Linux inode 学习.docx
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Linuxinode学习
Linuxinode学习
在Linux文件系统中，很多人对Inode都不太明白，今天我就和大家一起来分享一下我对Inode的认识，如果有理解错误的地方，请大家多多批评指点。
先看看Inode的结构图
再来了解一下文件系统如何存取文件的
1、根据文件名，通过Directory里的对应关系，找到文件对应的Inodenumber
2、再根据Inodenumber读取到文件的Inodetable
3、再根据Inodetable中的Pointer读取到相应的Blocks
这里有一个重要的内容，就是Directory，他不是我们通常说的目录，而是一个列表，记录了一个文件/目录名称对应的Inodenumber。
如下图
Directory:
Adirectoryisamappingbetweenthehumannameforthefileandthecomputer'sinodenumber.
所以说，这个Directory不是文件，我们可以看作是文件系统中的一个属性，只是用来关键文件名与Inodenumber。
这个一定要理解好，否则后面关于硬链接的内容，就不容易理解了。
我在一天一点学习Linux之文件与目录权限的基本概念中讲到
第二栏表示的是有多少文件连接到inode
如果是一个文件，此时这一字段表示这个文件所具有的硬链接数，
如果是一个目录，则此字段表示该目录所含子目录的个数。
现在是不是容易理解了？
如果你还不是很明白，那么下面我们就再通过实例让大家明白。
我们以RHEL6系统为例
在根目录下创建一个test目录，我们进入此目录，进行操作。
[root@yufeitest]#pwd
/test
[root@yufeitest]#touchtestfile
[root@yufeitest]#mkdirtestdir
创建实验文件和目录
[root@yufeitest]#ls-li
total4
977drwxr-xr-x.2rootroot4096Apr516:
48testdir
976-rw-r--r--.1rootroot0Apr516:
47testfile
查看到文件与目录的Inode和inodecount分别为
977<----->2<----->testdir
976<----->1<----->testfile
现在目录的链接数为2，文件的链接数为1。
为什么会这样呢？
其实很好理解。
对于目录而言，每个目录里面肯定会有两个特殊目录，那就是.和..这两个目录，我们前面的课程中也讲到，.表示当前的目录，而..则是表示上层目录。
我们也知道，在Linux系统中，是从根来开始查找的，要想找到某个目录，必需要先找到他的上层目录，所以说，空目录（严格的来说，不能叫空目录）是有两个链接到相应的Inodenumber的。
作为文件很明显，他只有一个链接到相应的Inodenumber。
也不用多说，
下面我们就来看看这个链接数是如何改变的。
继续上面的操作
[root@yufeitest]#lntestfiletestfile.hard
[root@yufeitest]#ln-stestfiletestfile.soft
对testfile建立一个硬链接和一个软链接
[root@yufeitest]#ls-il
total4
977drwxr-xr-x.2rootroot4096Apr516:
48testdir
976-rw-r--r--.2rootroot0Apr516:
47testfile
976-rw-r--r--.2rootroot0Apr516:
47testfile.hard
978lrwxrwxrwx.1rootroot8Apr517:
03testfile.soft->testfile
再查看文件和目录的属性，我们就发现：
创建一个硬链接后，testfile的inodecount增加了一个。
而且testfile和testfile.hard这两个的Inodenumber是一样的。
这个硬链接就是重新创建了一个文件名对应到原文件的Inode。
实质就是在Directory中增加了一个新的对应关系。
通过这个例子，你是不是更清楚了，这个Inodecount的含义了。
他就是指，一个Inode对应了多少个文件名。
下面我们再来看看硬链接的其他特点
[root@yufei~]#watch-n1"df-i;df"
Every1.0s:
df-i;dfTueApr521:
52:
532011
FilesystemInodesIUsedIFreeIUse%Mountedon
/dev/sda196099210541585557711%/
tmpfs639461639451%/dev/shm
Filesystem1K-blocksUsedAvailableUse%Mountedon
/dev/sda11511872827476121160311620%/
tmpfs25578402557840%/dev/shm
用上面的命令可以实时查看系统中所剩的block和inode的变化数量。
建议大家不要用deumpe2fs和tune2fs这两个命令，如果使用他们来查看的话，将会很郁闷——你会发现，你无论怎么创建文件或对文件写入内容，Inode和block的值都不会变，除非你每操作一次，重新启动一次系统，而用了上面的命令，就是第秒钟监视他们的变化情况。
关于df的命令使用，大家可以自行查看帮助进行学习。
当然还有du这个命令，他们都和文件系统有关。
我们再来创建一个硬链接
[root@yufeitest]#ls-li
total4
977drwxr-xr-x.2rootroot4096Apr516:
48testdir
976-rw-r--r--.2rootroot0Apr516:
47testfile
976-rw-r--r--.2rootroot0Apr516:
47testfile.hard
978lrwxrwxrwx.1rootroot8Apr517:
03testfile.soft->testfile
[root@yufeitest]#lntestfiletestfile.hard1
[root@yufeitest]#ls-li
total4
977drwxr-xr-x.2rootroot4096Apr516:
48testdir
976-rw-r--r--.3rootroot0Apr516:
47testfile
976-rw-r--r--.3rootroot0Apr516:
47testfile.hard
976-rw-r--r--.3rootroot0Apr516:
47testfile.hard1
978lrwxrwxrwx.1rootroot8Apr517:
03testfile.soft->testfile
可以再观察一下Inodecount和Inodenumber的对应关系。
下面再看看inodes和blocks的变化
[root@yufei~]#watch-n1"df-i;df"
Every1.0s:
df-i;dfTueApr521:
53:
382011
FilesystemInodesIUsedIFreeIUse%Mountedon
/dev/sda196099210541585557711%/
tmpfs639461639451%/dev/shm
Filesystem1K-blocksUsedAvailableUse%Mountedon
/dev/sda11511872827476121160311620%/
tmpfs25578402557840%/dev/shm
我们发现，inodes和blocks是没有减少的，所以说，硬链接是不会占用磁盘的空间的。
如果说删除硬链接的话，就会改变Inodecount的数量。
硬链接还有其他的两个特性：
不能跨Filesystem也不能link目录。
下面再来看看这个软链接
[root@yufeitest]#ls-iltestfile.softtestfile
976-rw-r--r--.3rootroot0Apr521:
50testfile
978lrwxrwxrwx.1rootroot8Apr521:
52testfile.soft->testfile
他的Inodenumber和原文件不一样。
而且大小也发生了变化。
可见，这个软链接是重新建立了一个文件，而文件是指向到原文件，而不是指向原Inode。
当然他会占用掉inode与block。
当我们删除了源文件后，链接文件不能独立存在，虽然仍保留文件名，但我们却不能查看软链接文件的内容了。
但软链接是可以跨文件系统，而且是可以链接目录。
他就相当于windows系统下的快捷方式一样。
通过这个特性，我们可以通过软链接解决某个分区inodeconut不足的问题（软链接到另一个inodecount足够多的分区）。
接下来，我们再来分析一下复制文件、移动文件和删除文件对inode的影响
[root@yufei~]#watch-n1"df-i;df"
Every1.0s:
df-i;dfTueApr521:
57:
382011
FilesystemInodesIUsedIFreeIUse%Mountedon
/dev/sda196099210541585557711%/
tmpfs639461639451%/dev/shm
Filesystem1K-blocksUsedAvailableUse%Mountedon
/dev/sda11511872827476121160311620%/
tmpfs25578402557840%/dev/shm
[root@yufeitest]#ls-li
total4
977drwxr-xr-x.2rootroot4096Apr516:
48testdir
976-rw-r--r--.3rootroot0Apr518:
54testfile
976-rw-r--r--.3rootroot0Apr518:
54testfile.hard
976-rw-r--r--.3rootroot0Apr518:
54testfile.hard1
978lrwxrwxrwx.1rootroot8Apr517:
03testfile.soft->testfile
我们先记录以上的信息
先看复制文件的情况
[root@yufeitest]#cptestfiletestfile.cp
[root@yufeitest]#ls-li
976-rw-r--r--.3rootroot0Apr521:
50testfile
979-rw-r--r--.1rootroot0Apr521:
58testfile.cp
我们只对比这两个文件，发现Inodenumber不一样，我们再来看看inodes和blocks的剩余情况
Every1.0s:
df-i;dfTueApr522:
02:
492011
FilesystemInodesIUsedIFreeIUse%Mountedon
/dev/sda196099210541685557611%/
tmpfs639461639451%/dev/shm
Filesystem1K-blocksUsedAvailableUse%Mountedon
/dev/sda11511872827476201160310820%/
tmpfs25578402557840%/dev/shm
发现inodes减少了一个，而blocks也少了，这就说明，复制文件是创建文件，并占Inode和Block的。
文件创建过程是：
先查找一个空的Inode，写入新的Inodetable，创建Directory，对应文件名，向block中写入文件内容
关于移动文件和删除文件的实验，大家可以自己动手来实践吧。
我直接给出相应的说明。
移动文件，他分两种情况：
在同一个文件系统中移动文件时
创建一个新的文件名和Inode的对应关系（也就是在Directory中写入信息），然后在Directory中删除旧的信息，更新CTIME，其他的信息如Inode等等均无任何影响
在不同文件系统移动文件时
先查找一个空的Inode，写入新的Inodetable，创建Directory中的对应关系，向block中写入文件内容，同时还会更改CTIME。
删除文件
他实质上就是减少linkcount，当linkcount为0时，就表示这个Inode可以使用，并把Block标记为可以写,但并没有清除Block里面数据，除非是有新的数据需要用到这个block。
最后我们来做个总结：
1、一个Inode对应一个文件，而一个文件根据其大小，会占用多块blocks。
2、更为准确的来说，一个文件只对应一个Inode。
因为硬链接其实不是创建新文件，只是在Directory中写入了新的对应关系而已。
3、当我们删除文件的时候，只是把Inode标记为可用，文件在block中的内容是没有被清除的，只有在有新的文件需要占用block的时候，才会被覆盖。
附录：
kernel部分inode数据结构列表
、*
*索引节点对象由inode结构体表示，定义文件在linux/fs.h中
*/
structinode{
structhlist_nodei_hash;/*哈希表*/
structlist_headi_list;/*索引节点链表*/
structlist_headi_dentry;/*目录项链表*/
unsignedlongi_ino;/*节点号*/
atomic_ti_count;/*引用记数*/
umode_ti_mode;/*访问权限控制*/
unsignedinti_nlink;/*硬链接数*/
uid_ti_uid;/*使用者id*/
gid_ti_gid;/*使用者id组*/
kdev_ti_rdev;/*实设备标识符*/
loff_ti_size;/*以字节为单位的文件大小*/
structtimespeci_atime;/*最后访问时间*/
structtimespeci_mtime;/*最后修改（modify）时间*/
structtimespeci_ctime;/*最后改变（change）时间*/
unsignedinti_blkbits;/*以位为单位的块大小*/
unsignedlongi_blksize;/*以字节为单位的块大小*/
unsignedlongi_version;/*版本号*/
unsignedlongi_blocks;/*文件的块数*/
unsignedshorti_bytes;/*使用的字节数*/
spinlock_ti_lock;/*自旋锁*/
structrw_semaphorei_alloc_sem;/*索引节点信号量*/
structinode_operations*i_op;/*索引节点操作表*/
structfile_operations*i_fop;/*默认的索引节点操作*/
structsuper_block*i_sb;/*相关的超级块*/
structfile_lock*i_flock;/*文件锁链表*/
structaddress_space*i_mapping;/*相关的地址映射*/
structaddress_spacei_data;/*设备地址映射*/
structdquot*i_dquot[MAXQUOTAS];/*节点的磁盘限额*/
structlist_headi_devices;/*块设备链表*/
structpipe_inode_info*i_pipe;/*管道信息*/
structblock_device*i_bdev;/*块设备驱动*/
unsignedlongi_dnotify_mask;/*目录通知掩码*/
structdnotify_struct*i_dnotify;/*目录通知*/
unsignedlongi_state;/*状态标志*/
unsignedlongdirtied_when;/*首次修改时间*/
unsignedinti_flags;/*文件系统标志*/
unsignedchari_sock;/*可能是个套接字吧*/
atomic_ti_writecount;/*写者记数*/
void*i_security;/*安全模块*/
__u32i_generation;/*索引节点版本号*/
union{
void*generic_ip;/*文件特殊信息*/
}u;
};
/*
*索引节点的操作inode_operations定义在linux/fs.h中
*/
structinode_operations{
int（*create）（structinode*,structdentry*,int）;
/*VFS通过系统调用create（）和open（）来调用该函数，从而为dentry对象创建一个新的索引节点。
在创建时使用mode制定初始模式*/
structdentry*（*lookup）（structinode*,structdentry*）;
/*该韩式在特定目录中寻找索引节点，该索引节点要对应于dentry中给出的文件名*/
int（*link）（structdentry*,structinode*,structdentry*）;
/*该函数被系统调用link（）电泳，用来创建硬连接。
硬链接名称由dentry参数指定，连接对象是dir目录中ld_dentry目录想所代表的文件*/
int（*unlink）（structinode*,structdentry*）;
/*该函数被系统调用unlink（）调用，从目录dir中删除由目录项dentry制动的索引节点对象*/
int（*symlink）（structinode*,structdentry*,constchar*）;
/*该函数被系统电泳symlik（）调用，创建符号连接，该符号连接名称由symname指定，连接对象是dir目录中的dentry目录项*/
int（*mkdir）（structinode*,structdentry*,int）;
/*该函数被mkdir（）调用，创建一个新鲁姆。
创建时使用mode制定的初始模式*/
int（*rmdir）（structinode*,structdentry*）;
/*该函数被系统调用rmdir（）调用，删除dir目录中的dentry目录项代表的文件*/
int（*mknod）（structinode*,structdentry*,int,dev_t）;
/*该函数被系统调用mknod（）调用，创建特殊文件（设备文件、命名管道或套接字）。
要创建的文件放在dir目录中，其目录项问dentry，关联的设备为rdev，初始权限由mode指定*/
int（*rename）（structinode*,structdentry*,
structinode*,structdentry*）;
/*VFS调用该函数来移动文件。
文件源路径在old_dir目录中，源文件由old_dentry目录项所指定，目标路径在new_dir目录中，目标文件由new_dentry指定*/
int（*readlink）（structdentry*,char*,int）;
/*该函数被系统调用readlink（）调用，拷贝数据到特定的缓冲buffer中。
拷贝的数据来自dentry指定的符号链接，最大拷贝大小可达到buflen字节*/
int（*follow_link）（structdentry*,structnameidata*）;
/*该函数由VFS调用，从一个符号连接查找他指向的索引节点，由dentry指向的连接被解析*/
int（*put_link）（structdentry*,structnameidata*）;
/*在follow_link（）调用之后，该函数由vfs调用进行清楚工作*/
void（*truncate）（structinode*）;
/*该函数由VFS调用，修改文件的大小，在调用之前，索引节点的i_size项必须被设置成预期的大小*/
int（*permission）（structinode*,int）;
/*该函数用来检查给低昂的inode所代表的文件是否允许特定的访问模式，如果允许特定的访问模式，返回0，否则返回负值的错误码。
多数文件系统都将此区域设置为null，使用VFS提供的通用方法进行检查，这种检查操作仅仅比较索引及诶但对象中的访问模式位是否和mask一致，比较复杂的系统，比如支持访问控制链（ACL）的文件系统，需要使用特殊的permission（）方法*/
int（*setattr）（structdentry*,structiattr*）;
/*该函数被notify_change调用，在修改索引节点之后，通知发生了改变事件*/
int（*getattr）（structvfsmount*,structdentry*,structkstat*）;
/*在通知索引节点需要从磁盘中更新时，VFS会调用该函数*/
int（*setxattr）（stru
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