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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.txt
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
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
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