什么是 inode ？
文件儲存在硬盤上，硬盤的最小存儲單位叫作”扇區”（Sector）。每一個扇區儲存512字節（至關於0.5KB）。
操作系統讀取硬盤的時候，不會一個個扇區地讀取，這樣效率過低，而是一次性連續讀取多個扇區，即一次性讀取一個”塊”（block）。這種由多個扇區組成的”塊”，是文件存取的最小單位。”塊”的大小，最多見的是4KB，即連續八個 sector組成一個 block。
文件數據都儲存在”塊”中，那么很顯然，咱們還必須找到一個地方儲存文件的元信息，好比文件的建立者、文件的建立日期、文件的大小等等。這種儲存文件元信息的區域就叫作inode，中文譯名為”索引節點”。每個文件都有對應的inode（數據結構里面應該叫inode節點），里面包含了與該文件有關的一些信息。由於每個文件都必須有一個inode，因此有可能發生inode已經用光，但是硬盤還未存滿的情況。這時，就無法在硬盤上創建新文件（一個inode由inode number+inode table組成）。
我們簡單理解就是一個文件對應一個inode，而linux各個分區可用的inode一般是有限的，使用df -i 可以查看分區的inode使用率。一般經常出現硬盤空間沒占滿，但inode占滿了，這種一般是因為有大量的小文件生成， 在Linux中創建文件系統時，通常同時將會創建大量的inode，文件系統磁盤空間中大約百分之一空間分配給了inode表。在每個Linux存儲設備或存儲設備的分區（存儲設備可以是硬盤、軟盤、U盤…）被格式化為ext4、ext3、xfs等文件系統，一般生成兩部分：第一部分是Inode（很多個），第二部分是Block（很多個）。
當我們使用cp命令時，系統會分配一個空閑的inode號，在inode表中生成新條目 在目錄中創建一個目錄項，將名稱與inode編號關聯 拷貝數據生成新的文件
當我們使用rm命令時，會使鏈接數遞減，從而釋放的inode號可以被重用，把數據塊放在空閑列表中，刪除目錄項數據實際上不會馬上被刪除，但當另一個文件使用數據塊時將被覆蓋。
當我們使用mv命令時，如果mv命令的目標和源在相同的文件系統，作為mv命令,用新的文件名創建對應新的目錄項,刪除舊目錄條目對應的舊的文件名,不影響inode表(除時間戳)或磁盤上的數據位置,沒有數據被移動！如果目標和源在一個不同的文件系統，mv相當於cp和rm
關於inode的大小
假定在一塊1GB的硬盤中，每個inode節點的大小為128字節，每1KB就設置一個inode，那么inode table的大小就會達到128MB，占整塊硬盤的12.8%。（計算inode的節點數量和占據的大小）
關於inode號碼（inode number）
每個inode都有一個號碼，操作系統用inode號碼來識別不同的文件，Unix/Linux系統內部不使用文件名，而使用inode號碼來識別文件。對於系統來說，文件名只是inode number便於識別的別稱或者綽號。表面上，用戶通過文件名，打開文件。實際上，系統內部這個過程分成三步：首先，系統找到這個文件名對應的inode號碼；其次，通過inode號碼，獲取inode信息；最后，根據inode信息，找到文件數據所在的block，讀出數據。當一個分區被格式化為ext2或ext3的文件系統的時候，會自動產生inode number，每個分區都有自己的文件系統，也有一套屬於自己的inode。inode number可以決定在這個分區中存儲多少文件或目錄，因為每個文件和目錄都會有與之相對應的inode number。
元數據(metadata):用來描述一個文件的特征的系統數據。
我們也把inode區叫inode table，即inode table用於儲存文件元信息的區域。inode table記錄這個inode number對應文件所對應的metadata（元數據）。
舉例:
當你存儲一個文件之前，Linux系統會找到文件所對應的inode number。然后根據這個文件的inode number讀取到相對應的inode table。由inode table中的“pointer”可以知道文件存放在哪幾個block才能存儲這個文件。(這里是數據結構了)
注： 以后我們說磁盤滿了，就不要單單說數據被占滿了，而是inode有可能滿了，導致文件創建不成功。有時候用df -h查看空間並沒有滿，但是寫不進去東西了，就可能是inode數量被消耗殆盡了。
下面這張圖還是很說明問題
系統環境采樣：
[root@fp-web-130 ~]# cat /etc/redhat-release
CentOS Linux release 7.2.1511 (Core)
[root@fp-web-130 ~]# uname -r
3.10.0-327.el7.x86_64
一、用df -i 這個命令可以看到文件系統 inode節點數 已使用數 剩余數 已使用百分比等
[root@fp-web-130 ~]# df -i 
二、使用stat命令查看文件inode詳細信息(顯示文件和文件系統狀態（查看文件屬性）,即顯示文件的元數據(meta data) )
我們隨便拿個創建的文件看下怎么使用（另外stat * 命令直接顯示該目錄下所有文件的信息）
解釋stat結果說明：
File：文件名
Size：文件大小（單位：B）
Blocks：文件所占扇區個數，為8的倍數（通常的 Linux 的扇區大小為 512 B，連續八個扇區組成一個block）
IO Block：每個數據塊的大小（單位：B）
regular file：普通文件（此處顯示文件的類型）
Inode：文件的Inode號 ( node講解 )
Links：硬鏈接次數 (軟硬鏈接講解)
Access：權限
Uid：（屬主id/屬主名）
Gid：（屬組id/屬組名）
Access：最近訪問時間
Modify：數據改動時間
Change：元數據改動時間
以上返回的結果參數均屬於文件的元數據，元數據即用來描述數據的數據。
注: Inode:270219136 和下面的用ls -i 取得的inode號一致。
三、使用ls -i //查看某個文件的inode號
四、關於linux不能再創建文件有兩種情況
1、inode滿了，沒有清理 ，可以通過df -i 查看
2、磁盤的空間滿了，可以通過 df -h查看
五、查看inode默認節點大小
我們看到用不同文件類型方式創建了文件系統，有xfs,lvm,ext3等
[root@fp-web-130 ~]# dumpe2fs /dev/sdb5 | grep -i "inode size" //該命令用於查看ext3或ext4文件類型的inode節點默認創建的大小
[root@fp-web-130 ~]# dumpe2fs /dev/sda1|egrep -i "block size|Inode size" //我們同樣用這個命令來查看xfs會出錯，dumpe2fs 不支持
所以我們使用 xfs_info 或 xfs_growfs來查看xfs文件格式的inode默認創建的大小（super-block我們翻譯為超級塊）
[root@fp-web-130 ~]# xfs_info /dev/sda1
六、可以用inode刪除文件（linux系統級別是通過inode號來查找文件的，所以效率更高）
[root@fp-web-130 src]# touch test.txt
[root@fp-web-130 src]# ll -i test.txt
330651 -rw-r--r-- 1 root root 0 Feb 8 22:11 a
[root@fp-web-130 src]# rm `find . -inum 330651`
rm: remove regular empty file ‘./text.txt’? yes
[root@fp-web-130 src]# ll
total 0
七、超級塊（super-block）
超級塊用於存儲一個已安裝的文件系統全局配置參數(例如：塊大小，總的塊數和inode)和動態信息(例如：當前空閑塊數和inode數)，其處於文件系統開始位置的1K處，所占大小為1KB，為了系統的健壯性，最初每個塊組都有超級塊和組描述符表(GDT)一個拷貝，但是當文件很大時，這樣浪費很多塊(尤其是GDT占用的塊多)，后來采用了一種稀疏的方式存儲這些拷貝，只有快組號是3，5，7的冪的塊組才拷貝這個拷貝。通常情況下，只有主拷貝(第0塊塊組)的超級塊信息被文件系統使用，其他拷貝在文件系統被破壞的情況下才使用
八、理解下inode結構體
先看inode結構體的定義，inode 結構包含大量關於文件的信息，inode 結構由內核在內部用來表示文件
struct inode
索引節點對象由inode結構體表示，定義文件在linux/fs.h中。
struct inode {
undefined
struct hlist_node i_hash; 哈希表
struct list_head i_list; 索引節點鏈表
struct list_head i_dentry; 目錄項鏈表
unsigned long i_ino; 節點號
atomic_t i_count; 引用記數
umode_t i_mode; 訪問權限控制
unsigned int i_nlink; 硬鏈接數
uid_t i_uid; 使用者id
gid_t i_gid; 使用者id組
kdev_t i_rdev; 實設備標識符
loff_t i_size; 以字節為單位的文件大小
struct timespec i_atime; 最后訪問時間
struct timespec i_mtime; 最后修改(modify)時間
struct timespec i_ctime; 最后改變(change)時間
unsigned int i_blkbits; 以位為單位的塊大小
unsigned long i_blksize; 以字節為單位的塊大小
unsigned long i_version; 版本號
unsigned long i_blocks; 文件的塊數
unsigned short i_bytes; 使用的字節數
spinlock_t i_lock; 自旋鎖
struct rw_semaphore i_alloc_sem; 索引節點信號量
struct inode_operations *i_op; 索引節點操作表
struct file_operations *i_fop; 默認的索引節點操作
struct super_block *i_sb; 相關的超級塊
struct file_lock *i_flock; 文件鎖鏈表
struct address_space *i_mapping; 相關的地址映射
struct address_space i_data; 設備地址映射
struct dquot *i_dquot[MAXQUOTAS];節點的磁盤限額
struct list_head i_devices; 塊設備鏈表
struct pipe_inode_info *i_pipe; 管道信息
struct block_device *i_bdev; 塊設備驅動
unsigned long i_dnotify_mask;目錄通知掩碼
struct dnotify_struct *i_dnotify; 目錄通知
unsigned long i_state; 狀態標志
unsigned long dirtied_when;首次修改時間
unsigned int i_flags; 文件系統標志
unsigned char i_sock; 套接字
atomic_t i_writecount; 寫者記數
void *i_security; 安全模塊
__u32 i_generation; 索引節點版本號
union {
undefined
void *generic_ip;文件特殊信息
} u;
};
九、文件描述符（區別於inode）
inode 或i節點是指對文件的索引。如一個系統，所有文件是放在磁盤或flash上，就要編個目錄來說明每個文件在什么地方，有什么屬性，及大小等。就像書本的目錄一樣，便於查找和管理。這目錄是操作系統需要的，用來找文件或叫管理文件。許多操作系統都用到這個概念，如linux， 某些嵌入式文件系統等。當然，對某個系統來說，有許多i節點。所以對i節點本身也是要進行管理的。
在linux中，內核通過inode來找到每個文件，但一個文件可以被許多用戶同時打開或一個用戶同時打開多次。這就有一個問題，如何管理文件的當前位移量，因為可能每個用戶打開文件后進行的操作都不一樣，這樣文件位移量也不同，當然還有其他的一些問題。所以linux又搞了一個文件描述符（file descriptor）這個東西，來分別為每一個用戶服務。每個用戶每次打開一個文件，就產生一個文件描述符，多次打開就產生多個文件描述符，一一對應，不管是同一個用戶，還是多個用戶。該文件描述符就記錄了當前打開的文件的偏移量等數據。所以一個i節點可以有0個或多個文件描述符。多個文件描述符可以對應一個i節點。