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什么是inodes ?
要提到 inode 之前，我们得先来了解一下硬盘的整体构造才行！硬盘里面有多个硬盘盘组合在一起，而一个硬盘盘可以如下图所示，硬盘盘为圆形的，其中，每一个硬盘盘上面都有个可以读写的磁头( Head )，而当这个磁头固定住，让硬盘盘转一圈，那么那一个圆形的就是磁道(
磁头 ( Head ) ：可擦写的金属磁盘；
磁道 ( Track ) ：读写头转一圈 ( 同心圆的一圈 ) 的量；
扇区 ( Sector ) ：最小的物理储存量。
好了，知道了大体的硬盘构造之后，再来谈一谈怎么硬盘分割( partition )呢？我们在进行硬盘分割的时候，最小都是以磁柱为单位进行分割的，那么分割完成之后自然就是格式化( format )啰，在 linux 里面我们在进行格式化的时候必须要考虑到 Block 与 inode 的信息，这个 block 还好理解，他是我们磁盘可以记录的最小单位，是由数个 sector 所组成的，所以他的大小通常为 n*512 bytes ，例如 4K 。那么 inode 是什么？ Block 是记录『档案内容数据』的地区，而 inode 则是记录『该档案的属性、及该档案放置在哪一个 Block 之内』的信息！所以，每个档案都会占用到至少一个 inode 。而当我们 linux 系统要找到这个档案时，他会先去搜寻 inode table 找到这个档案的属性及数据放置的地区，然后再到数据去找到数据存放的 Block 进而将数据取出利用。这个 inode 数目在一开始就会被设定好，他的设定方式通常是利用 ( 硬盘大小 / 一个容量 )，这个容量至少应该比 Block 要大一些较佳，例如刚刚的 Block 订为 4K ，那么 inode 可以订为 8K 左右。所以，一颗 1GB 的硬盘，如果以 8K 来规划他的 inode 数时，他的 inode 就会有 131072 个 inode 啦！而一个 inode 的大小为 128 bytes 这么大！这么一来的话，我们就可以清楚的知道了，那就是一个 partition 格式化为一个 filesystem 之后，基本上，他一定会有 inode table 与 data area 两个区块，一个用来记录档案的信息与该档案放置的 block 区块，一个用来记录档案的内容！
由于我们 linux 在读取数据的时候，是先查询 inode table 以得到数据是放在那个 Block 里面，然后再去该 Block 里面读取真正的数据内容！然后，那个 block 是我们在格式化硬盘的时候规定出来的一个值，这个 block 是由 2 的 n 次方个 sector 所集结而成的！所以，他是 0.5K 的倍数喔！假设我们 block 规划为 4KBytes 好了，那么由于一个 inode 与一个 block 最多均只纪录一个档案，所以，哈哈！如果你的一个档案有 0.1 K bytes 这么大时，你要晓得的是，由于你的 block 为 4K bytes ，因此，你就会有 3.9 Kbytes 的空间『浪费掉』喔！所以，当你在格式化硬盘的时候，请千万注意到你的系统未来的使用方向喔！
当 block 越小 ( 最小为 0.5K ) 、inodes 越多，可利用空间越多，但是大档案写入效率较差：适合档案数量多但是档案容量小的系统，例如 BBS 或者新闻群组 news 这方面的服务之系统；
当 block 越大 ( 最大可到 16 * 0.5K 以上 ) 、 inodes 数越少，大档案写入效率较佳，但浪费的空间较多：适合档案容量大的系统。
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ln
OK！知道了什么是 inode 与他的功能之后，接着下来就要来介绍 link 这个玩意儿了！说到 link 其实也没有什么大不了的，说穿了，就真的有点像是 Windows 的『快捷方式』一样，不过， link 的功能要好的多呦！ Link 又分为 hard link 与 symbolic link 两种方式，分别来谈一谈：
Hard Links：
刚刚说过，当系统要读取某一个档案的时候，就会先去读 inode table ，然后再根据 inode 的信息到 block area 去将数据取出来利用！而 hard link 就是直接再建立一个 inode 连结到档案放置的 block 区块。也就是说，进行 hard link 的时候，实际上，你的档案内容不会改变，只是你在查询的时候，利用原来的 inode 与后来的 inode 均可被指定到该档案放置的地点，因此两个档案的内容会是一样的！所以读取任何一个 inode 的结果都是存取在同一个档案的内容就是了。不过，这样一来就有个问题啦，因为 inode 是会连结到 block 区域去的，而『目录』本身仅消耗 inode 而已，那么一来的话， hard link 不就不能 link 目录啦？对的！没错！ Hard link 有两个最大的限制：
不能跨 filesystem ，因为不同的 filesystem 有不同的 inode table 嘛！
不能 link 目录！
Symbolic Links：
相对于 hard link ， Symbolic link 可就好理解多了，基本上，他就是在建立一个独立的档案，而这个档案会让数据读取指向他 link 的那个档案内容！由于只是利用档案来做为指向的动作，所以，当来源档被删除之后，symbolic link 的档案会『开不了』，会一直说『无法开启某档案！』
所以，看样子，似乎 hard link 比较安全，因为即使某一个 inode 被杀掉了，只要有任何一个 inode 存在，那么该档案就不会不见！不过，不幸的是，由于 Hard Link 的限制太多了，包括无法做『目录』的 link ，所以在用途上面是比较受限的！反而是 Symbolic Link 的使用方向较广喔！好了，说的天花乱坠，看您也差不多快要昏倒了！没关系，实作一下就知道怎么回事了！
特别留意，底下的案例中，我们是将系统的设定文件 copy 到 /root/test 底下进行测试用的，请不要在 /etc/ 底下做，未来我们的工作目录都会在 /root/test 底下进行，这有个好处，是可以让您清楚的知道，这是用来 test 用的啦！
语法： [root @test /root ]# ln [-s] [来源档] [目的档]
参数说明：
-s :提供连结档的连结！如果直接以 ln 不加任何参数的话，那么就属于 hard link 啰！
范例：
[root @test /root]# mkdir test
[root @test /root]# cd test
[root @test /test]# cp /usr/bin/passwd .
0. 原本的信息：
[root @test /test]# ll
-rw-r--r-- 1 root root 13476 Jun 26 11:31 passwd
[root @test /test]# du -k <==查看该目录下的占用硬盘空间
20
1. Hard Link 信息：
[root @test /test]# ln passwd passwd-hard
[root @test /test]# ll
total 32
-rw-r--r-- 2 root root 13476 Jun 26 11:31 passwd
-rw-r--r-- 2 root root 13476 Jun 26 11:31 passwd-hard
磁头 ( Head ) ：可擦写的金属磁盘；
磁道 ( Track ) ：读写头转一圈 ( 同心圆的一圈 ) 的量；
扇区 ( Sector ) ：最小的物理储存量。
好了，知道了大体的硬盘构造之后，再来谈一谈怎么硬盘分割( partition )呢？我们在进行硬盘分割的时候，最小都是以磁柱为单位进行分割的，那么分割完成之后自然就是格式化( format )啰，在 linux 里面我们在进行格式化的时候必须要考虑到 Block 与 inode 的信息，这个 block 还好理解，他是我们磁盘可以记录的最小单位，是由数个 sector 所组成的，所以他的大小通常为 n*512 bytes ，例如 4K 。那么 inode 是什么？ Block 是记录『档案内容数据』的地区，而 inode 则是记录『该档案的属性、及该档案放置在哪一个 Block 之内』的信息！所以，每个档案都会占用到至少一个 inode 。而当我们 linux 系统要找到这个档案时，他会先去搜寻 inode table 找到这个档案的属性及数据放置的地区，然后再到数据去找到数据存放的 Block 进而将数据取出利用。这个 inode 数目在一开始就会被设定好，他的设定方式通常是利用 ( 硬盘大小 / 一个容量 )，这个容量至少应该比 Block 要大一些较佳，例如刚刚的 Block 订为 4K ，那么 inode 可以订为 8K 左右。所以，一颗 1GB 的硬盘，如果以 8K 来规划他的 inode 数时，他的 inode 就会有 131072 个 inode 啦！而一个 inode 的大小为 128 bytes 这么大！这么一来的话，我们就可以清楚的知道了，那就是一个 partition 格式化为一个 filesystem 之后，基本上，他一定会有 inode table 与 data area 两个区块，一个用来记录档案的信息与该档案放置的 block 区块，一个用来记录档案的内容！
由于我们 linux 在读取数据的时候，是先查询 inode table 以得到数据是放在那个 Block 里面，然后再去该 Block 里面读取真正的数据内容！然后，那个 block 是我们在格式化硬盘的时候规定出来的一个值，这个 block 是由 2 的 n 次方个 sector 所集结而成的！所以，他是 0.5K 的倍数喔！假设我们 block 规划为 4KBytes 好了，那么由于一个 inode 与一个 block 最多均只纪录一个档案，所以，哈哈！如果你的一个档案有 0.1 K bytes 这么大时，你要晓得的是，由于你的 block 为 4K bytes ，因此，你就会有 3.9 Kbytes 的空间『浪费掉』喔！所以，当你在格式化硬盘的时候，请千万注意到你的系统未来的使用方向喔！
当 block 越小 ( 最小为 0.5K ) 、inodes 越多，可利用空间越多，但是大档案写入效率较差：适合档案数量多但是档案容量小的系统，例如 BBS 或者新闻群组 news 这方面的服务之系统；
当 block 越大 ( 最大可到 16 * 0.5K 以上 ) 、 inodes 数越少，大档案写入效率较佳，但浪费的空间较多：适合档案容量大的系统。
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ln
OK！知道了什么是 inode 与他的功能之后，接着下来就要来介绍 link 这个玩意儿了！说到 link 其实也没有什么大不了的，说穿了，就真的有点像是 Windows 的『快捷方式』一样，不过， link 的功能要好的多呦！ Link 又分为 hard link 与 symbolic link 两种方式，分别来谈一谈：
Hard Links：
刚刚说过，当系统要读取某一个档案的时候，就会先去读 inode table ，然后再根据 inode 的信息到 block area 去将数据取出来利用！而 hard link 就是直接再建立一个 inode 连结到档案放置的 block 区块。也就是说，进行 hard link 的时候，实际上，你的档案内容不会改变，只是你在查询的时候，利用原来的 inode 与后来的 inode 均可被指定到该档案放置的地点，因此两个档案的内容会是一样的！所以读取任何一个 inode 的结果都是存取在同一个档案的内容就是了。不过，这样一来就有个问题啦，因为 inode 是会连结到 block 区域去的，而『目录』本身仅消耗 inode 而已，那么一来的话， hard link 不就不能 link 目录啦？对的！没错！ Hard link 有两个最大的限制：
不能跨 filesystem ，因为不同的 filesystem 有不同的 inode table 嘛！
不能 link 目录！
Symbolic Links：
相对于 hard link ， Symbolic link 可就好理解多了，基本上，他就是在建立一个独立的档案，而这个档案会让数据读取指向他 link 的那个档案内容！由于只是利用档案来做为指向的动作，所以，当来源档被删除之后，symbolic link 的档案会『开不了』，会一直说『无法开启某档案！』
所以，看样子，似乎 hard link 比较安全，因为即使某一个 inode 被杀掉了，只要有任何一个 inode 存在，那么该档案就不会不见！不过，不幸的是，由于 Hard Link 的限制太多了，包括无法做『目录』的 link ，所以在用途上面是比较受限的！反而是 Symbolic Link 的使用方向较广喔！好了，说的天花乱坠，看您也差不多快要昏倒了！没关系，实作一下就知道怎么回事了！
特别留意，底下的案例中，我们是将系统的设定文件 copy 到 /root/test 底下进行测试用的，请不要在 /etc/ 底下做，未来我们的工作目录都会在 /root/test 底下进行，这有个好处，是可以让您清楚的知道，这是用来 test 用的啦！
语法： [root @test /root ]# ln [-s] [来源档] [目的档]
参数说明：
-s :提供连结档的连结！如果直接以 ln 不加任何参数的话，那么就属于 hard link 啰！
范例：
[root @test /root]# mkdir test
[root @test /root]# cd test
[root @test /test]# cp /usr/bin/passwd .
0. 原本的信息：
[root @test /test]# ll
-rw-r--r-- 1 root root 13476 Jun 26 11:31 passwd
[root @test /test]# du -k <==查看该目录下的占用硬盘空间
20
1. Hard Link 信息：
[root @test /test]# ln passwd passwd-hard
[root @test /test]# ll
total 32
-rw-r--r-- 2 root root 13476 Jun 26 11:31 passwd
-rw-r--r-- 2 root root 13476 Jun 26 11:31 passwd-hard
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