1.理解硬件

1.1磁盤

• 機械磁盤是計算機中的?個機械設備
• 磁盤--- 外設
• 慢
• 容量?，價格便宜

1.2磁盤物理結構?

?

1.3磁盤的存儲結構?

扇區：是磁盤存儲數據的基本單位，512字節，塊設備?

?

如何定位?個扇區呢？

確定磁頭要訪問哪?個柱?(磁道)（cylinder）

可以先定位磁頭（header）

定位?個扇區(sector)

柱?（cylinder），磁頭（head），扇區（sector），顯然可以定位數據了，這就是數據定位(尋址)?式之?，CHS尋址?式。

扇區是從磁盤讀出和寫?信息的最?單位，通常??為 512 字節。

磁頭（head）數：每個盤??般有上下兩?，分別對應1個磁頭，共2個磁頭

磁道（track）數：磁道是從盤?外圈往內圈編號0磁道，1磁道...，靠近主軸的同?圓?于停靠磁頭，不存儲數據

柱?（cylinder）數：磁道構成柱?，數量上等同于磁道個數

扇區（sector）數：每個磁道都被切分成很多扇形區域，每道的扇區數量相同

圓盤（platter）數：就是盤?的數量

磁盤容量=磁頭數 × 磁道(柱?)數 × 每道扇區數 × 每扇區字節數

細節：傳動臂上的磁頭是共進退的

?1.4磁盤的邏輯結構

細節：傳動臂上的磁頭是共進退的

?

?

磁道：

某?盤?的某?個磁道展開：

即：?維數組

柱面：

整個磁盤所有盤?的同?個磁道，即柱?展開：

?

柱?上的每個磁道，扇區個數是?樣的

這不就是?維數組嗎

整盤：?

整個磁盤不就是多張?維的扇區數組表(三維數組？)

?

?

LBA地址轉成CHS地址，CHS如何轉換成為LBA地址。?

1.5?CHS && LBA地址?

• 磁頭數*每磁道扇區數 = 單個柱?的扇區總數
• LBA = 柱?號C*單個柱?的扇區總數 + 磁頭號H*每磁道扇區數 + 扇區號S - 1
• 即：LBA = 柱?號C*(磁頭數*每磁道扇區數) + 磁頭號H*每磁道扇區數 + 扇區號S - 1
• 扇區號通常是從1開始的，?在LBA中，地址是從0開始的
• 柱?和磁道都是從0開始編號的
• 總柱?，磁道個數，扇區總數等信息，在磁盤內部會?動維護，上層開機的時候，會獲取到這些參數。

• 柱?號C = LBA // (磁頭數*每磁道扇區數)【就是單個柱?的扇區總數】
• 磁頭號H = (LBA % (磁頭數*每磁道扇區數)) // 每磁道扇區數
• 扇區號S = (LBA % 每磁道扇區數) + 1
• "//": 表?除取整

?2.引入文件系統

2.1引?"塊"概念?

注意：

• 磁盤就是?個三維數組，我們把它看待成為?個"?維數組"，數組下標就是LBA，每個元素都是扇區
• 每個扇區都有LBA，那么8個扇區?個塊，每?個塊的地址我們也能算出來。
• 知道LBA：塊號 = LBA/8
• 知道塊號：LBA=塊號*8 + n. (n是塊內第?個扇區)

?

2.2引?"分區"概念?

?

?

2.3引?"inode"概念

?

[root@localhost linux]# ls -l
總?量 12
-rwxr-xr-x. 1 root root 7438 "9? 13 14:56" a.out
-rw-r--r--. 1 root root 654 "9? 13 14:56" test.c

每?包含7列：

? 模式

? 硬鏈接數

? ?件所有者

? 組

? ??

? 最后修改時間

? ?件名

ls -l讀取存儲在磁盤上的?件信息，然后顯?出來

其實這個信息除了通過這種?式來讀取，還有?個stat命令能夠看到更多信息?

[root@localhost linux]# stat test.c
File: "test.c"
Size: 654 Blocks: 8 IO Block: 4096 普通?件
Device: 802h/2050d Inode: 263715 Links: 1
Access: (0644/-rw-r--r--) Uid: ( 0/ root) Gid: ( 0/ root)
Access: 2017-09-13 14:56:57.059012947 +0800
Modify: 2017-09-13 14:56:40.067012944 +0800
Change: 2017-09-13 14:56:40.069012948 +0800

?到這我們要思考?個問題，?件數據都儲存在”塊”中，那么很顯然，我們還必須找到?個地?儲存 ?件的元信息（屬性信息），?如?件的創建者、?件的創建?期、?件的??等等。這種儲存文件元信息的區域就叫做inode，中?譯名為”索引節點”。

ls -li命令

?

注意：

Linux下?件的存儲是屬性和內容分離存儲的

Linux下，保存?件屬性的集合叫做inode，?個?件，?個inode，inode內有?個唯?的標識符，叫做inode號

?所以?個?件的屬性inode?什么樣?呢？

/*
* Structure of an inode on the disk
*/
struct ext2_inode {__le16 i_mode; /* File mode */__le16 i_uid; /* Low 16 bits of Owner Uid */__le32 i_size; /* Size in bytes */__le32 i_atime; /* Access time */__le32 i_ctime; /* Creation time */__le32 i_mtime; /* Modification time */__le32 i_dtime; /* Deletion Time */__le16 i_gid; /* Low 16 bits of Group Id */__le16 i_links_count; /* Links count 引用計數*/__le32 i_blocks; /* Blocks count */__le32 i_flags; /* File flags */union {struct {__le32 l_i_reserved1;} linux1;struct {__le32 h_i_translator;} hurd1;struct {__le32 m_i_reserved1;} masix1;} osd1; /* OS dependent 1 */__le32 i_block[EXT2_N_BLOCKS];/* Pointers to blocks */__le32 i_generation; /* File version (for NFS) */__le32 i_file_acl; /* File ACL */__le32 i_dir_acl; /* Directory ACL */__le32 i_faddr; /* Fragment address */union {struct {__u8 l_i_frag; /* Fragment number */__u8 l_i_fsize; /* Fragment size */__u16 i_pad1;__le16 l_i_uid_high; /* these 2 fields */__le16 l_i_gid_high; /* were reserved2[0] */__u32 l_i_reserved2;} linux2;struct {__u8 h_i_frag; /* Fragment number */__u8 h_i_fsize; /* Fragment size */__le16 h_i_mode_high;__le16 h_i_uid_high;__le16 h_i_gid_high;__le32 h_i_author;} hurd2;struct {__u8 m_i_frag; /* Fragment number */__u8 m_i_fsize; /* Fragment size */__u16 m_pad1;__u32 m_i_reserved2[2];} masix2;} osd2; /* OS dependent 2 */
};
/*
* Constants relative to the data blocks
*/
#define EXT2_NDIR_BLOCKS 12
#define EXT2_IND_BLOCK EXT2_NDIR_BLOCKS
#define EXT2_DIND_BLOCK (EXT2_IND_BLOCK + 1)
#define EXT2_TIND_BLOCK (EXT2_DIND_BLOCK + 1)
#define EXT2_N_BLOCKS (EXT2_TIND_BLOCK + 1)
備注：EXT2_N_BLOCKS = 15

注意：

?件名屬性并未納?到inode數據結構內部

inode的???般是128字節或者256，我們后?統?128字節

任何?件的內容??可以不同，但是屬性???定是相同的

兩個問題：

3.ext2 文件系統

3.1宏觀認識??

?

?

3.2Block Group

?ext2?件系統會根據分區的??劃分為數個Block Group。?每個Block Group都有著相同的結構組成。

3.3塊組內部構成

3.3.1超級塊（Super Block）?

/*
* Structure of the super block
*/
struct ext2_super_block {__le32 s_inodes_count; /* Inodes count */__le32 s_blocks_count; /* Blocks count */__le32 s_r_blocks_count; /* Reserved blocks count */__le32 s_free_blocks_count; /* Free blocks count */__le32 s_free_inodes_count; /* Free inodes count */__le32 s_first_data_block; /* First Data Block */__le32 s_log_block_size; /* Block size */__le32 s_log_frag_size; /* Fragment size */__le32 s_blocks_per_group; /* # Blocks per group */__le32 s_frags_per_group; /* # Fragments per group */__le32 s_inodes_per_group; /* # Inodes per group */__le32 s_mtime; /* Mount time */__le32 s_wtime; /* Write time */__le16 s_mnt_count; /* Mount count */__le16 s_max_mnt_count; /* Maximal mount count */__le16 s_magic; /* Magic signature */__le16 s_state; /* File system state */__le16 s_errors; /* Behaviour when detecting errors */__le16 s_minor_rev_level; /* minor revision level */__le32 s_lastcheck; /* time of last check */__le32 s_checkinterval; /* max. time between checks */__le32 s_creator_os; /* OS */__le32 s_rev_level; /* Revision level */__le16 s_def_resuid; /* Default uid for reserved blocks */__le16 s_def_resgid; /* Default gid for reserved blocks *//*
* These fields are for EXT2_DYNAMIC_REV superblocks only.
*
* Note: the difference between the compatible feature set and
* the incompatible feature set is that if there is a bit set
* in the incompatible feature set that the kernel doesn't
* know about, it should refuse to mount the filesystem.
*
* e2fsck's requirements are more strict; if it doesn't know
* about a feature in either the compatible or incompatible
* feature set, it must abort and not try to meddle with
* things it doesn't understand...
*/__le32 s_first_ino; /* First non-reserved inode */__le16 s_inode_size; /* size of inode structure */__le16 s_block_group_nr; /* block group # of this superblock */__le32 s_feature_compat; /* compatible feature set */__le32 s_feature_incompat; /* incompatible feature set */__le32 s_feature_ro_compat; /* readonly-compatible feature set */__u8 s_uuid[16]; /* 128-bit uuid for volume */char s_volume_name[16]; /* volume name */char s_last_mounted[64]; /* directory where last mounted */__le32 s_algorithm_usage_bitmap; /* For compression *//** Performance hints. Directory preallocation should only* happen if the EXT2_COMPAT_PREALLOC flag is on.*/__u8 s_prealloc_blocks; /* Nr of blocks to try to preallocate*/__u8 s_prealloc_dir_blocks; /* Nr to preallocate for dirs */__u16 s_padding1;/** Journaling support valid if EXT3_FEATURE_COMPAT_HAS_JOURNAL set.*/__u8 s_journal_uuid[16]; /* uuid of journal superblock */__u32 s_journal_inum; /* inode number of journal file */__u32 s_journal_dev; /* device number of journal file */__u32 s_last_orphan; /* start of list of inodes to delete */__u32 s_hash_seed[4]; /* HTREE hash seed */__u8 s_def_hash_version; /* Default hash version to use */__u8 s_reserved_char_pad;__u16 s_reserved_word_pad;__le32 s_default_mount_opts;__le32 s_first_meta_bg; /* First metablock block group */__u32 s_reserved[190]; /* Padding to the end of the block */
};

3.3.2GDT（Group Descriptor Table）

// 磁盤級blockgroup的數據結構
/*
* Structure of a blocks group descriptor
*/
struct ext2_group_desc
{__le32 bg_block_bitmap; /* Blocks bitmap block */__le32 bg_inode_bitmap; /* Inodes bitmap */__le32 bg_inode_table; /* Inodes table block*/__le16 bg_free_blocks_count; /* Free blocks count */__le16 bg_free_inodes_count; /* Free inodes count */__le16 bg_used_dirs_count; /* Directories count */__le16 bg_pad;__le32 bg_reserved[3];
};

3.3.3塊位圖（Block Bitmap）?

• ??作用??：標記??數據塊（Data Block）??的使用狀態。

• 原理??：
  • 每個比特（bit）對應一個數據塊：
    • 1：塊已被占用（存儲了文件數據）。
    • 0：塊空閑可用。
  • 例如：塊位圖?11100010?表示前3個塊已用，第4-6個塊空閑，第7個塊已用，第8個塊空閑。
• ??示例??：
  • 若文件系統有 1024 個塊，塊位圖需占用?1024/8 = 128 字節（1字節=8比特）。

3.3.4inode位圖（Inode Bitmap）??

• ??作用??：標記??Inode 的使用狀態??。
• ??原理??：
  • 每個比特對應一個 Inode：
    • 1：Inode 已被占用（關聯了文件/目錄）。
    • 0：Inode 空閑。
  • 例如：Inode 位圖?10100000?表示第1、3個 Inode 已用，其余空閑。
• ??示例??：
  • 若塊組包含 8192 個 Inode，Inode 位圖需占用?8192/8 = 1024 字節。

特性	塊位圖（Block Bitmap）	Inode 位圖（Inode Bitmap）
??管理對象??	數據塊（Data Blocks）	Inode
??標記內容??	數據塊是否被文件占用	Inode 是否關聯文件/目錄
??大小計算??	總塊數 ÷ 8（字節）	總Inode數 ÷ 8（字節）
??分配策略??	優先分配連續空閑塊	分配第一個空閑 Inode

3.3.5i節點表(Inode Table)

• 唯一標識文件??：每個區對應一個唯一的 Inode 編號（如?Inode 1053）。
• ??存儲元數據??：包括權限、所有者、大小、時間戳等。
• ??數據塊尋址??：通過指針（直接/間接）定位文件內容所在的磁盤塊。

• 當前分組所有Inode屬性的集合
• inode編號以分區為單位，整體劃分，不可跨分區

屬性	說明
??物理位置??	位于文件系統的 ??塊組（Block Group）?? 內，緊鄰 Inode Bitmap。
??存儲單元??	多個 Inode 連續存儲，占用一個或多個磁盤塊（Block）。
??大小固定??	EXT2/3 中每個 Inode 固定為 ??128字節??，EXT4 可擴展（如 256字節）。

示例計算??：

若磁盤塊大小為 4KB，一個塊可存儲?4096/128 = 32?個 Inode。

3.3.6Data Block?

• 對于普通?件，?件的數據存儲在數據塊中。
• 對于?錄，該?錄下的所有?件名和?錄名存儲在所在?錄的數據塊中，除了?件名外，ls -l命令看到的其它信息保存在該?件的inode中。
• Block 號按照分區劃分，不可跨分區

屬性	說明
??作用??	存儲文件內容或目錄條目（文件名 + Inode編號映射）。
??大小??	通常為 ??1KB、2KB、4KB??（EXT4默認4KB），格式化時確定，不可動態調整。
??分配單位??	文件系統以塊為單位分配空間，即使文件只有1字節也占用整個塊。
??尋址方式??	通過Inode的??直接/間接指針??定位數據塊。

Data Block?太大可以跨組保存?

?3.4inode和datablock映射

?

索引級別??	??管理能力??（假設塊大小=4KB，指針4字節）	??圖中對應部分??
??直接塊??	12×4KB = ??48KB??	圖中左側"12個直接塊"區域
??一級間接??	1024指針×4KB = ??4MB??	"一級間接塊索引表指針"指向的表格
??二級間接??	1024×1024×4KB = ??4GB??	二級索引表的多層結構
??三級間接??	10243×4KB = ??4TB??	圖中最右側的三級指針鏈

?

知道inode號的情況下，在指定分區，請解釋：對?件進?增、刪、查、改是在做什么？

• 分區之后的格式化操作，就是對分區進?分組，在每個分組中寫?SB、GDT、Block Bitmap、Inode Bitmap等管理信息，這些管理信息統稱: ?件系統
• 只要知道?件的inode號，就能在指定分區中確定是哪?個分組，進?在哪?個分組確定 是哪?個inode
• 拿到inode?件屬性和內容就全部都有了

?通過touch?個新?件來看看如何?作。

[root@localhost linux]# touch abc
[root@localhost linux]# ls -i abc
263466 abc

?為了說明問題，我們將上圖簡化：

?

1.存儲屬性

內核先找到?個空閑的i節點（這?是263466）。內核把?件信息記錄到其中。

2.存儲數據

該?件需要存儲在三個磁盤塊，內核找到了三個空閑塊：300,500，800。將內核緩沖區的第?塊數據復制到300，下?塊復制到500，以此類推。

3.記錄分配情況

?件內容按順序300,500,800存放。內核在inode上的磁盤分布區記錄了上述塊列表。

4.添加?件名到?錄

新的?件名abc。linux如何在當前的?錄中記錄這個?件？內核將??（263466，abc）添加到?錄?件。?件名和inode之間的對應關系將?件名和?件的內容及屬性連接起來。

abc → 263466 → 塊300/500/800

操作步驟	圖片中的標注證據
??1. 分配Inode??	i節點表中的263466條目
??2. 分配數據塊??	數據區的塊300, 500, 800
??3. 記錄塊列表??	文件所使用的數據塊列表：300,500,800
??4. 添加目錄項??	增加到目錄的入口：(263466, abc)

?3.5?錄與?件名?

?

?

local@bite:~/code/test/test$ pwd
/home/local/code/test/test
local@bite:~/code/test/test$ ls -li
total 24
1596260 -rw-rw-r-- 1 local local 814 Oct 28 20:32 test.c
?如：要訪問test.c, 就必須打開test(當前?作?錄),然后才能獲取test.c對應的inode進?對?
件進?訪問。

3.6路徑解析

?/home/local/code/test/test/test.c

都要從根?錄開始，依次打開每?個?錄，根據?錄名，依次訪問每個?錄下指定的?錄，直到訪問到test.c。這個過程叫做Linux路徑解析。

所以，我們知道了：訪問?件必須要有?錄+?件名=路徑的原因

根?錄固定?件名，inode號，?需查找，系統開機之后就必須知道

3.7路徑緩存

?

Linux中，在內核中維護樹狀路徑結構的內核結構體叫做： struct dentry?

struct dentry {atomic_t d_count;unsigned int d_flags; /* protected by d_lock */spinlock_t d_lock; /* per dentry lock */struct inode* d_inode; /* Where the name belongs to - NULL is* negative *//** The next three fields are touched by __d_lookup. Place them here* so they all fit in a cache line.*/struct hlist_node d_hash; /* lookup hash list */struct dentry* d_parent; /* parent directory */struct qstr d_name;struct list_head d_lru; /* LRU list *//** d_child and d_rcu can share memory*/union {struct list_head d_child; /* child of parent list */struct rcu_head d_rcu;} d_u;struct list_head d_subdirs; /* our children */struct list_head d_alias; /* inode alias list */unsigned long d_time; /* used by d_revalidate */struct dentry_operations* d_op;struct super_block* d_sb; /* The root of the dentry tree */void* d_fsdata; /* fs-specific data */
#ifdef CONFIG_PROFILINGstruct dcookie_struct* d_cookie; /* cookie, if any */
#endifint d_mounted;unsigned char d_iname[DNAME_INLINE_LEN_MIN]; /* small names */
};

?dentry找到了，inode就找到了?

操作??	??無緩存??	??有緩存??
??首次訪問?/path/abc??	需讀取圖中所有目錄塊和Inode表。	僅第一次需訪問磁盤。
??重復訪問??	每次重復解析路徑。	直接從緩存返回Inode，零磁盤I/O。
??刪除/重命名文件??	需同步更新緩存和圖中磁盤結構。	緩存失效，觸發重新解析。

3.8掛載分區

我們已經能夠根據inode號在指定分區找?件了，也已經能根據?錄?件內容，找指定的inode了，在指定的分區內，我們可以為所欲為了。可是：

問題：inode不是不能跨分區嗎？Linux不是可以有多個分區嗎？我怎么知道我在哪?個分區？？？

?3.8.1?個實驗

$ dd if=/dev/zero of=./disk.img bs=1M count=5 #制作?個?的磁盤塊，就當做?個分區#創建5MB的空白鏡像#通過dd命令創建的disk.img就是典型的??磁盤鏡像文件??
$ mkfs.ext4 disk.img # 格式化寫??件系統
$ mkdir /mnt/mydisk # 建?空?錄
$ df -h # 查看可以使?的分區
Filesystem Size Used Avail Use% Mounted on
udev 956M 0 956M 0% /dev
tmpfs 198M 724K 197M 1% /run
/dev/vda1 50G 20G 28G 42% /
tmpfs 986M 0 986M 0% /dev/shm
tmpfs 5.0M 0 5.0M 0% /run/lock
tmpfs 986M 0 986M 0% /sys/fs/cgroup
tmpfs 198M 0 198M 0% /run/user/0
tmpfs 198M 0 198M 0% /run/user/1002
$ sudo mount -t ext4 ./disk.img /mnt/mydisk/ # 將分區掛載到指定的?錄$ df -h
Filesystem Size Used Avail Use% Mounted on
udev 956M 0 956M 0% /dev
tmpfs 198M 724K 197M 1% /run
/dev/vda1 50G 20G 28G 42% /
tmpfs 986M 0 986M 0% /dev/shm
tmpfs 5.0M 0 5.0M 0% /run/lock
tmpfs 986M 0 986M 0% /sys/fs/cgroup
tmpfs 198M 0 198M 0% /run/user/0
tmpfs 198M 0 198M 0% /run/user/1002
/dev/loop0 4.9M 24K 4.5M 1% /mnt/mydisk$ sudo umount /mnt/mydisk # 卸載分區
local@bite:/mnt$ df -h
Filesystem Size Used Avail Use% Mounted on
udev 956M 0 956M 0% /dev
tmpfs 198M 724K 197M 1% /run
/dev/vda1 50G 20G 28G 42% /
tmpfs 986M 0 986M 0% /dev/shm
tmpfs 5.0M 0 5.0M 0% /run/lock
tmpfs 986M 0 986M 0% /sys/fs/cgroup
tmpfs 198M 0 198M 0% /run/user/0
tmpfs 198M 0 198M 0% /run/user/1002

?注意：

/dev/loop0 在Linux系統中代表第?個循環設備（loop device）。循環設備，也被稱為

回環設備或者loopback設備，是?種偽設備（pseudo-device），它允許將?件作為塊設備

（block device）來使?。這種機制使得可以將?件（?如ISO鏡像?件）掛載（mount）為

?件系統，就像它們是物理硬盤分區或者外部存儲設備?樣

最多可以同時掛載8個不同的磁盤鏡像文件??（每個鏡像需要獨占一個loop設備）
local@bite:/mnt$ ls /dev/loop* -l
brw-rw---- 1 root disk 7, 0 Oct 17 18:24 /dev/loop0
brw-rw---- 1 root disk 7, 1 Jul 17 10:26 /dev/loop1
brw-rw---- 1 root disk 7, 2 Jul 17 10:26 /dev/loop2
brw-rw---- 1 root disk 7, 3 Jul 17 10:26 /dev/loop3
brw-rw---- 1 root disk 7, 4 Jul 17 10:26 /dev/loop4
brw-rw---- 1 root disk 7, 5 Jul 17 10:26 /dev/loop5
brw-rw---- 1 root disk 7, 6 Jul 17 10:26 /dev/loop6
brw-rw---- 1 root disk 7, 7 Jul 17 10:26 /dev/loop7
crw-rw---- 1 root disk 10, 237 Jul 17 10:26 /dev/loop-control

?df?命令（最直接）快速判斷當前所在分區

.?表示當前目錄??，輸出顯示其所在設備（如?/dev/vda1）和掛載點（/home）。?

$ df -h .
Filesystem      Size  Used Avail Use% Mounted on
/dev/vda1        50G   20G   28G  42% /home

?

3.8.2一個結論

?4.軟硬鏈接

4.1硬鏈接?

??基本概念??

• ??硬鏈接?? 是文件系統中??指向同一個 inode 的多個文件名??，即多個路徑指向同一份數據。
• 所有硬鏈接??地位平等??，沒有“原始文件”和“鏈接文件”之分。
• 刪除任意一個硬鏈接，只要還有其他鏈接存在，文件數據就不會被釋放。

特點?

??1.共享 inode??

• 所有硬鏈接指向同一個 inode，因此：
  • 修改任一硬鏈接的內容，其他硬鏈接也會同步變化。
  • 它們的文件屬性（權限、所有者、時間戳等）完全相同。

2.不跨文件系統??

• 硬鏈接必須在??同一個文件系統??內創建（因為 inode 是文件系統局部的）。

3.不能鏈接目錄??（超級用戶除外）

• 普通用戶無法用?ln?創建目錄的硬鏈接，防止形成循環引用（但內核允許?.?和?..?這樣的特殊硬鏈接）。

4.??刪除不影響數據??

• 只有當??所有硬鏈接都被刪除??，且沒有進程占用文件時，數據才會真正釋放。

?創建硬鏈接?

ln 源文件 硬鏈接名
ln file.txt hardlink_to_file.txt

此時?file.txt?和?hardlink_to_file.txt?指向同一個 inode，修改其中一個會影響另一個。

查看硬鏈接??

ls -i?? 查看 inode 號（相同 inode 表示是硬鏈接）：?

ls -i file.txt hardlink_to_file.txt
//輸出示例：
123456 file.txt
123456 hardlink_to_file.txt  # inode 相同

?

263563 - rw - r--r--. 2 root root 0 9? 15 17:45 abc
263563 - rw - r--r--. 2 root root 0 9? 15 17:45 abc-hard//2是多個新的文件名指向目標文件，硬連接數//增加inode引用計數的數字  

?創建目錄后發現是2，是因為目錄里.也是硬鏈接

目錄里..是3是因為上級目錄和上級目錄里的.和當前目錄里的..是同一inode

?4.2軟鏈接

基本概念??

軟鏈接（Symbolic Link，又稱符號鏈接）是 Linux/Unix 系統中的一種特殊文件類型，它??存儲的是另一個文件或目錄的路徑??，類似于 Windows 的“快捷方式”。

創建軟鏈接??

ln -s 目標文件或目錄 軟鏈接名稱
ln -s /var/log/syslog my_log_link  # 創建指向系統日志的軟鏈接

?此時?my_log_link?是一個獨立文件，內容為路徑?/var/log/syslog。

識別軟鏈接??

ls -l?? 顯示軟鏈接及其指向的目標：?

ls -l my_log_link
//輸出示例：
lrwxrwxrwx 1 user group 13 Jan 1 12:00 my_log_link -> /var/log/syslog
//首字母 l 表示軟鏈接。
//-> 后是目標路徑。

?

gcc myapp.c -o /.../myapp  # 編譯并輸出到目標路徑
ln -s /.../myapp exe  # 創建軟鏈接 exe

現在目錄下有一個名為?exe?的軟鏈接，指向?/.../myapp。

直接運行?exe

./exe??

1. Shell 會先解析?./exe?的路徑：
   • ?./?表示當前目錄，所以 Shell 查找當前目錄下的?exe。
2. 發現?exe?是一個軟鏈接，指向?/.../myapp。
3. Shell 最終執行?/.../myapp。

4.3軟硬連接對?

?

4.4軟硬連接的?途：?

?