【Inode】
inode (index node)是指在许多“类Unix文件系统”中的一种数据结构，用于描述文件系统对象（包括文件、目录、设备文件、socket、管道等）。每个inode保存了文件系统对象数据的属性和磁盘块位置。文件系统对象属性包含了各种元数据（如：最后修改时间） ，也包含用户组（owner ）和权限数据。
==命名==
Unix先驱丹尼斯·里奇说，inode这个命名的来源可能是文件系统的存储组织为一个扁平数组，分层目录资讯使用一个数作为文件系统这个扁平数组的索引值（index）。
==细节==
Unix上的文件描述符、文件表与inode表
文件系统创建（格式化）时，就把存储区域分为两大连续的存储区域。一个用来保存文件系统对象的元信息数据，这是由inode组成的表，每个inode默认是256字节或者128字节。另一个用来保存“文件系统对象”的内容数据，划分为512字节的扇区，以及由8个扇区组成的4K字节的块。块是读写时的基本单位。一个文件系统的inode的总数一般情况下是固定的。这限制了该文件系统所能存储的文件系统对象的总数目。典型的实现下，所有inode占用了文件系统1%左右的存储容量。
文件系统中每个“文件系统对象”对应一个“inode”数据，并用一个整数值来辨识。这个整数常被称为inode号码（“i-number”或“inode number”）。由于文件系统的inode表的存储位置、总条目数量都是固定的，因此可以用inode号码去索引查找inode表。
Inode存储了文件系统对象的一些元信息，如所有者、访问权限（读、写、执行）、类型（是文件还是目录）、内容修改时间、inode修改时间、上次访问时间、对应的文件系统存储块的地址，等等。知道了1个文件的inode号码，就可以在inode元数据中查出文件内容数据的存储地址。
文件名与目录名是“文件系统对象”便于使用的别名。一个文件系统对象可以有多个别名，但只能有一个inode，并用这个inode来索引文件系统对象的存储位置。
* inode不包含文件名或目录名的字符串，只包含文件或目录的“元信息”。
* Unix的文件系统的目录也是一种文件。打开目录，实际上就是读取“目录文件”。目录文件的结构是一系列目录项（dirent）的列表。每个目录项，由两部分组成：所包含文件或目录的名字，以及该文件或目录名对应的inode号码。
*文件系统中的一个文件是指存放在其所属目录的“目录文件”中的一个目录项，其所对应的inode的类别为“文件”；文件系统中的一个目录是指存放在其“父目录文件”中的一个目录项，其所对应的inode的类别为“目录”。可见，多个“文件”可以对应同一个inode；多个“目录”可以对应同一个inode。
*文件系统中如果两个文件或者两个目录具有相同的inode号码，那么就称它们是“硬链接”关系。实际上都是这个inode的别名。换句话说，一个inode对应的所有文件（或目录）中的每一个，都对应着文件系统某个“目录文件”中唯一的一个目录项。
*创建一个目录时，实际做了3件事：在其“父目录文件”中增加一个条目；分配一个inode；再分配一个存储块，用来保存当前被创建目录包含的文件与子目录。被创建的“目录文件”中自动生成两个子目录的条目，名称分别是：“.”和“..”。前者与该目录具有相同的inode号码，因此是该目录的一个“硬链接”。后者的inode号码就是该目录的父目录的inode号码。所以，任何一个目录的"硬链接"总数，总是等于它的子目录总数（含隐藏目录）加2。即每个“子目录文件”中的“..”条目，加上它自身的“目录文件”中的“.”条目，再加上“父目录文件”中的对应该目录的条目。
* 通过文件名打开文件，实际上是分成三步实现：首先，操作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。
Linux系统使用struct inode作为数据结构名称。BSD派生的系统，使用vnode名称，其中v表示“virtual file system”。
==POSIX inode==
POSIX 标准强制规范的文件系统的行为受到传统 UNIX 文件系统的深刻影响。可以用短语“文件序列号”来形容inode，定义为文件系统范围的唯一文件标识符。上述的文件序列号和包含此文件的设备ID一起，在整个系统上对应唯一的文件。
在POSIX系统上，可使用stat系统调用取得文件的下列属性：
*以字节为单位表示的文件大小。
*设备ID，标识容纳该文件的设备。
*文件所有者的User ID。
*文件的Group ID
*文件的模式（mode），确定了文件的类型，以及它的所有者、它的group、其它用户访问此文件的权限。
*额外的系统与用户标志（flag），用来保护该文件。
*3个时间戳，记录了inode自身被修改（ctime, inode change time）、文件内容被修改（mtime, modification time）、最后一次访问（atime, access time）的时间。
*1个链接数，表示有多少个硬链接指向此inode。
*到文件系统存储位置的指针。通常是1K字节或者2K字节的存储容量为基本单位。
可以查询一个文件的inode号码及一些元信息。
==推论==
*一个文件系统对象可以有多个名字，这些具有硬链接关系的文件系统对象名字具有相同的inode号码，彼此是平等的。即首个被创建的文件并没有特殊的地位。这与符号链接不同。一个符号链接文件有自己的inode，符号链接文件的内容是它所指向的文件的名字。因此删除符号链接所指向的文件，将导致这个符号链接文件在访问时报错。
*删除一个文件或目录，实际上是把它的inode的链接数减1。这并不影响指向此inode的别的硬链接。
*一个inode如果没有硬链接，此时inode的链接数为0，文件系统将回收该inode所指向的存储块，并回收该inode自身。
*从一个inode，通常是无法确定是用哪个文件名查到此inode号码的。打开一个文件后，操作系统实际上就抛掉了文件名，只保留了inode号码来访问文件的内容。库函数getcwd()用来查询当前工作目录的绝对路径名。其实现是从当前工作目录的inode逐级查找其上级目录的inode，最后拼出整个绝对路径的名字。
*历史上，对目录的硬链接是可能的。这可以使目录结构成为一个有向图，而不是通常的目录树的有向无环图。一个目录甚至可以是自身的父目录。现代文件系统一般禁止这些混淆状态，只有根目录保持了特例：根目录是自身的父目录。这项限制最著名的一个例外可在Mac OS X（10.5或更高版本）上找到：它允许超级用户建立目录的硬链接。
*一个文件或目录在文件系统内部移动时，其inode号码不变。文件系统碎片整理可能会改变一个文件的物理存储位置，但其inode号码不变。非UNIX的FAT及其衍生的文件系统是无法实现inode不变这一特点。
*inode文件系统中安装新库十分容易。当一些进程正在使用一个库时，其它进程可以替换该库文件名字的inode号码指向新创建的inode，随后对该库的访问都被自动引导到新inode所指向的新的库文件的内容。这减少了替换库时重启系统的需要。而旧的inode的链接数已经为0，在使用旧函式库的进程结束后，旧的inode与旧函式库文件会被系统自动回收。
*一些文件系统，由于inode表在文件系统创建时就已经确定并且不能再动态增加，新增的文件数量可能会用尽inode。这导致文件系统还有空闲的存储空间，但已经没有空闲的inode可供使用了。例如，一个电子邮件服务器可能会被大量的小文件用尽所有inode，但是却没有填满文件存储空间。部分文件系统，如JFS和XFS，能够动态地增加inode，因此不会用尽inode。
==实际考虑==
系统管理员使用的很多程序往往用inode号码来替代文件名来访问文件系统。例如磁盘完整性检查程序fsck或pfiles。因此，inode号码与文件全路径名的互查是需要的。可以用find带参数选项-inum，ls带参数选项(-i做到。
==参考文献==
== 外部链接  ==
*  Anatomy Of The Linux File Systemdate=20160211033517
*  Inode definition date=20200727100213
*  Great and Clear Explanation on Inodes, Symlinks, Hardlinks date=20201112032435
*  理解inode date=20201022182124
*  一天一点学习Linux之inode详解 date=20200928145010