Linux设备与存储精读 · L02-02 | inode 与目录项：名字、元数据、数据分别在哪
模块：L02 文件、路径与元数据
篇号：L02-02 / 38
预计阅读：40 分钟
主线：Linux 设备与存储
文章目录
- 本篇目标
- 30 秒速览
- 正文
- 1. 为什么不能把「文件」想成一团东西
- 2. inode：元数据住在这里
- 3. 目录项：名字住在这里
- 4. 目录本身也是特殊文件
- 5. 数据块：内容住在这里
- 6. 和块设备、镜像、挂载怎么接起来
- 7. 用 inode 号做两个实验直觉
- 7.1 同 FS：两个名字，一个 inode
- 7.2 不同 FS：inode 号可以「撞号」
- 8. 路径查找在干什么（串起来）
- 9. 超级块：整盘说明书（够用即可）
- Android 对照
- 检查清单
- 练习
- 判断题（对 / 错）
- 读输出题
- 操作题
- 本篇边界
- 下一篇预告
本篇目标
把「一个文件」拆成三块：名字（目录项）、元数据（inode）、数据（数据块）。弄清目录本身也是带 inode 的特殊文件，其内容是「文件名 → inode 号」。并能把这套结构和块设备上的文件系统镜像、挂载后的路径访问对上号，为硬链接（L02-03）与权限（L03）打地基。
30 秒速览
- 路径上的名字 ≠ inode ≠ 文件内容；三者分开存放。
- 目录项：名字 → inode 号；inode：类型、权限、大小、数据在哪；数据块：普通文件的字节内容。
- 目录也是文件：自己有 inode；目录的「内容」就是一条条目录项。
- 同一 inode 可以有多个名字（硬链接雏形）；删一个名字不等于立刻删光数据。
- FS 镜像刷到分区块设备后，上述结构已以二进制形式躺在设备上；挂载后由文件系统驱动解析，路径才能用。
正文
1. 为什么不能把「文件」想成一团东西
口语里说「有个文件/data/local/tmp/a.txt」，心里容易当成一整块。
在文件系统里，至少要拆开看：
| 部分 | 回答什么问题 | 存在哪里（概念） |
|---|---|---|
| 名字 | 叫什么、挂在哪个目录下 | 目录项（dentry） |
| 元数据 | 谁的、什么权限、多大、类型 | inode |
| 数据 | 文件里真正的字节 | 数据块（data blocks） |
目录项： "a.txt" ──→ inode #1442 │ ├─ 类型：普通文件 ├─ 权限、属主、大小、时间戳 … └─ 指向哪些数据块 │ ▼ 数据块：Hello\n …后面凡是「改名」「硬链接」「权限」「删除后空间是否释放」，都建立在这张分离图上。
2. inode：元数据住在这里
inode（index node）是文件系统里描述一个对象的核心结构。
用户通常不直接「打开 inode 号」，而是通过路径找到它；但可用探针看见编号：
# Android / 服务器均可试ls-li/data/local/tmp2>/dev/null|head# 服务器：ls-li/tmp|headstat-c'%i %n'/tmp2>/dev/nullls -li最左侧一列一般是inode 号（同一文件系统内标识一个对象）。
inode 里典型包含（不同 FS 细节不同，心智模型够用即可）：
| 类别 | 例子 |
|---|---|
| 类型 | 普通文件 / 目录 / 符号链接 / 设备节点 … |
| 权限与属主 | mode、uid、gid（L03） |
| 大小与时间 | size、atime/mtime/ctime |
| 链接计数 | 有多少个名字指向本 inode（L02-03） |
| 数据位置 | 指向哪些数据块，或符号链接目标等 |
inode 一般不存文件名。
文件名在目录项里；所以同一个 inode 可以对应多个名字。
3. 目录项：名字住在这里
目录项把「人类可读的名字」接到「inode 号」：
目录 /data/local/tmp 的内容（概念上）≈ "." → 该目录自己的 inode ".." → 父目录的 inode "a.txt" → 1442 "b.bin" → 1443因此：
- 改名（同文件系统内）：多半是改目录项里的名字，inode 与数据可以不动。
- 移动到另一目录（同 FS）：从旧目录删一项、在新目录加一项，仍可指向同一 inode。
- 跨文件系统「移动」：往往变成复制 + 删除，因为 inode 号空间不跨 FS 共用。
4. 目录本身也是特殊文件
L02-01 里目录行首是d。再精确一步：
- 目录自己有 inode（类型为目录）。
- 目录的「文件内容」在概念上就是目录项列表（名字 → inode）。
- 现代 FS（ext4、f2fs 等）磁盘上可能用树/哈希等结构存这些项，但对外仍是「查名字得到 inode」。
inode #100（类型：目录，名字通过父目录项关联为 tmp） └─ 数据（目录内容）： a.txt → #1442 b.bin → #1443所以「打开一个目录 / 列出目录」本质上是：找到该目录 inode → 读它的目录项 → 再按需读每个子对象的 inode。
5. 数据块：内容住在这里
对普通文件：inode 记录「内容在哪些数据块」；读文件就是按这些指针去块设备上取字节。
对目录：数据区（或等价结构）里是目录项，不是「文本小说」。
对符号链接：目标路径可能存在 inode 内或数据块中（短链接常优化进 inode）；L02-03 再看操作。
对块/字符设备节点：inode 描述「这是设备节点 + major/minor」；没有「文件正文数据块」这种普通文件含义——真正的数据在块设备介质上，由驱动按块访问（L05）。
6. 和块设备、镜像、挂载怎么接起来
把 L01 / L02-01 与本篇拼成一条：
（制作阶段）目录树 + 权限等 ↓ e2fsdroid / mkfs+填充 / 构建系统等 FS 镜像文件（普通文件 -） 内含：超级块、inode 表、目录项、数据块……（二进制） ↓ 刷写到 eMMC 某分区 分区块设备（b）上已是同一套二进制布局 ↓ mount（文件系统驱动认超级块并接管） 挂载点目录（d）下出现可路径访问的文件树要点：
- 很多系统/用户分区镜像在刷入前就已经带好文件系统结构；刷写 ≈ 把这段二进制放到对应地址范围。
- 刷完后内核先暴露块设备；未挂载时，上面已是 FS 二进制，但还只是原始数据。
- 挂载时，对应文件系统驱动解析超级块 / inode / 目录项，经 VFS 提供路径访问。
- 元数据占用空间，所以常见：
blockdev分区大小 >df显示的文件系统空间（L11 再量化）。
不是所有分区镜像都是「可挂载的 FS 镜像」（如部分 boot/raw）；本篇默认讨论 ext4/f2fs/erofs 这类。
7. 用 inode 号做两个实验直觉
7.1 同 FS：两个名字，一个 inode
服务器示例（勿在系统盘上乱做；家目录或/tmp）：
cd/tmpechohello>inode-demo.txtlninode-demo.txt inode-demo-hard.txt# 硬链接；机制详见 L02-03ls-liinode-demo.txt inode-demo-hard.txt示意：两行inode 号相同，链接计数为 2。
说明：两个目录项指向同一 inode，共享元数据与数据块。
7.2 不同 FS：inode 号可以「撞号」
/data上的 inode100与/system上的 inode100不是同一个对象。
inode 号只在同一个文件系统（同一次挂载的那棵 FS）内有唯一含义。
adb shellls-li/data/local/tmp2>/dev/null|headadb shellls-li/system/bin2>/dev/null|head# 两边都可能出现相同数字，并不表示同一文件8. 路径查找在干什么（串起来）
访问/data/local/tmp/a.txt时，概念步骤是：
从挂载点 /data 对应的 FS 根 inode 出发 → 在「根目录」目录项中查 "local" → 得到目录 inode → 在该目录项中查 "tmp" → 得到目录 inode → 在该目录项中查 "a.txt" → 得到文件 inode → 按 inode 读数据块任一层目录缺少「遍历权限」x，查找会在中途失败（L03）。
中间若碰到符号链接，还要先解析目标路径（L02-03）。
9. 超级块：整盘说明书（够用即可）
**超级块（superblock）**记录文件系统级信息：类型、块大小、容量、inode 总量与空闲等。
挂载时驱动先认超级块（含魔数），才能知道如何解读后面的 inode 与数据区。
本篇只需记住：超级块是「这盘 FS 的总头」；不是「每个文件名对应一个固定字节偏移」的对照表。
Android 对照
| 现象 | 用本篇语言解释 |
|---|---|
ls -li看到编号 | 该 FS 内的 inode 号 |
| by-name 是符号链接 | 另有 inode；目标字符串指向块设备路径 |
| 刷入的 userdata/system 类镜像 | 块设备上已含超级块/inode/目录项/数据 |
mount之后/data下能ls | FS 驱动已把二进制解析成路径可访问的树 |
| 自定义分区挂上后权限「不对」 | 看的是该 FS 根 inode / 目录 inode 的元数据（L03、L07） |
检查清单
- 能分开说：名字、inode、数据块各存什么
- 能说明：目录也有 inode，目录内容是名字→inode
- 知道 inode 号只在同一文件系统内比较才有意义
- 能把「FS 镜像 → 块设备二进制 → 挂载 → 路径」说成一条链
- 明白改名/硬链接为何可以不动文件内容
练习
判断题（对 / 错）
- 文件名保存在 inode 里，所以改名一定要改 inode。
- 目录没有 inode，只有目录项。
- 同一块磁盘上两个不同挂载的文件系统，可以各自存在 inode 号为 2 的对象。
- 分区块设备在未挂载时，若已刷入 FS 镜像，盘上可以已经有 inode/目录项的二进制布局。
- 错。名字在目录项；同 FS 改名通常改目录项。
- 错。目录自己也有 inode。
- 对。编号空间按文件系统（挂载实例）区分。
- 对。挂载是解析与接入目录树，不是「这时才凭空生成全部元数据」（首次 mkfs 的情况除外）。
读输出题
$ ls -li 1442 -rw-r--r-- 2 user user 6 ... inode-demo.txt 1442 -rw-r--r-- 2 user user 6 ... inode-demo-hard.txt- 这两个名字对应几个 inode？
- 第三列的
2通常表示什么？ - 若删除
inode-demo.txt，数据是否一定立刻消失？
- 一个（都是 1442）。
- 硬链接计数为 2（仍有两个名字指向该 inode）。
- 不一定。通常链接计数减为 1，另一个名字仍在，数据仍在；计数到 0 且无进程占用时才回收（细节 L02-03）。
操作题
远程服务器：
cd/tmprm-finode-demo.txt inode-demo-hard.txtechohello>inode-demo.txtlninode-demo.txt inode-demo-hard.txtls-liinode-demo.txt inode-demo-hard.txtrminode-demo.txtls-liinode-demo-hard.txtcatinode-demo-hard.txtrminode-demo-hard.txt观察：删一个名字后，另一个名字的 inode 号是否不变、内容是否仍在。
Android（只读观察即可）：
adb shellls-li/data/local/tmp2>/dev/null|headadb shellls-lid/data /data/local确认目录行也能看到 inode 号。
本篇边界
- 不讲硬链接 / 符号链接命令全选项（L02-03）
- 不讲
ls/stat常用选项必会总表（L02-04） - 不讲权限位语义与 umask（L03）
- 不讲 ext4/f2fs 磁盘布局的实现级细节（L06 够用深度）
- 不讲 fstab/fs_mgr 谁发起挂载（后续专栏）
下一篇预告
L02-03：《硬链接与符号链接：ln、readlink、realpath》— 在 inode 图上区分两种「多名字」，并收口常用选项。