共计 3169 个字符，预计需要花费 8 分钟才能阅读完成。
| 导读 | 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 ”。
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。
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。
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.txtUnix/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 /etcls - 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）, 这里的 2 是父目录对其的“硬链接”和当前目录下的 ”. 硬链接“。
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
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。
在一台配置较低的 Linux 服务器（内存、硬盘比较小）的 /data 分区内创建文件时，系统提示磁盘空间不足，用 df - h 命令查看了一下磁盘使用情况，发现 /data 分区只使用了 66%，还有 12G 的剩余空间，按理说不会出现这种问题。后来用 df -i 查看了一下 /data 分区的索引节点(inode)，发现已经用满(IUsed=100%)，导致系统无法创建新目录和文件。
查找原因：
/data/cache 目录中存在数量非常多的小字节缓存文件，占用的 Block 不多，但是占用了大量的 inode。
解决方案：
1、删除 /data/cache 目录中的部分文件，释放出 /data 分区的一部分 inode。
2、用软连接将空闲分区 /opt 中的 newcache 目录连接到 /data/cache，使用 /opt 分区的 inode 来缓解 /data 分区 inode 不足的问题：
ln -s /opt/newcache /data/cache
