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  • 深入浅出理解linux inode结构【转】

    本文转载自:https://blog.csdn.net/fantasyhujian/article/details/9151615

    一、inode是什么?

    参考文档:http://tech.diannaodian.com/dw/lin/2012/0112/154629.html

      做Android底层驱动或者嵌入式Linux的程序猿经常会遇到一个叫inode的结构体,该结构体非常的重要,但是也比较难懂,所以写一篇理解该inode结构的博客是非常的有必要,废话不多说,先看inode结构体的定义!

    struct inode

      索引节点对象由inode结构体表示,定义文件在linux/fs.h中。

      struct inode {

      struct hlist_node i_hash; 哈希表

      struct list_head i_list; 索引节点链表

      struct list_head i_dentry; 目录项链表

      unsigned long i_ino; 节点号

      atomic_t i_count; 引用记数

      umode_t i_mode; 访问权限控制

      unsigned int i_nlink; 硬链接数

      uid_t i_uid; 使用者id

      gid_t i_gid; 使用者id组

      kdev_t i_rdev; 实设备标识符

      loff_t i_size; 以字节为单位的文件大小

      struct timespec i_atime; 最后访问时间

      struct timespec i_mtime; 最后修改(modify)时间

      struct timespec i_ctime; 最后改变(change)时间

      unsigned int i_blkbits; 以位为单位的块大小

      unsigned long i_blksize; 以字节为单位的块大小

      unsigned long i_version; 版本号

      unsigned long i_blocks; 文件的块数

      unsigned short i_bytes; 使用的字节数

      spinlock_t i_lock; 自旋锁

      struct rw_semaphore i_alloc_sem; 索引节点信号量

      struct inode_operations *i_op; 索引节点操作表

      struct file_operations *i_fop; 默认的索引节点操作

      struct super_block *i_sb; 相关的超级块

      struct file_lock *i_flock; 文件锁链表

      struct address_space *i_mapping; 相关的地址映射

      struct address_space i_data; 设备地址映射

      struct dquot *i_dquot[MAXQUOTAS];节点的磁盘限额

      struct list_head i_devices; 块设备链表

      struct pipe_inode_info *i_pipe; 管道信息

      struct block_device *i_bdev; 块设备驱动

      unsigned long i_dnotify_mask;目录通知掩码

      struct dnotify_struct *i_dnotify; 目录通知

      unsigned long i_state; 状态标志

      unsigned long dirtied_when;首次修改时间

      unsigned int i_flags; 文件系统标志

      unsigned char i_sock; 套接字

      atomic_t i_writecount; 写者记数

      void *i_security; 安全模块

      __u32 i_generation; 索引节点版本号

      union {

      void *generic_ip;文件特殊信息

      } u;

      };  

    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"。

     参考文档:http://blog.163.com/xujian900308@126/blog/static/12690761520119198237958/

     
    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
     
    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),这里的2是父目录对其的“硬链接”和当前目录下的".硬链接“。
    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。

    九 实际问题

    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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