檔案儲存在硬碟上，硬碟的最小儲存單位叫做「扇區」（sector）。每個扇區儲存512位元組（相當於0.5kb）。
作業系統讀取硬碟的時候，不會乙個個扇區的讀取，這樣效率太低，而是一次性連續讀取多個扇區，即一次性讀取乙個「塊」（block）。
這種由多個扇區組成的「塊」，是檔案訪問的最小單位。
「塊」的大小，最常見的是4kb，即連續八個sector組成乙個block。
總結來說：
扇區是裝置的最小定址單元，也叫 "硬扇區" 或 "裝置塊"。
塊是作業系統中檔案系統的最小定址單元，也叫 "檔案塊" 或 "i/o 塊"。
什麼是inode：
檔案資料都儲存在「塊」中，那麼很顯然，我們還必須找到乙個地方儲存檔案的「元資訊」。
比如檔案的建立者、檔案的建立日期、檔案的大小等等。這種儲存檔案元資訊的區域就叫做inode，中文譯名為"索引節點"。
每乙個檔案都有對應的inode，裡面包含了與該檔案有關的一些資訊。
inode也會消耗硬碟空間，所以硬碟格式化的時候，作業系統自動將硬碟分成兩個區域。
乙個是資料區，存放檔案資料；
另乙個是inode區（inode table），存放inode所包含的資訊。
inode節點的總數，在格式化時就給定，一般是每1kb或每2kb就設定乙個inode。//inode個數在格式化時就確定下來了，不會變；
每個inode節點的大小，一般是128位元組或256位元組。
假定在一塊1gb的硬碟中，每個inode節點的大小為128位元組，每1kb就設定乙個inode，
那麼inode table的大小就會達到128mb，佔整塊硬碟的12.8%。
每個inode都有乙個號碼，作業系統用inode號碼來識別不同的檔案。
//inode號碼->inode資訊->檔案資料
表面上，使用者通過檔名，開啟檔案。
實際上，系統內部這個過程分成三步：首先，系統找到這個檔名對應的inode號碼；
其次，通過inode號碼，獲取inode資訊；
最後，根據inode資訊，找到檔案資料所在的block，讀出資料。
結合檔案描述符來理解：
inode特性：
由於inode號碼與檔名分離，這種機制導致了一些unix/linux系統特有的現象。
有時，檔名包含特殊字元，無法正常刪除。這時，直接刪除inode節點，就能起到刪除檔案的作用。
移動檔案或重新命名檔案，只是改變檔名，不影響inode號碼。
開啟乙個檔案以後，系統就以inode號碼來識別這個檔案，不再考慮檔名。因此，通常來說，系統無法從inode號碼得知檔名。
inode使得軟體更新變得簡單，可以在不關閉軟體的情況下進行更新，不需要重啟。
因為系統通過inode號碼，識別執行中的檔案，不通過檔名。
更新的時候，新版檔案以同樣的檔名，生成乙個新的inode，不會影響到執行中的檔案。
等到下一次執行這個軟體的時候，檔名就自動指向新版檔案，舊版檔案的inode則被**。
linux的inode的理解：
檔名 -> inode號碼是"多對一"關係；
unix/linux系統允許，多個檔名指向同乙個inode號碼。
可以用不同的檔名訪問同樣的內容；對檔案內容進行修改，會影響到所有檔名；
但是，刪除乙個檔名，不影響另乙個檔名的訪問。這種情況就被稱為"硬鏈結"（hard link）。
檔案a和檔案b的inode號碼雖然不一樣，但是檔案a的內容是檔案b的路徑。
讀取檔案a時，系統會自動將訪問者導向檔案b。
因此，無論開啟哪乙個檔案，最終讀取的都是檔案b。
這時，檔案a就稱為檔案b的"軟鏈結"（soft link）或者"符號鏈結（symbolic link）。
這意味著，檔案a依賴於檔案b而存在，如果刪除了檔案b，開啟檔案a就會報錯：「no such file or directory」。
目錄檔案與inode：
目錄檔案的結構非常簡單，就是一系列目錄項的列表。
每個目錄項，由兩部分組成：所包含檔案的檔名，以及該檔名對應的inode號碼。
如果要檢視檔案的詳細資訊，就必須根據inode號碼，訪問inode節點讀取資訊。
目錄檔案的讀許可權（r）和寫許可權（w），都是針對目錄檔案本身。
由於目錄檔案內只有檔名和inode號碼，所以如果只有讀許可權，只能獲取檔名，無法獲取其他資訊，
因為其他資訊都儲存在inode節點中，而讀取inode節點內的資訊需要目錄檔案的執行許可權（x）。
stat命令，檢視某個檔案的inode資訊
stat example.txt
df -i //檢視每個硬碟分割槽的inode總數和已經使用的數量，可以使用df命令。
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