一、理解文件系統(tǒng)

1、前言

我們一直都在說打開的文件，磁盤中包含了上百萬個(gè)文件，肯定不可能都是以打開的方式存在。其實(shí)文件包含打開的文件和普通的未打開的文件，下面重點(diǎn)談?wù)勎创蜷_的文件。

我們知道打開的文件是通過操作系統(tǒng)被進(jìn)程打開，一旦打開，操作系統(tǒng)就要維護(hù)多個(gè)文件，所以它是需要被操作系統(tǒng)管理的。也就是說這種方式，磁盤上和內(nèi)存上都有這個(gè)文件，它們不是完全一樣的，內(nèi)存中的文件更強(qiáng)調(diào)的是屬性和方法，磁盤中的文件更強(qiáng)調(diào)的是數(shù)據(jù)，它們是通過緩沖區(qū)關(guān)聯(lián)的；而普通的未打開的文件在磁盤上，未被加載到內(nèi)存中，它當(dāng)然也要被管理；其中管理打開的文件和管理未打開的文件在操作系統(tǒng)中有一個(gè)功能模塊叫做文件系統(tǒng)。

之前我們談過進(jìn)程 VS?程序，一個(gè)被打開的程序就是進(jìn)程，只不過我們在解釋進(jìn)程時(shí)不是嚴(yán)格地把它當(dāng)作文件來解釋，需要明白的是進(jìn)程是要被加載到內(nèi)存的，程序就是一個(gè)磁盤文件，打開的文件是進(jìn)程，而普通未打開的文件是程序。

• ls -l 除了看到文件名，還可以看到當(dāng)前路徑下文件的元數(shù)據(jù)，也就是文件的屬性。

• 模式
• 硬鏈接數(shù)
• 文件所有者
• 組
• 大小
• 最后修改時(shí)間
• 文件名

ls -l?讀取存儲在磁盤上的文件信息，然后顯示出來

如果不深入的話，這塊也沒什么價(jià)值，誰不知道文件在磁盤上，ls -l 讀取當(dāng)前路徑下文件的屬性，所以我們還要研究它的原理。

但是在此之前，我們需要先認(rèn)識磁盤，關(guān)于磁盤這個(gè)話題，還會在數(shù)據(jù)庫中再講一次。

2、磁盤

• 內(nèi)存 -- 掉電易失存儲介質(zhì)
• 磁盤 -- 永久性存儲介質(zhì) -- SSD、U盤、flash卡、光盤、磁帶

其中我們再選取?stat 中展示的一部分信息，我們將內(nèi)存和磁盤之間交互時(shí)的基本單元大小 4kb 叫 Blocks，這里的 IO Block：4096 就是 8 × 512。

一般像這樣的機(jī)械硬盤在物理上是圓狀，操作系統(tǒng)很難去管理它，因?yàn)椴僮飨到y(tǒng)如果不對它進(jìn)行抽象化處理，那么操作系統(tǒng)中的代碼可能就是 read(盤面，磁道，扇區(qū))，操作系統(tǒng)需要知道這三個(gè)參數(shù)的話，那么一定要在操作系統(tǒng)讀取磁盤的代碼中以硬編碼的形式寫到操作系統(tǒng)中。

但是如果有一天，你給自己的電腦加了一塊固態(tài)硬盤，你要對固態(tài)硬盤進(jìn)行讀操作，就不能再用以前的方法了，因?yàn)楣虘B(tài)硬盤與機(jī)械硬盤的結(jié)構(gòu)不一樣，它沒有盤面、磁道、扇區(qū)，所以操作系統(tǒng)中曾經(jīng)設(shè)計(jì)好的代碼就得修改。很顯然，這樣的設(shè)計(jì)導(dǎo)致它們之間出現(xiàn)了強(qiáng)耦合，這是很不合理的。

所以需要對磁盤抽象化處理，將圓狀結(jié)構(gòu)的磁盤空間抽象成線性結(jié)構(gòu)的磁盤空間。這里舉兩個(gè)例子方便理解：

1. 其實(shí)在 C 語言中我們見過的 int arr[3][4] 二維數(shù)組就是把線性的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)抽象成了好理解的有行有列的結(jié)構(gòu)。
2. 曾經(jīng)風(fēng)靡一時(shí)的磁帶是把數(shù)據(jù)存儲于那條黑色的帶子上，可能是為了空間的原因，把帶子卷起來形成一個(gè)圓狀，所以磁帶在物理上，既可以是圓狀，也可以是線狀。

同樣的，也能把磁盤抽象成線性結(jié)構(gòu)。把磁盤上的磁道抽象成線性形狀，比如磁盤的所有磁道被我們抽象成了一條 500GB 的線性空間，我們可以把它看作一個(gè)很大的數(shù)組 —— 扇區(qū) array[NUM]，其中每一個(gè)元素是 512byte，操作系統(tǒng)要申請 4kb，那就給數(shù)組的 8 個(gè)元素。所以將磁盤抽象后，操作系統(tǒng)就擺脫盤面、磁道、扇區(qū)的束縛了，操作系統(tǒng)只關(guān)心你想訪問的哪個(gè)下標(biāo)，這里的地址我們稱為邏輯區(qū)塊地址(Logical Block Address, LBA)，這里抽象出來的數(shù)組下標(biāo)是和機(jī)械硬盤中盤面、磁道、扇區(qū)構(gòu)成映射關(guān)系的，這里的映射關(guān)系是由對應(yīng)的機(jī)械磁盤驅(qū)動維護(hù)的，操作系統(tǒng)想往 2 下標(biāo)處寫數(shù)據(jù)，最終 2 下標(biāo)一定是能對應(yīng)到具體磁盤中某個(gè)扇區(qū)上。如果要往固態(tài)硬盤中寫數(shù)據(jù)，也是把它抽象成線性的數(shù)組，它也有自己的固態(tài)硬盤驅(qū)動維護(hù)數(shù)組下標(biāo)和固態(tài)硬盤之間的映射關(guān)系。至此，通過抽象的方法，就完成了操作系統(tǒng)和磁盤之間的解耦。所以最終操作系統(tǒng)對磁盤的管理，轉(zhuǎn)換成了對數(shù)組的管理。?

為什么操作系統(tǒng)（文件系統(tǒng)）和磁盤不以 512byte 為單位呢？

太小了，可能會導(dǎo)致多次 IO，進(jìn)而導(dǎo)致效率的降低。

如果操作系統(tǒng)使用和磁盤一樣的大小，萬一磁盤的基本大小發(fā)生改變，那 OS 的源代碼要不要改呢？那豈不是將硬件和軟件（OS）進(jìn)行解耦。

二、inode

500G 的磁盤空間抽象成每個(gè)元素是 512byte 的數(shù)組，那樣非常大，不易管理，所以操作系統(tǒng)還要對這 500G 的數(shù)組進(jìn)行拆分，比如這里拆分成了 100G、100G、150G、150G，所以這里只要管理好了第一個(gè) 100G 的空間，然后把管理的方法復(fù)制到其它空間，其它的空間也能被管理好。

把拆分的過程叫做分區(qū)，這也就是我們的電腦上為什么會有 C 盤、D 盤、E 盤等。至此我們僅僅是對空間進(jìn)行劃分，要把空間管理好還需要寫入相關(guān)的管理數(shù)據(jù)，比如把中國 960 萬平方公里，劃分了不同大小的省份，要管理好一個(gè)省，我們不考慮地質(zhì)差異等因素，只要一個(gè)領(lǐng)導(dǎo)、一個(gè)團(tuán)隊(duì)，他們把一個(gè)省管理好了，那么他們的管理方法就可以復(fù)制到其它省。同樣的，剛剛我們分區(qū)的工作只是把中國劃分成不同的省份，接下來我們還要分配每個(gè)省的省長、省中每個(gè)市的市長、市中每個(gè)鎮(zhèn)的鎮(zhèn)長等，以此來管理一個(gè)省。

將這種分配的過程叫做格式化過程，所謂的格式化在計(jì)算機(jī)中就是寫入文件系統(tǒng)，也就是說我們要把文件系統(tǒng)寫入某個(gè)分區(qū)中，這個(gè)文件系統(tǒng)的核心包括數(shù)據(jù) + 方法，數(shù)據(jù)就類似這個(gè)省有多少人口、糧食等，方法就類似這個(gè)省有生育政策、耕種政策等。同樣文件系統(tǒng)包含的數(shù)據(jù)就是文件系統(tǒng)的類型等，方法就是操作各種文件的方法。

當(dāng)然不同的分區(qū)可以使用不同的文件系統(tǒng)，Linux 下就使用五六種不同的文件系統(tǒng)，Linux 可以支持多種文件系統(tǒng)，包括 Ext2、Ext3、fs、usb-fs、sysfs、proc。這就好比各個(gè)省份需要因地制宜地分配不同的團(tuán)隊(duì)。我們談的都是 Ext 系列的文件系統(tǒng)，也不談其它的文件系統(tǒng)如何，我們就認(rèn)為磁盤上不同分區(qū)的文件系統(tǒng)是一樣的。

因?yàn)橐粋€(gè)省也很大，為了更好的管理，還要分配市長、鎮(zhèn)長等，同樣的分區(qū)后的 100G 空間還要再劃分，比如這里劃分了 10 組 10G 的空間，然后把它看作成一個(gè)一個(gè)的塊組(Block group)，一個(gè)塊組中又有多個(gè) 4kb 空間，而磁盤存儲是有塊基本單位的，文件系統(tǒng)認(rèn)為一塊是 4kb，我們只要把一個(gè)塊組管好，整個(gè)文件系統(tǒng)內(nèi)的塊組就能管好，所以問題又轉(zhuǎn)換為怎么把這 10G 的空間管好，所以接下來劃分的才是文件系統(tǒng)寫入的相關(guān)細(xì)節(jié)，也是我們要研究的，這個(gè)區(qū)域的信息大家都有，可能略有差異。

這里 Linux 文件系統(tǒng)以 Ext 系列的為話題，上圖為磁盤文件系統(tǒng)圖（內(nèi)核內(nèi)存映像肯定有所不同），磁盤是典型的塊設(shè)備，硬盤分區(qū)被劃分為一個(gè)個(gè)的 block。一個(gè) block?的大小是由格式化的時(shí)候確定的，并且不可以更改。例如?mke2fs?的?-b?選項(xiàng)可以設(shè)定 block?大小為?1024、2048?或?4096?字節(jié)。而上圖中啟動塊（Boot Block）的大小是確定的，因?yàn)椴煌奈募到y(tǒng)可能略有差異。一般一個(gè)磁盤的 0 號分區(qū)的 0 號塊組上的第一扇區(qū)存儲著一些啟動信息。掌握以下信息能夠讓一個(gè)文件的信息可追溯，可管理。

• 超級塊（Super Block）：是文件系統(tǒng)的核心結(jié)構(gòu)，用于存放文件系統(tǒng)本身的結(jié)構(gòu)信息，描述文件系統(tǒng)的屬性信息，記錄的信息主要有：bolck 和 inode的總量，未使用的?block?和?inode?的數(shù)量，一個(gè)?block?和?inode?的大小，最近一次掛載的時(shí)間，最近一次寫入數(shù)據(jù)的時(shí)間，最近一次檢驗(yàn)磁盤的時(shí)間等其他文件系統(tǒng)的相關(guān)信息。一般計(jì)算機(jī)啟動時(shí)，Super Block 會被加載到操作系統(tǒng)，其中每一塊組好像都有一個(gè) Super Block，但實(shí)際可能 10 個(gè)塊組中只有兩三個(gè)有 Super Block。如果 Super Block?的信息被破壞，可以說整文件系統(tǒng)結(jié)構(gòu)就被破壞了。
• GDT，Group Descriptor Table：塊組描述符。Super Block 描述的是整個(gè)塊組相關(guān)的信息，這里描述的是一組的屬性信息，每一個(gè)塊組都必需要有一個(gè) Group Descriptor Table。
• 塊位圖（Block Bitmap）：Block Bitmap 中記錄著 Data Block 中哪個(gè)數(shù)據(jù)塊已經(jīng)被占用，哪個(gè)數(shù)據(jù)塊沒有被占用。其中比特位為 1 表示該 block 被占用，否則表示可用。
• Block Group：ext2 文件系統(tǒng)會根據(jù)分區(qū)的大小劃分為數(shù) 個(gè)Block Group，而每個(gè) Block Group 都有著相同的結(jié)構(gòu)組成。
• inode 位圖（inode Bitmap）：每個(gè) bit 表示一個(gè) inode 是否空閑可用，比特位和特定的 inode 是一一對應(yīng)的。其中，inode bitmap 中比特為 1 表示該 indoe 被占用，否則表示可用。
• i 節(jié)點(diǎn)表：存放文件屬性，如文件大小、所有者、最近修改時(shí)間等。
• 數(shù)據(jù)區(qū)：存放文件內(nèi)容。

我們說過文件 = 內(nèi)容 + 屬性。這里的內(nèi)容和屬性采用分離存儲，屬性放在 inode Table 中。一個(gè)組中可以放多少個(gè) inode 是一定的，基本上一個(gè)文件或目錄一個(gè) inode，inode 是一個(gè)文件的所有屬性集合，屬性也是數(shù)據(jù)，也要占用空間。所以即便是一個(gè)空文件也要占用空間，這里的屬性集合包含文件權(quán)限、大小等，但不包含文件名。

內(nèi)容放在 Date blocks 中。比如這里的塊組是 10G，那么 inode Table 占 1G，Date blocks 占了 8G， 一個(gè) inode 是 512byte，粗略的算一下，1G 大概 42 億多字節(jié)，除以 512 大概也有幾千萬，所以這樣一個(gè)塊組能保存幾千萬文件的 inode 信息。這里 inode Table 和 Data blocks 的劃分可能會出現(xiàn)你用完了、我沒用完，或者你沒用完、我用完了的情況，這種情況并沒有有效的方法解決。

Date blocks 相當(dāng)于一個(gè)數(shù)據(jù)塊集合，報(bào)錯(cuò)的都是特定文件的內(nèi)容，它以 4k 為單位（Date blocks 可以理解成多個(gè) 4kb(扇區(qū)*8)大小的集合），對應(yīng)的數(shù)據(jù)塊屬于哪些文件，是由 Data Blocks 和 inode Table 維護(hù)的。如下圖，inode Table?是一個(gè)大小為 128字節(jié)的空間，包含了若干大小相同的塊，這些塊有不同的編號，對應(yīng)就是對應(yīng)文件的屬性，Data blocks 也包含了若干大小相同的塊，這些塊也有不同的編號，對應(yīng)就是文件的內(nèi)容。此時(shí)新建文件或目錄，就給文件申請 1 號 inode，并把文件的各種屬性寫入到 1 號 inode，1 號 inode 中包含了一個(gè)數(shù)組 block b[32]，比如 1 號 inode 需要 2 個(gè)數(shù)據(jù)塊，所以 [0] = 2，[1] = 3，所以 1 號 inode 就可以找到對應(yīng)的數(shù)據(jù)塊。換而言之，要在磁盤上查找一個(gè)文件，我們只需要知道這個(gè)文件的 inode 是多少，因?yàn)?inode 需要標(biāo)識唯一性，每一個(gè) inode 塊都要有一個(gè) inode 編號，至此，我們知道真正標(biāo)識文件的不是文件名，而是文件的 inode 編號。既然 inode 大小是確定的，萬一文件是 10 個(gè) T，此時(shí)數(shù)據(jù)塊就不夠了，文件系統(tǒng)的處理策略是數(shù)據(jù)塊不僅可以保存數(shù)據(jù)的內(nèi)容，還可以保存其它數(shù)據(jù)塊的編號，它類似于 b+ 樹。換言之，對于保存較大的文件，可能就需要多級索引的形式。

找到文件：inode 編號 -> 分區(qū)特定的 BlockGroup?-> inode -> 屬性 -> 內(nèi)容

目錄是文件嗎？

是。目錄有自己的 inode 和自己的 data block，data block 存儲的是文件名和對應(yīng)的 inode 編號的映射關(guān)系，兩者互為 key 值。??

這里 ls - i 就可以查看文件或目錄對應(yīng)的 inode 了，可以看到這里的 inode 并不是嚴(yán)格連續(xù)申請的，它依然能看到文件名，是因?yàn)槲覀冃枰R別。

1、創(chuàng)建一個(gè)新文件的?4 個(gè)操作

（1）存儲屬性

內(nèi)核先找到一個(gè)空閑的i節(jié)點(diǎn)（這里是263466）。內(nèi)核把文件信息記錄到其中。

（2）存儲數(shù)據(jù)

該文件需要存儲在三個(gè)磁盤塊，內(nèi)核找到了三個(gè)空閑塊：300、500、800。將內(nèi)核緩沖區(qū)的第一塊數(shù)據(jù)復(fù)制到 300，下一塊復(fù)制到 500，以此類推。

（3）記錄分配情況

文件內(nèi)容按順序 300、500、800 存放。內(nèi)核在 inode 上的磁盤分布區(qū)記錄了上述塊列表。

（4）添加文件名到目錄

新的文件名 linux_1。linux 如何在當(dāng)前的目錄中記錄這個(gè)文件？內(nèi)核將入口（1052214，linux_1）添加到目錄文件。文件名和 inode 之間的對應(yīng)關(guān)系將文件名和文件的內(nèi)容及屬性連接起來。

如何知道文件的 inode 編號 && 如何理解目錄？

我們知道定位一個(gè)文件是通過絕對路徑或相對路徑來定位的，但不管是絕對路徑還是相對路徑最終一定是要有一個(gè)目錄。目錄當(dāng)然是一個(gè)文件，也有獨(dú)立的 inode 和自己的數(shù)據(jù)塊，目錄中的 block 數(shù)組能找到對應(yīng)的數(shù)據(jù)塊，目錄的數(shù)據(jù)塊維護(hù)的是文件名和 inode 的映射關(guān)系。換而言之，在目錄下創(chuàng)建文件時(shí)，除了給文件申請 inode、數(shù)據(jù)塊以外，還要把文件名和申請創(chuàng)建成功之后文件的 inode 編號寫到目錄的數(shù)據(jù)塊中。

所以就能理解為什么大多數(shù)操作系統(tǒng)下同一個(gè)目錄中不允許存在同名文件。只要我們找到了目錄就可以找到目錄下的文件和對應(yīng)的 inode，然后就可以通過 inode 讀取文件的內(nèi)容。所以 ls -l 時(shí)就可以讀到文件的屬性信息，它是在當(dāng)前目錄對應(yīng)的 inode 下找到對應(yīng)數(shù)據(jù)塊中文件名和文件名映射的 inode，再去找對應(yīng)文件的 inode，此時(shí)就看到文件的屬性了。所以 echo “hello world” > file.txt 是先啟動進(jìn)程，這個(gè)進(jìn)程當(dāng)然知道自己所在的目錄，那么它就可以拿著 file.txt 文件名找它對應(yīng)的 inode，把數(shù)據(jù)追加到對應(yīng)的數(shù)據(jù)塊中。所以說 inode 不存儲文件名，只是往目錄的數(shù)據(jù)塊中寫入文件名和文件對應(yīng)的 inode。

touch 一個(gè)空文件 file.txt，ext* 文件系統(tǒng)，做了什么工作？

它先在 inode Bitmap 申請沒有被使用的比特位，然后把文件對應(yīng)的屬性信息 inode Table 里寫，再把申請好文件的文件名和 inode 編號寫入 Data blocks 建立映射關(guān)系。如果想 echo “hello world” > file.txt，現(xiàn)在是在當(dāng)前目錄下，file.txt 和 inode 就找到了，再通過 file.txt 文件的 inode 去對應(yīng)的 Data blocks 中寫入數(shù)據(jù)。所以就能理解為什么大多數(shù)操作系統(tǒng)下同一個(gè)目錄中不允許存在同名文件。一方面是不方便人查看，另一方面是若一個(gè)目錄下有同名文件了，那么 inode 去操作文件時(shí)操作的就不知道是哪個(gè)文件了。

Block Bitmap 和 inode Bitmap 是位圖，就是用比特位 0 / 1 來表示的。Block Bitmap 用來標(biāo)識數(shù)據(jù)塊的使用情況，inode Bitmap 用來標(biāo)識 inode 的使用情況，每個(gè)比特位都對應(yīng)一個(gè)塊。換而言之，當(dāng)你新建文件時(shí)，它并不是遍歷 inode 區(qū)域，因?yàn)檫@樣做太慢了，它只需要在系統(tǒng)啟動時(shí)將 Blok Bitmap 和 inode Bitmap 預(yù)加載到系統(tǒng)中。要新建文件就把 inode Bitmap 的比特位由 0 置為?1，文件需要多少數(shù)據(jù)塊，就把 Block Bitmap 的比特位由 0 置為?1。所以我們可以通過位圖快速的完成 inode 的申請和釋放，同時(shí)也能確認(rèn)當(dāng)前磁盤的使用情況。但是位圖依然還是需要去遍歷哪些使用和未使用，以及做位操作等，所以這里通過 Group Descriptor Table 來管理。

如何理解刪除文件？

計(jì)算機(jī)中刪除一個(gè)文件并不是真正的刪除，而是把那塊空間標(biāo)識為無效，就像拷貝一部電影到 U 盤需要 1 分鐘，但是刪除 U 盤上的電影只需要短暫的一兩秒；亦或是蓋一個(gè)房子需要 1 年，而銷毀一個(gè)房子只需要在墻上寫上拆 。而現(xiàn)在理解的是不用把 inode 屬性清空，不用把 inode 對應(yīng)的數(shù)據(jù)塊清空，只需要把兩個(gè)位圖中對應(yīng)的比特位由 1 到 0，再把所在的目錄下中的對應(yīng)的映射關(guān)系去掉，此時(shí)空間就是無效的，當(dāng)下一次再新建文件時(shí)，就可以直接把無效的空間覆蓋。

按上面這樣說，刪除后的文件當(dāng)然可以恢復(fù)，Windows 下的回收站就是一個(gè)目錄，當(dāng)你刪除時(shí)就是把文件移動到回收站目錄下，然后把其它目錄下數(shù)據(jù)塊中的映射關(guān)系移動到回收站目錄下的數(shù)據(jù)塊中。Windows 下就算把回收站的內(nèi)容刪除也是能恢復(fù)的，Linux 下如果要恢復(fù)刪除的文件是有一些恢復(fù)工具的，但有可能在恢復(fù)過程中創(chuàng)建各種臨時(shí)文件，可能就會把想恢復(fù)的文件的信息覆蓋掉。如果想自己恢復(fù)刪除的文件，就需要更深入的了解文件系統(tǒng)原理。

三、軟硬鏈接

硬鏈接是通過? inode? 引用另外一個(gè)文件，軟鏈接是通過名字引用另外一個(gè)文件。

1、軟鏈接

ln -s testLink.txt soft.link 給 testLink.txt 建立軟鏈接 soft.link（可任意取名）。testLink.txt 的 inode 是 1052193，soft.link 的 inode 是 1052198，也就是說軟鏈接 soft.link 就是一個(gè)普通的正常文件，它有自己獨(dú)立的 inode，soft.link 中的數(shù)據(jù)塊中保存著它指向的文件 testLink.txt 的路徑，就類似于 Winodws 下的快捷方式，比如桌面看到的軟件保存的是其它的路徑，在系統(tǒng)中可能你要運(yùn)行的可執(zhí)行程序在一個(gè)很深的目錄下，就可以在較上層的目錄中建立軟鏈接。

2、硬鏈接

ln testLink1.txt?hard.link 給 testLink.txt?建立硬鏈接 hard.link（可任意取名）。其中我們發(fā)現(xiàn)硬鏈接和它鏈接的文件的所有屬性都是一樣的，包括 inode，所以硬鏈接沒有獨(dú)立的 inode，而軟鏈接有自己獨(dú)立的 indoe，那么嚴(yán)格來說硬鏈接不是一個(gè)獨(dú)立的文件，軟鏈接是一個(gè)獨(dú)立的鏈接。還發(fā)現(xiàn)鏈接后的 testLink1.txt?的有一個(gè)屬性信息由 1 變成立?2，所以這里 ls -li 顯示的這一列數(shù)據(jù)表示的不是軟鏈接，而是硬鏈接。而當(dāng)把 testLink1.txt 刪除后，hard.link?就由 2?變成了?1，所以硬鏈接本質(zhì)就是在 testLink1.txt?文件所在目錄的數(shù)據(jù)塊中重新創(chuàng)建一個(gè)映射關(guān)系，也就是給 testLink1.txt?的 inode 重新起了一個(gè)別名。

我們在刪除文件時(shí)干了兩件事情：

1. 在目錄中將對應(yīng)的記錄刪除。
2. 將硬連接數(shù)?-1；如果為?0，則將對應(yīng)的磁盤釋放。

3、硬鏈接的應(yīng)用

為什么創(chuàng)建普通目錄的硬鏈接是 2 ？而創(chuàng)建普通文件的硬鏈接是 1 ？

普通文件的硬鏈接是 1 是因?yàn)楫?dāng)前目錄中只包含一組 file 和 file 的 inode.

?

而普通目錄是 2 的原因是，因?yàn)槌水?dāng)前目錄下包含了 dir 和 dir 的 inode，還有 dir 目錄下隱藏的 "."，這個(gè)點(diǎn)叫做當(dāng)前路徑，此時(shí)我們發(fā)現(xiàn)這個(gè)點(diǎn)的 inode 和 dir 的 inode 是一樣的，所以 dir 的 inode 編號是?2。 這個(gè)點(diǎn)就是 dir 的別名，因?yàn)楫?dāng)前路徑的使用頻率很高，所以它是為了方便我們對當(dāng)前路徑的索引，如果沒有這個(gè)別名，那就只能是 "dir/xxx/…"，完全沒有 "./xxx/…" 方便。?

當(dāng)我們再在 dir 下建立一個(gè)目錄 other，此時(shí) dir 的硬鏈接數(shù)就變成了 3，other 的硬鏈接數(shù)就是 2。other 的硬鏈接數(shù)是 2 是因?yàn)?other 和 inode + . 和 inode。?

而 dir 之所以是 3，是因?yàn)橐?"cd"，所以 other 下還有一個(gè)點(diǎn)點(diǎn)，它是 dir 的別名。

所以硬鏈接最典型的應(yīng)用場景就是方便進(jìn)行路徑轉(zhuǎn)換。

4、文件的 ACM

• Access：文件最近被訪問的時(shí)間
• Modify：文件內(nèi)容最后被修改的時(shí)間
• Change：文件屬性最后被修改的時(shí)間

touch file.txt 時(shí)會刷新文件的 ACM：

vim file.txt 寫入內(nèi)容后也會更新 file.txt 的 ACM（因?yàn)樗鼘ξ募M(jìn)行訪問，內(nèi)容修改，屬性也修改的原因是寫入了內(nèi)容，文件的大小屬性就變了）（不寫入內(nèi)容后也會刷新 file.txt 文件的 ACM，但不同版本下的 linux，結(jié)果可能也不同）：

chmod u+x file.txt 后，更新的只有 Change：

cat file.txt 后并沒有刷新 file.txt 的 Access，是因?yàn)?linux 2.6 之后，把訪問的頻率降低了，而是要真正有效訪問或者訪問多次后才會刷新，不同的版本策略不一樣。那是因?yàn)槲募诖疟P上，文件內(nèi)容和屬性的操作其實(shí)并不高頻，比較高頻的是文件的訪問，而如果你經(jīng)常 cat 文件，且每次都要刷新時(shí)間的話，效率就太低了：

之前說過 make 時(shí)，它會自動檢測源文件是否作修改，若沒有修改則不會再被重新編譯。實(shí)際上只要?vim 了，即使沒有修改，它依然還是會編譯。其中 make 就是通過文件的修改時(shí)間來甄別文件是否是最新的，可執(zhí)行程序的修改時(shí)間一定是晚于原文件的時(shí)間，當(dāng)對原文件修改后，原文件的修改時(shí)間又比可執(zhí)行程序的時(shí)間新了，所以就可以 make。那么在 make 時(shí)，若原文件的修改時(shí)間晚于可執(zhí)行程序，那么就可以編譯。文章來源地址http://www.zghlxwxcb.cn/news/detail-842121.html

到了這里，關(guān)于【Linux】基礎(chǔ) IO（文件系統(tǒng) & inode & 軟硬鏈接）-- 詳解的文章就介紹完了。如果您還想了解更多內(nèi)容，請?jiān)谟疑辖撬阉鱐OY模板網(wǎng)以前的文章或繼續(xù)瀏覽下面的相關(guān)文章，希望大家以后多多支持TOY模板網(wǎng)！