,就好比在普通的MIS系統裏通過每個實體的ID來操作實體信息(對應數據庫中的記錄)一樣,文件名只是用戶層使用的標識,好比每個實體(記錄)有一個字段顯示該實體的描述信息

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。

这里旧的文件为什么就会被回收掉,系统中什么样的机制是实现这个的呢?通过时间信息来吗?

引用yangbinxom的发言:

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。

这里旧的文件为什么就会被回收掉,系统中什么样的机制是实现这个的呢?通过时间信息来吗?

我的理解是,旧版文件的inode里的“链接数”已经为0了,所以系统会自动回收对应的inode及其对应的block区域。但是我不解的是,假设在更新之前,有N个文件名对应着这个inode,在更新的时候会把那N个链接数都清零吗?另外,下一次软件运行的时候,为什么文件名就会自动指向新版文件呢?似乎我的思维已经固化在windows下了。

引用kingsuey的发言:

我的理解是,旧版文件的inode里的“链接数”已经为0了,所以系统会自动回收对应的inode及其对应的block区域。但是我不解的是,假设在更新之前,有N个文件名对应着这个inode,在更新的时候会把那N个链接数都清零吗?另外,下一次软件运行的时候,为什么文件名就会自动指向新版文件呢?似乎我的思维已经固化在windows下了。

我的理解是更新的时候会更改文件名对应的inode,使它自动指向新版文件,下一次运行通过文件名打开,自然指向新的了。我对您说的第一个不解也表示困惑。此外,一个软件的运行会打开别的文件,软件运行时打开别的文件是通过文件名的,但万一那个文件更新了,指向新的文件很有可能会崩溃的。软件更新貌似不像您貌似得那么简单啊。

读完有点不理解的地方?
“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%。”

为什么是每1kb设置一个inode呢?
inode中记录文件数据block的位置, 那么说明文件最小就是一个block的大小了?
规划inode的个数就可以先算硬盘最多有多少个block(文件)
所以 inode个数 应该是小于 硬盘大小/block大小?

我在想一个问题,阮大哥为什么能涉猎广泛,想来想去,突然我想到很久前自己刚接触电脑那会,关于电脑的一切,我都有兴趣,后来慢慢的接触多了,就只局限于对某个领域的学习了。

是不是可以这样认为,阮大哥对电脑的好奇心一直保持在一种非常高的状态,所以,才能对那么多个领域都有所涉猎呢。

而要保持这种好奇心,对于我来说,只能是看到那种领域的知识是不是对于自己是不是有用。

自从看完《我是传奇》这部电影以后,我就有了一种意识,很多时候,当周围或者说一定范围内,只有靠你自己的能力来生存的时候,自己平时的知识就将决定你的命运。所以,从现在起,我要培养自己对知识的积累,相信有一天这些知识在自己面临困境(假设一下:当在一个完全没有网络的环境里,我需要设计一套xx系统,而我所知道的关于这方面的知识的价值远比网络上目前能查到的知识大)的时候,能派上用场。

不是说不删除留言吗?
怎么把我的留言删除了?
失望!

写得很好,非常清晰,排版也很好。

读完这篇文章,我才找到了前不久服务器硬盘空间未满但是无法创建文件的原因,感谢作者!

请教下linux进程读取一个文件,会把这inode信息对到进程的内存空间去吗?

如何获取一个文件的struct inode结构体?

“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)。”


根目录是个例外。

引用Liszt的发言:

“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)。”


根目录是个例外。

根目录也是一样的。.和..都是指向自己

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。

其实这句话就是所谓的内部碎片是吗??

不错,读完之后对 inode 有了更深入的了解,也明白了硬链接、软链接、平滑升级的原理。

引用酷呗的发言:

好文章。特殊作用的第3点的意思是,新版文件的更新是更新在新的block上,然后下一次运行的时候旧inode被回收同时旧文件被删除么?那下一次运行的话是通过什么来让文件名指向新的inode呢?

阮兄的文章里已经写了,旧版的软件运行只需要inode,不需要文件名,文件名在更新的时候直接指向新的软件,这样旧版的软件在停止运行的时候所占用的block和inode直接被回收。

读完之后对 inode 有了更深入的了解

引用coder_L的发言:


根目录也是一样的。.和..都是指向自己



前一句话刚说出,后面一句就把前面那句否定了
如果. 和 ..都是指向自己,是不是应该是3+子目录数

引用rabbit的发言:

每1k或2k设置一个inode,而block的大小为4k,一个文件至少占用一个block(4k),可用的inode应该远多余文件的数量,应该不会出现文中描述的“inode已经用光,但是硬盘还未存满的情况”,不知道我的理解是否有偏差?

inode数量在硬盘格式化时就已经定了,所以会造成inode用光的情况。

阮老师,硬链接创建后通过ls -li显示目标文件和硬链接的大小都是一样的,而软链接的大小比目标文件小很多,可是为什么说创建硬链接不会消耗空间,而软链接是创建了文件消耗空间,谢谢!

引用sky的发言:

阮老师,硬链接创建后通过ls -li显示目标文件和硬链接的大小都是一样的,而软链接的大小比目标文件小很多,可是为什么说创建硬链接不会消耗空间,而软链接是创建了文件消耗空间,谢谢!

硬链接没有产生新的inode,使用命令看到的大小实际上是原来的文件的大小。 软链接产生了新的inode,使用命令看到的大小是软连接所指向的文件路径字符串的大小。

好文。 终于理解了硬链接和软连接!

虽然作者写得不错,但缺少整个知识点连贯性和系统性,《鸟哥的私房菜》里面对整个文件系统都讲得比较透彻,没有那种空中楼阁得感觉。建议大家看看。

阮大哥,有没有方法通过发送命令的方式来获取Linux文件系统的所有inode列表呢?目的是扫描扇区,获取已经占用的block呢?

请问楼主,inode号码是从多少开始的?

请问有没有比较好的方法可以检查u盘里面(或硬盘里面)的数据有没有变动, 也包含只是移动文件夹

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