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? ? ? ?🌠專欄：Linux

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目錄

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一、理解文件系統

🌠磁盤結構

二、軟硬連接

🌟軟硬鏈接

🌠軟鏈接：

🌠硬鏈接：

🌟理解軟硬鏈接的應用場景

?軟鏈接

?硬鏈接

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一、理解文件系統

🌠磁盤結構

<1> 任何磁盤結構

磁盤由上億的小磁鐵構成【磁鐵--南北極 --> 二進制】

(1)? 磁盤物理結構：

a. 磁盤在進行擺動旋轉【磁頭的左右擺動】：可以進行數據的尋址。

b. 磁頭懸浮在盤片上【要求在真空環境中】。

(2)?磁盤存儲結構：

a. 磁頭在擺動的本質：定位磁道（柱面）

b. 磁頭定位好一個磁道后，盤面在進行旋轉時，就可以把各個不同的扇區，依次放在磁頭的正下方，讓磁頭來確定一個扇區上面的 01 值；

c. 磁盤盤片旋轉的本質：定位扇區。

d. 扇區：是磁盤存儲數據的基本單位，512字節，塊設備；

e. 磁盤，若有3片，就有6面，每一面都有一個磁頭【h0~h5】；

f. 讀寫哪一個磁頭，本質是讀寫哪一個面；

g. 如何定位一個扇區？【CHS地址定位法】

? ???先定位磁頭(header)

? ?? 確定磁頭要訪問哪一個柱面（磁道）（cylinder）

? ?? 定位一個扇區（sector）

h. 文件 = 內容 + 屬性 這些都是數據，數據無非就是占據哪幾個扇區的問題，能定位一個扇區，就能定位多個扇區了。

i. 傳動臂上的磁頭是共進退的！！！

(3)?磁盤邏輯結構：

磁帶上面可以儲存數據，我們可以把磁帶“拉直”，形成線性結構

磁盤本質上是硬質的，但是邏輯上我們可以把磁盤想象成為卷在一起的磁帶，那么磁盤的邏輯存儲結構就類似于：

這樣每一個扇區，就有了一個線性地址（其實就是數組下標），這種地址叫做LBA

柱面是一個邏輯上的概念，其實就是每一個面上，相同半徑的磁道邏輯上構成柱面。所以，磁盤物理上分了很多面，但是在我們看來，邏輯上，磁盤整體是由“柱面”卷起來的。

整盤：

整個磁盤不就是多張二維的扇區數組表(三維數組?)
所有，尋址一個扇區:先找到哪一個柱面(Cylinder)，在確定柱面內哪一個磁道(其實就是磁頭位置，Head)，在確定扇區(Sector)，所以就有了CHS。

我們之前學過C/C++的數組，在我們看來，其實全部都是一維數組:

所以，每一個扇區都有一個下標，我們叫做LBA(Logical Block Address)地址,其實就是線性地址。所以怎么計算得到這個LBA地址呢??

??扇區的編號從1開始，LBA從0開始【數組下標】。

?CHS轉成LBA:
? 磁頭數*每磁道扇區數 =單個柱面的扇區總數
? LBA = 柱面號C*單個柱面的扇區總數 + 磁頭號H*每磁道扇區數 +扇區號S-1
? 即:LBA = 柱面號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，而在LBA中，地址是從0開始的
? 柱面和磁道都是從0開始編號的
? 總柱面，磁道個數，扇區總數等信息，在磁盤內部會自動維護，上層開機的時候，會獲取到這些參數。

?LBA轉成CHS:
? 柱面號C?= LBA //(磁頭數*每磁道扇區數)【就是單個柱面的扇區總數】
? 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
? "//";表示除取整

LBA地址? <--轉換--> CHS地址，誰來做？磁盤自己來做！固件（硬件電路、伺服系統）

所以，從此往后，在磁盤使用者看來，根本就不關心CHS地址，而是直接使用LBA地址，磁盤內部自己轉換。

所以，從現在開始，磁盤就是一個 元素為扇區 的一維數組，數組的下標就是每一個扇區的LBA地址。OS使用磁盤，就可以用一個數字訪問磁盤扇區了。

<2> 理解分區，格式化

OS和磁盤進行IO的時候，以扇區為基本單位，512字節，單次IO的數據量，1KB，2KB，3KB，4KB，8KB等，4KB數據塊 ---- 8個扇區。

OS如何管理？分區！--> 分組? 【分治思想】

<3> Linux文件系統Ext*系列的文件系統，inode號和inode

? Block Group：ext2文件系統會根據分區的大小劃分為數個Block Group。而每個Block Group都有著相同的結構組成。政府管理各區的例子；
? 超級塊（Super Block）：【表示文件系統，管理整個分區】存放文件系統本身的結構信息。記錄的信息主要有：bolck 和 inode的總量，未使用的block和inode的數量，一個block和inode的大小，最近一次掛載的時間，最近一次寫入數據的時間，最近一次檢驗磁盤的時間等其他文件系統的相關信息。Super Block的信息被破壞，可以說整個文件系統結構就被破壞了；
? GDT，Group Descriptor Table：塊組描述符，描述塊組屬性信息；
? 塊位圖（Block Bitmap）：Block Bitmap中記錄著Data Block中哪個數據塊已經被占用，哪個數據塊沒有被占用；
? inode位圖（inode Bitmap）：每個bit表示一個inode是否空閑可用。
? i節點表:存放文件屬性 如 文件大小，所有者，最近修改時間等；
? 數據區：存放文件內容 ；

文件系統以分區為單位，一個分區一套文件系統；

分區和分區之間是互相獨立的，不同的分區可以用不同的文件系統

🌠小貼士：

? 文件 = 內容 + 屬性，文件屬性也是數據，

? 在Linux當中會以結構體的方式構建出來【inode】，

? 一個文件只有一個inode，inode是文件屬性數據的集合，

一個inode就是一個結構體【struct inode】

? inode的大小一般為128字節【跟系統有關】，一個塊組中可能會存在100或1000個文件，就會存在100或1000個inode，文件系統會把當前你要新建的文件，文件的屬性節點在內存里面定義出來【struct inode】，把屬性值填入，接著把inode節點寫入到磁盤當中指定的inode Table里面。

? OS在和磁盤進行IO交互的時，磁盤中一個塊有4KB，那一個塊就有 4KB/128字節 個inode，都存放在一個組當中的inode Table中，為此 每個文件都要有自己的文件編號【inode值】，inode彼此之間互不重復【有條件】

其中，在Linux系統中，文件名這個屬性不在inode中保存！

? inode Table 包含了當前組里面所有的文件屬性集。

? data block 用來存放文件的內容，里面全是劃分好的4KB大小的塊，

Linux下，文件屬性和文件內容是分開存儲的！

?如何找文件？

拿到對應的inode，接著在inode Table里面找到inode，inode屬性里面還有inode映射表?【int block[NUM]】，數組里面記錄了對應inode，所對應的數據在哪。

? inode Bitmap ： inode Table有多少個inode，inoed Bitmap就需要有多少個比特位，當inode號為0，inode Bitmap對應的位圖比特位就會記錄下來【有效】，inode Bitmap會按比特位來檢查inode號是否有效，有效才會去inode屬性里面獲取有效的inode屬性。

? 對于inode Bitmap的一次進行修改，修改的原則：哪怕是一個Bite也要把4KB的數據全部放到內存里面，修改完成之后再寫回磁盤去；

?修改位圖時：

磁盤當中是以扇區為單位的，當要修改時，先把要修改的扇區搬到內存里，以比特位修改位圖，修改完成之后，直接寫回到磁盤分組的?inode Bitmap 里面的位置。

?在data block里面很多塊號，我們怎么樣才能知道哪些被占用/空閑？

black Bitmap也是一個位圖，它的二進制位圖中表明哪些被占用/空閑，因此在一個組當中，有了Block BItmap、inode Bitmap、inode Table、Data blocks后面這四塊，我們就可以對一個分組的內容和屬性進行基本的管理了。

有了inode Bitmap、inode Table這兩張位圖（有開始和結束），我們就可以清楚的知道，這兩張位圖所對應的區域，即inode Bitmap 和 inode Table 都有自己對應的編號（可以通過位圖來得到）

?過程：

新建一個文件并向這個文件寫入"hello world"字符串，

? 新建一個文件，要在inode Table里面先分配一個inode，接著在inode Bitmap里面去查某一個對應的位圖有沒有被使用，沒有被使用就會修改對應的位圖【由0-->1】，接著在inode Table里面拿著對應的inode號，初始化節點編號、填寫權限、屬主、時間、文件大小.....，寫入之后統計需要多少個塊，就回去Block Bitmap里面查位圖，申請所需的塊數，申請完之后，把對應的“hello world”字符串寫入到對應的塊號里面，接著拿著這個塊號返回到inode Bitmap找到inode Table里面的數組在里面寫入塊號(屬性)，?接著在inode Table中找到對應的data blocks進行數據的寫入（內容）。

因此，我們只需要知道文件的inode編號就可以找到這個文件！！

? 在Linux中，刪除的本質是設置inode和block無效！

刪一個文件，可以恢復！！我們只需要把這個文件的inode Bitmap對應的【1/0 --置為--> 1】,接著再查找inode Table里面的塊【int block[NUM];】所對應的塊號，在Block Bitmap里面對應的塊號【由0 ---> 1】,這個文件就會被恢復。

不小心刪除了數據，不要隨便操作，以免被刪除的的inode和block被占用/覆蓋，就恢復不了了。

?如何評判當前塊組【Block group 0】已經滿了/放不下了呢？已經使用了多少/還剩多少？

因此每一個塊組都有一個Group Descriptor Table【GDT】塊組描述符。

?Boot Block跟分組關系不大，【以磁盤硬件為單位】一般是整個磁盤里面最開始的一個小區域，與啟動有關，一般保存這個磁盤里面的總容量是多少，【第一個分區開始和結束的扇區】啟動信息、分區表、操作系統的內核所在的地址.....(不考慮)。

?Super Block 表示的就是文件系統，對整個分區管理的數據結構【包括整個文件系統的文件系統名、什么文件系統】。在整個分區里面，不需要給每個分區里都保存Super Block，整個分區里面也不知是只有一個Super Block。混在組的內部里面，可能會存在兩三份，并且里面的數據是完全一樣的。【在整個分區里面，不是每個分組里面都有Super Block ，也絕不是只有其中一個分組里面有Super Block 】

?為什么不是在整個分區里面保存一個Super Block呢？在一個分區里面，若Super Block掛掉了，整個分區的文件系統就全部都沒了！！！分組情況都摸不清了，文件系統里面的整體情況都不知道了。所以會被打散到不同的分組里面，不一定每個分組都有，可能會同時存在兩三份，因此一個Super Block壞掉/出現問題了，我們對應的文件系統就可以直接區其他塊組里面去找對應的Super Block，把Super Block給覆蓋回來，此時就能進行文件系統恢復了。

?文件系統以分區為單位，一個分區，一套文件系統，不同的分區，可以寫不同的文件系統。

?格式化：寫入空的文件系統

磁盤分區--->分組---> 在組里面劃分好相關區域【inode Bitmap、Block Bitmap全部清零....】，劃分的區域是多大... 寫入文件信息?

<4> 理解 文件、目錄、文件系統

? 在一個塊組里面 inode號的個數，block個數都是固定的！【這兩個的占比是最多的】

? 存在 inode Table 用完【存的全部都是小文件】， Data Block沒用完的情況

?關于inode：

? inode只能在特定分區下有效，inode以分區為單位，一套inode;

? 在格式化分區的時候，要格式化出很多分組，其中在分組當中，inode在分配的時候，只需要確定起始inode即可；inode不能跨分區；inode里面有分組；每一個組里面的inode編號是固定的；這些值一般保存到GDT組描述符里面只需要記錄起始inode即可。

Super Block 和 Group Descriptor Table 是兩個固定的數據結構，大小也是固定的。

?關于block：

? 整個分區塊號也是統一編號的；【保存到GDT組描述符里面】

?在一個組里面，我們是如何分配一個inode的？

? 在inode Bitmap一旦確定好開始和結束，起始的inode Bitmap里面是位圖，位圖里面記錄的inode + 組里面分組好的起始inode值 = 新的inode;?這個inode在分區當中具有唯一性；

?在一個組里面，我們是如何分配一個data block的？

? data block也是一樣的，它的塊號也是加上分組好的起始的block值，這些值都在GDT里面；

?inode和data block都是全局建立的；

當塊號不夠的時候，可以進行跨組建立；

OS如何進行管理文件系統？OS對每個Super Block 和 Group Descriptor Table進行 先描述，再組織 來管理文件系統【內存級操作】；【Super Block 和 Group Descriptor Table的數據結構會被加載到內存里】

?如何查找一個文件？

在一個分區里通過inode怎么找到對應的文件呢？根據inode，確定文件在哪個組里面，接著拿著inode減去start_inode，再查inode Bitmap，找到之后inode Table就找到inode，找到了inode就找到了文件的屬性【inode結構】和 塊的映射關系就有了，即就找到了塊號，最終找到內容。

?如何刪除一個文件？

前提條件就是查找，找到之后，把inode Bitmap的位圖直接【由1--置為-->0】，再找到inode屬性和塊的映射關系，拿到了塊號，把 Block Bitmap的位圖直接【由1--置為-->0】，inode就被釋放了，GDT里面記錄的已使用的inode就得減一，最后再把屬性進行更新，就完成了刪除。

?如何修改一個文件？

前提條件就是查找，

修改要么是對屬性進行修改，改掉文件對應的創建時間、文件的大小、文件權限...，拿著文件的inode,按照查找方式，找到文件，把inode加載到內存里，改完再寫回對應的位置，

要么就是對內容進行修改，找到文件，把磁盤內容Data Block加載到內存里【文件的內核緩沖區】，改完之后寫回磁盤，此時對文件的屬性和內容就都能進行修改了。

?如何新增一個文件？

首先要確定在哪一個組里面，操作系統由文件系統自動來進行確定， 遍歷GDT去找，根據要新增文件的基本信息【新增文件的大小、文件名稱、...】找到了對應的一個組，其中就要分配inode號，首先查位圖，找到一個局部性的值【偏移量】，把inode Bitmap、Block Bitmap【由0--置為-->1】,最后給用戶返回一個inode,? start_inode + inode Bitmap里面的偏移量，即返回inode號。

?inode 和 block 究竟是怎么映射的？

?憑什么拿到inode?我們訪問的好像都是文件名！！！【Linux，文件名不在inode中保存】，inode存在哪里？文件類型【文本文件、二進制、普通文件、目錄】，存在自己所處的目錄的數據塊中【數據塊存文件名和映射關系】，

?如何理解目錄文件？

目錄 = inode + block = 屬性 + 內容，內容也要有對應的數據塊！目錄的數據塊里面，存的是文件名和 inode的映射關系，因此我們在查一個文件時，我們只要找到當前目錄，根據目錄的inode，找到目錄的數據塊【data block】，再根據文件名，進行inode映射，找到inode就可以找到屬性和內容。

文件名 和 inode號 是互為映射的，任何目錄不能存在同名文件，文件名 <--映射--> inode ，這就是為什么拿到文件名這個字符串就能找到文件，是因為拿著文件名，【ls命令】操作系統就會在當前目錄下，打開當前目錄，把當前目錄的文件名按字符串查找，找到inode，根據inode號查一個文件，屬性和內容就全有了。

🌠重新理解目錄權限：rwx

? 當我們對一個目錄沒有 r 權限時，我們就查不了這個目錄里面的內容，沒有讀權限，對目錄沒有讀權限時，就無法讀取目錄的data block【內容】，操作系統不讓讀，就得不到文件名和inode的映射關系，拿不到inode就訪問不到文件；

?? 目錄沒有 w 權限，就不能在該目錄新建文件，沒有寫權限就無法把文件名和inode的映射關系的字符串信息、文本信息，寫到目錄數據塊當中。

??目錄沒有 x 權限，就進不去，本質是打不開。

🌠文件類型【文本文件、二進制、普通文件、目錄】，文件名和映射關系是保存在普通文件里面的，在磁盤級文件系統里面的inode Table、Data block、inode Bitmap、Block Bitmap這個層面上不區分文件是普通文件還是目錄，不管是文件還是目錄，在底層都叫inode、data block。

🌠在Linux中，找文件要用inode去找呢？文件名不在inode保存，是保存在當前所處的目錄，所對應的數據塊當中的！！！如果沒有inode我們的文件名就存在屬性里，這時查找文件時，都是按照文件名【字符串】來查找文件的，字符串可長可短，影響查找的效率，而inode是一個整數，效率更高。

🌠 命令"ls -l"，在操作系統底層上干了什么？就會把當前目錄在底層上給我們打開，接著遍歷該目錄對應的文件名和inode映射關系，把所有文件的inode全部拿到，接著把每個文件依次在文件系統當中進行查找，根據inode找到inode的值把屬性和文件名進行羅列出來。

🌠 找到文件名，首先要打開當前目錄，當前目錄，也是文件！！也有文件名 ----> 逆向的路徑解析，這就是為什么訪問任何一個文件都要有路徑，沒有路徑就根本不可能找到這個文件，文件名和inode的映射關系就建立不起來，必須要有全路徑，才能在linux內部進行路徑解析，才能找到最終文件名和inode的映射關系。

每一個進程都有一個CWD，?任何目標文件的路徑都是進程給的！！在bash里做的任何操作，都是進程操作，所以進程內部保存了任何文件的CWD，保存了你所要找的CWD，不管你怎么訪問絕對路徑/相對路徑，它都能拼成最終的完整路徑，最終進行路徑解析，方便查找。?

當我們連續對相同路徑下的文件進行訪問【即就是不斷地進行訪問磁盤文件系統】，此時Linux系統，需要進行對路徑結構進行緩存【內存級緩存】！！

Linux系統，在磁盤上不需要維護任何的路徑關系，只需要在數據塊里記錄這個目錄里存的是什么文件和inode的映射關系，?在磁盤上沒有路徑地概念，只要inode、data block，根本就沒有路徑，那么此時路徑是誰在維護呢？1.由進程提供，2.由對應的每個文件的?data block 給我們提供的映射關系，相當于在data block 構建了一張磁盤級簡單的路徑關系【多叉樹】，跟文件系統沒有關系。

Linux要以什么樣的數據結構來緩存路徑呢？多叉樹！！在Linux系統當中，在操作系統加載的時候只需要把根目錄掛上，就能找到相應的路徑，?構建的路徑緩存【占磁盤級文件當中極少，會把用戶曾經訪問過的目錄構建成節點緩存起來，沒有訪問過的目錄就不需要了，所以這個緩存是一個內存級的緩存，這樣我們在內存里就有一個對應的多叉樹的路徑了】，當第一次訪問這個文件時，就構建好了路徑樹，第二次再訪問時，不需要再進行訪問磁盤了，直接查找緩存結構【樹】。

struct dentry，維護的是再Linux當中，幫我們維護一個dentry樹，來進行路徑緩存。

find /home -name test.txt ---- 在磁盤上找這個文件【根據文件路徑去不斷進行路徑解析，去磁盤當中訪問磁盤，從根目錄開始】，find首次找會慢一點，第二次會快，第二次訪問的時候，路徑結構被緩存起來了，dentry會指導我們找到任何一個目錄的inode和內容。

在Linux中，每一個文件【目錄、普通文件....】都要配一個struct dentry{...}，因為要把這個文件掛接在這個目錄樹里面，方便進行查找。

🌠宏觀認識：

磁盤上存有很多的文件系統，Linux系統里，默認會在全局當中找到dentry里的根目錄，當想要打開一個文件時，進程就必須給提供一個路徑 【/home/zxl/test.txt】，Linux系統，根據根目錄開始查dentry，dentry打開后，和路徑里的字符串進行比較，找對應的字符串【home ,加載home所對應的屬性inode和內容，在home所對應的內容里找zxl，此時就形成了路徑/home/zxl，再打開zxl數據塊的內容，得到test.txtx的內容和屬性，得到test.txtx的文件名和inode的映射關系[1234]】，此時dentry就會根據路徑所找到文件的inode，在磁盤指定的分區下找[1234]對應的inode，找到后加載到inode的文件屬性里面【磁盤加載到內存】，在內核當中形成dentry結構，構建dentry節點【test.txt】， 最終用dentry構建節點【test.txt】指向inode屬性，要打開【test.txtx】這個文件，內核就要創建struct_file，打開struct_file[文件描述符表]---> struct file? ---> struct path f_path ---> struct dentry ---> 找到所對應的inode， 這個inode就指向加載到屬性里面的inode，再讓struct path里的dentry指向新建的dentry，最后再磁盤上把文件的內容加載到文件內核緩沖區里面【磁盤加載到內存】。

※操作系統內打開一個文件：

? 創建內核數據結構

? 再磁盤當中讀取數據加載數據到內存，構建對應的映射關系

? 加載內容、加載文件的inode、添加路徑關系到Linux系統內部的路徑緩存dentry當中

<5> 做一個小實驗

$ dd if=/dev/zero of=./disk.img bs=1M count=5 #制作?個?的磁盤塊，就當做?個分區 
$ 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 
whb@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

怎么確認在哪一個分區里面？--> 訪問任何一個文件都要有路徑，路徑的前綴就可以指明在哪一個分區上！！

多個分區 --> 一個分區包含/ --> 若干個普通目錄 --> /a /b /c /d...

只要分區，該分區無法直接使用，分區必須經過“掛載”到目錄上，分區才可以被用通過路徑的方式進行訪問！

?任何一個分區，天然就有了基本的路徑了！【路徑一部分是掛載點提供的，一部分是自己產生的】

二、軟硬連接

🌟軟硬鏈接

🌠軟鏈接：

? 軟連接是一個獨立的文件，有獨立的 inode，軟鏈接內容上，保存的是目標文件的路徑【window上的快捷方式】；

? 在用戶層 使用軟連接【file-soft.link】 等同于 使用目標文件【file.txt】

??ln -s file.txt file-soft.link 【后者去鏈接前者】

? 當我們建立軟鏈接，就是在當前目錄下新建一個軟鏈接文件/快捷方式。

🌠硬鏈接：

??硬鏈接不是獨立的文件！【沒有獨立的inode】，硬鏈接本質就是一組文件名和已經存在的文件的映射關系！

??ln file.txt file-hard.link?【后者去鏈接前者】

??當我們建立一個硬鏈接，就是再當前目錄所處的目錄內部當中，新增一個新的文件名和inode對應的映射關系，所以硬鏈接所查到的 inode 和 目標文件的 inode 是一樣的。?

? 在當前目錄下新建一個普通文件，普通文件的文件名在文件所處目錄的內容中保存，硬鏈接會映射到同一個 inode【inode 特別像一個指針一樣的東西】，當我們想使用文件名來找對應文件時，Linux是通過inode去找文件的，硬鏈接使得兩個文件名指向同一個inode文件, 此時這個文件如何才算是刪除呢？在整個系統里沒有任何文件名字符串和這個文件inode有映射關系時，才算是被刪除，我們如何知道有多少個文件名通過和inode號來產生對應的映射關系呢？在inode當中存在一個引用計數【atomic_t d_count;】硬鏈接數。

? 建立一個普通文件本質上就是在不斷地進行建立硬鏈接【文件名和inode的映射關系只有一份，所以數字就會減一】

🌟理解軟硬鏈接的應用場景

?軟鏈接

可執行文件在當前目錄上，如何不帶路徑就可以直接執行文件呢？

1> 環境變量：把當前的所處的路徑添加到系統環境變量里；

2> 把 .exe可執行文件，拷貝到系統的默認路徑下；

3> 給對應的可執行程序重新進行命名，建立軟鏈接：

? 作用：當被執行的可執行程序放在比較深的目錄下【路徑很長】時，可以在深得路徑下，建立軟鏈接，也可以給目錄進行軟鏈接，直接一步進入想要進的目錄里面。

主要是能讓我們快速定位某一個文件，以最簡單的方式進入。

一般在一個磁盤分區里面，軟鏈接建在哪里都可以。

? 軟鏈接：快捷方式，可以幫我們快速找到指令和對應的庫。

?硬鏈接

? “.” [文件名] 所映射的inode編號，和當前所處的【/empty】目錄inode編號是一樣的，文件名不同【.? ?empty】但指向的inode是一樣的，所以 “.” 就表示當前工作路徑，所以在創建一個空目錄時，一個是它自己【有一個文件名和inode有映射關系】。

“.”和 “..”目的是為了路徑的快速切換，如何做到的呢？本質就是 文件所指向的inode就是上級路徑，因此當 cd? 切換路徑時，要找到目標路徑的inode，方便顯式目標路徑里面的文件。

??文件備份！（就可以不用拷貝，也能找到內容）

???????

? Linux下不允許對目錄新建硬鏈接！！！【原因：怕進行硬鏈接之后，形成一些環狀路徑】

軟鏈接【直接指向文件，里面保存的時路徑字符串】，我們在進行查找軟鏈接時，并不會對軟鏈接做任何解析。?

???????