一、前言

今天討論的話題是沒有被打開的文件。文件等于文件內(nèi)容加文件屬性，沒打開的文件一定是存儲在磁盤上的，并且 Linux 是將文件的屬性和內(nèi)容分開存儲。文件內(nèi)容以數(shù)據(jù)塊的形式進(jìn)行存儲，文件屬性以 inode 的形式進(jìn)行存儲。

二、認(rèn)識硬件——磁盤

我們這里說的磁盤指的是機(jī)械磁盤，并非我們現(xiàn)在我們筆記本上使用的 SSD。機(jī)械磁盤是計(jì)算機(jī)上唯一的一個(gè)機(jī)械設(shè)備，也是一個(gè)外設(shè)。

小Tips：磁頭是一面一個(gè)，磁頭與盤面不接觸。磁頭通過向盤面進(jìn)行充放電來完成數(shù)據(jù)的寫入。磁盤叫做永久性存儲介質(zhì)，內(nèi)存叫做掉電易失性存儲介質(zhì)。

2.1 磁盤的存儲構(gòu)成

每一個(gè)盤面由多個(gè)磁道構(gòu)成，一個(gè)磁道又有多個(gè)扇區(qū)構(gòu)成。磁盤被訪問的最基本單元是扇區(qū)，一般扇區(qū)的大小是 512 字節(jié)，有的是 4KB。要修改磁盤中 1 字節(jié)的數(shù)據(jù)，需要把該字節(jié)所在的扇區(qū)都加載到內(nèi)存中?？梢园汛疟P看成是由無數(shù)個(gè)扇區(qū)構(gòu)成的存儲介質(zhì)。要把數(shù)據(jù)存儲到磁盤，第一個(gè)需要解決的問題就是如何定位一個(gè)扇區(qū)，首先需要定位盤面，也就是確定用哪個(gè)磁頭，因?yàn)橐粋€(gè)磁頭對應(yīng)一個(gè)盤面，接下來需要定位磁道，最后定位扇區(qū)。所有的磁頭都是同步運(yùn)動(dòng)的，在某一時(shí)刻，從從上向下看去，以磁頭所在點(diǎn)為半徑的不同盤面上的磁道就會(huì)形成一個(gè)叫做柱面的結(jié)構(gòu)。磁頭運(yùn)動(dòng)主要是去定位磁道，盤面旋轉(zhuǎn)主要是去定位扇區(qū)，磁頭的定位是由硬件電路進(jìn)行控制。由此可見，磁盤的讀取效率取決于磁頭、盤面的運(yùn)動(dòng)速度和運(yùn)動(dòng)次數(shù)，運(yùn)動(dòng)越少，效率越高；運(yùn)動(dòng)越多，效率越低。因此，在軟件設(shè)計(jì)上要求設(shè)計(jì)者一定要有意識的將相關(guān)數(shù)據(jù)放在一起。

2.2 磁盤的邏輯抽象

最終一個(gè)磁盤可以看作是基于扇區(qū)的數(shù)組，每一個(gè)扇區(qū)都對應(yīng)有一個(gè)下標(biāo)來唯一標(biāo)識。通過這個(gè)下標(biāo)（LBA 邏輯扇區(qū)地址），再結(jié)合每一面磁道的個(gè)數(shù)和每一個(gè)磁道上扇區(qū)的個(gè)數(shù)就可以定位到該扇區(qū)在磁盤上的位置（CHS地址）。

小Tips：不僅 CPU 有寄存器，其它外設(shè)也有，磁盤中也有寄存器。比如：控制寄存器，用來存儲 CPU 下發(fā)的讀寫指令；數(shù)據(jù)寄存器，存儲要寫入的磁盤的數(shù)據(jù)；地址寄存器，存儲 CPU 傳送來的 LBA 地址；狀態(tài)寄存器，存儲磁盤的狀態(tài)，操作系統(tǒng)通過檢查該狀態(tài)寄存器去判斷讀寫是否成功。

三、操作系統(tǒng)對磁盤的使用

上圖為 Linux ext2 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，操作系統(tǒng)首先會(huì)對磁盤進(jìn)行分區(qū)，就如我們電腦中的 C 盤和 D 盤。接著，磁盤分區(qū)被劃分為若干個(gè)塊組（Block group），每個(gè)塊組中有許多塊（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，常見的是 4KB，即 4096字節(jié)。

• Boot Block：通常存儲操作系統(tǒng)啟動(dòng)的相關(guān)信息，比如：操作系統(tǒng)在什么位置、當(dāng)前磁盤一共被劃分成了多少個(gè)分區(qū)等。這些信息一般存儲在磁盤的最前面，當(dāng)然為了防止意外，這些內(nèi)容在其它地方也會(huì)有備份。
• Block Group：ext2 文件系統(tǒng)會(huì)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。
• Super Block：存放文件系統(tǒng)本身的信息，這里面記錄了整個(gè)分區(qū)的信息。例如：整個(gè)分區(qū)有多大、該分區(qū)里面每組的起始位置、每個(gè)組的大小、每個(gè)組的 inode 數(shù)量、每個(gè)組的 block 數(shù)量、每個(gè)組的其實(shí) inode 編號、block 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、文件系統(tǒng)的類型與名稱、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、該文件系統(tǒng)所擁有的字段以及字段的存儲順序和起始位置（也就是規(guī)定了一個(gè)組的空間劃分）等其它文件系統(tǒng)的相關(guān)信息。Super Block 的信息被破壞，可以說整個(gè)文件系統(tǒng)結(jié)構(gòu)就被破壞了。該字段并不是在每一個(gè)分組中都有，而是在部分組里面有，防止意外發(fā)生，操作系統(tǒng)通過“魔數(shù)”來判斷是否是 Super Block。
• Group Descriptor Table：塊組描述符，存儲塊組屬性信息，例如：當(dāng)前分組的大小、使用情況、下一個(gè)文件描述符應(yīng)該從哪開始。
• Block Bitmap：塊位圖，將比特位的位置和塊號映射起來，里面記錄著 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。
• inode Bitmap：每個(gè) bit 表示一個(gè) inode 是否空閑可用。
• inode Table：一組 inode。每一個(gè) inode 用來存放單個(gè)文件的所有屬性，如：文件大小、所有者、最近修改時(shí)間等。每個(gè) inode 的大小一般是 128字節(jié)，且每一個(gè) inode 都有唯一的編號。一般而言，一個(gè)文件一個(gè) inode。
• Data block：數(shù)據(jù)區(qū)，存放文件內(nèi)容。以塊的形式呈現(xiàn)，常見塊的大小是 4KB。每個(gè)塊都有自己獨(dú)一無二的塊號。

小Tips：操作系統(tǒng)在訪問磁盤的時(shí)候，會(huì)以塊為基本單位進(jìn)行訪問。

格式化：每個(gè)組的前四個(gè)字段存儲的都是一些文件系統(tǒng)的屬性信息或者分組的使用情況信息，這些內(nèi)容應(yīng)該在我們使用磁盤之前都準(zhǔn)備好。所以，每一個(gè)分區(qū)在被使用前，都必須將部分文件系統(tǒng)的屬性信息提前設(shè)置進(jìn)對應(yīng)的分區(qū)中，方便后續(xù)對分區(qū)和分組的使用，這個(gè)動(dòng)作就叫做格式化。

在 Linux 中，文件的屬性里面是不包含文件的名稱。在 Linux 系統(tǒng)里面標(biāo)識文件用的是 inode 編號。一個(gè) inode 表示一個(gè)文件的所有屬性，文件名并不屬于 inode 內(nèi)的屬性。

一個(gè) inode 與 數(shù)據(jù)塊的對應(yīng)關(guān)系：

其中直接索引對應(yīng)的塊中存儲的就是文件內(nèi)容，二級索引對應(yīng)的塊中存儲的不是文件內(nèi)容而是塊號。假設(shè)塊的大小是 4KB，塊號用 4字節(jié)。那么一個(gè)塊就可以存儲 1024 個(gè)塊號，這 1024 個(gè)塊號對應(yīng)的塊里面存儲的是文件的內(nèi)容，三級索引同理。這樣做的目的是在 inode 里面用較少的空間就可以映射出更多的數(shù)據(jù)塊。

小Tips：inode 編號是以分區(qū)為單位進(jìn)行統(tǒng)一分配的，而且不能跨分區(qū)，即每個(gè)分區(qū)中的 inode 編號都是從 0 開始，且一個(gè)分區(qū)中的 inode 個(gè)數(shù)是有上限的，因此可能會(huì)存在一下情況：一個(gè)分區(qū)中的 inode 被用完了，但是數(shù)據(jù)塊還沒有被用完，這種情況對應(yīng)的就是創(chuàng)建了非常多的文件，但是每個(gè)文件的內(nèi)容非常小；一個(gè)分區(qū)中的數(shù)據(jù)塊被用完了，但是 inode 還沒有被用完，這種情況就是創(chuàng)建的文件并不多，但是每個(gè)文件的大小非常大。

3.1 再來理解創(chuàng)建文件

首先創(chuàng)建文件一定是在一個(gè)路徑下（目錄）進(jìn)行創(chuàng)建，這個(gè)路徑就會(huì)幫我們定位到一個(gè)分區(qū)，然后去從第一個(gè)分組開始查看當(dāng)前分組的 GDT 字段，看該分組中 inode 的使用情況，若當(dāng)前分組中的 inode 還有剩余，接著去讀取 inode_Bitmap，獲取最近一個(gè)未被使用的 inode 編號，然后拿著 inode 編號去 inode_Table 里面找到對應(yīng)的 inode，將文件的屬性信息一填。如果有文件內(nèi)容，先拿著 inode 編號找到對應(yīng)的分組，根據(jù)寫入內(nèi)容的大小去 Block_Bitmap 中找出對應(yīng)數(shù)量未被使用的塊號，然后將這些塊號寫入到 inode 對應(yīng)的屬性里面，然后拿著塊號去 Data blocks 中進(jìn)行寫入。

3.2 再來理解刪除文件

刪除文件只要拿著該文件的 inode 編號，在 inode Table 中找到對應(yīng)的 indoe，獲取到里面的 blocks，即拿到該文件對應(yīng)的所有塊號，然后根據(jù)這些塊號將 Block Bitmap 中對應(yīng)的比特位置0（假設(shè) 0 表示對應(yīng)的塊未被使用）。最后再根據(jù) inode 編號到 inode Bitmap 中將該 inode 對應(yīng)的比特位置為0，至此，一個(gè)文件就被刪除啦?？梢园l(fā)現(xiàn)從頭到尾并沒有去修改塊中的內(nèi)容，這也是為什么拷貝 4G 的文件很慢，刪 4G 的文件很快。所以在理論上，一個(gè)被刪除的文件，可以根據(jù) inode 將其恢復(fù)出來。

總結(jié)：刪文件就是去修改 inode_Bitmap 和 Block_Bitmap 中的字段。在計(jì)算機(jī)領(lǐng)域的刪除并不等于清空，大部分情況下，刪除都表示可覆蓋。因?yàn)榍蹇諘?huì)導(dǎo)致效率大大下降。

3.3 再來理解目錄

上面說的所有對文件的操作都離不開 inode 編號，但是我們作為普通用戶平時(shí)好像也并沒有關(guān)注過 inode 編號，我們一般是直接使用文件名，此時(shí)就必須再來理解一下目錄了。目錄也是文件，也有自己的 inode，目錄也有屬性。目錄也有（數(shù)據(jù)塊），目錄的數(shù)據(jù)塊里面存放的是這個(gè)目錄下的所有文件名和該文件名對應(yīng)的 inode 編號的映射關(guān)系，這是一種 key-value 結(jié)構(gòu)，這就是為什么一個(gè)目錄里面不允許出現(xiàn)同名文件。與此同時(shí)，和目錄有關(guān)的一些歷史問題也得到了解決，對于一個(gè)目錄，沒有 w，我們無法在該目錄下創(chuàng)建文件，本質(zhì)就是我們不能向目錄對應(yīng)的數(shù)據(jù)塊中寫入文件名和 inode 的對應(yīng)關(guān)系；沒有 r，無法產(chǎn)看該目錄下的文件，本質(zhì)就是不能讀取目錄文件的數(shù)據(jù)塊。因此我們在查找一個(gè)文件時(shí)，首先需要知道該文件所在目錄的 inode，要知道目錄文件的 inode 編號，就需要知道目錄文件所在目錄的 inode 編號，如此遞歸一直到根目錄，這就是為什么我們在操作一個(gè)任何一個(gè)文件的時(shí)候都需要知道它的絕對或者相對路徑。如果每操作一個(gè)文件都要去這樣遞歸一層層的查找，那么效率是非常低的。因此在 Linux 操作系統(tǒng)中有一個(gè)叫做 dentry 緩存（目錄項(xiàng)緩存），里面記錄了該用戶經(jīng)常訪問的文件名和 inode 編號之間的映射關(guān)系。

四、硬鏈接

// 創(chuàng)建硬鏈接的指令
ln test.txt hard-link

硬連接不是一個(gè)獨(dú)立的文件，因?yàn)樗鼪]有獨(dú)立的 inode。所謂建立硬連接，本質(zhì)其實(shí)就是在特定目錄的數(shù)據(jù)塊中新增文件名和指向的文件的 inode 編號的映射關(guān)系。上圖也可以證明文件名不是 inode 中的屬性，因?yàn)橐粋€(gè) inode 編號對應(yīng)一個(gè) inode，如果文件名是 inode 中的屬性，那么上圖中編號 1978740 的文件不可能對應(yīng)兩個(gè)文件名。

小Tips：任意一個(gè)文件，無論是目錄，還是普通文件，都有 inode，每一個(gè) inode 內(nèi)部，都有一個(gè)叫做引用計(jì)數(shù)的計(jì)數(shù)器，這個(gè)計(jì)數(shù)器記錄了有多少個(gè)文件名“指向”該文件（由硬鏈接可以得知，在 Linux 中可以讓多個(gè)文件名對應(yīng)于同一個(gè) inode）。完整的刪除文件過程就是先將特定目錄數(shù)據(jù)塊中的文件名與 inode 的映射關(guān)系刪除，然后根據(jù) inode 的編號，將對應(yīng) inode 中的引用計(jì)數(shù)減減，最終看其是否減到零，減到零再執(zhí)行 3.2 小結(jié)的步驟。此外，創(chuàng)建一個(gè)普通文件，它的硬鏈接數(shù)默認(rèn)是1。

創(chuàng)建目錄文件的默認(rèn)鏈接數(shù)為什么是 2 ？

硬鏈接數(shù)為2，說明與該文件 inode 編號有關(guān)的映射關(guān)系有兩個(gè)，其中一個(gè)映射關(guān)系保存在 dir 所在目錄文件的數(shù)據(jù)塊，即 2023-11-06 目錄文件中的數(shù)據(jù)塊中，另外一個(gè)保存在 dir 目錄自身的數(shù)據(jù)塊中。

根目錄的硬鏈接數(shù)減2就是根目錄下創(chuàng)建的目錄個(gè)數(shù)。根目錄稍微有一點(diǎn)特殊，根目錄中的 . 和 .. 文件名對應(yīng)的 inode 編號是一樣的，都是根目錄。除去這倆文件名和 inode 編號的映射關(guān)系外，剩下的硬鏈接數(shù)就表示根目錄下創(chuàng)建的目錄個(gè)數(shù)，剩下的 18 個(gè)就是根目錄中所有目錄文件中 .. 與根目錄 inode 編號的鏈接關(guān)系。可以這樣計(jì)算的本質(zhì)原因就是，根目錄下所有目錄中的 .. 都一定是指向根目錄的，對應(yīng)根目錄的 inode 編號（也就是上圖中的 2 ）。這種計(jì)算方法也可以推行到其它任意目錄。

總結(jié)：建立硬鏈接就是給一個(gè)已存在的文件創(chuàng)建別名，硬鏈接通常用來進(jìn)行路徑定位，采用硬鏈接，可以進(jìn)行目錄間切換。

小Tips：Linux 系統(tǒng)不允許用戶對目錄文件建立硬連接。只要是為了避免在文件搜索的時(shí)候發(fā)生環(huán)路問題，系統(tǒng)在搜索文件的時(shí)候并不會(huì)搜索 . 和 ..，如果允許用戶為目錄文件創(chuàng)建硬鏈接，那么操作系統(tǒng)在進(jìn)行文件搜索的時(shí)候就無法避免環(huán)路問題。

五、軟鏈接

// 創(chuàng)建軟鏈接的指令
ln -s file.txt soft-link

軟鏈接是一個(gè)獨(dú)立的文件，有獨(dú)立的 inode，也有獨(dú)立的數(shù)據(jù)塊，它的數(shù)據(jù)塊里面存的是指向文件的路徑。軟鏈接非常像 Windows 中的快捷方式。軟鏈接的使用場景：一般發(fā)布的可執(zhí)行程序可能存在一個(gè)較深的路徑下面，要執(zhí)行它的話就需要帶很長一串路徑，顯得十分麻煩，此時(shí)我們就可以創(chuàng)建一個(gè)軟鏈接指向該可執(zhí)行文件，之后要想運(yùn)行該可執(zhí)行程序就直接去執(zhí)行軟鏈接即可。

小Tips：可以對任意類型的文件創(chuàng)建軟鏈接。

// 刪除軟硬鏈接都可以用 unlink 指令
unlink soft-link

六、結(jié)語

以上就是Linux文件系統(tǒng)之inode與軟硬鏈接詳解的詳細(xì)內(nèi)容，更多關(guān)于Linux inode與軟硬鏈接的資料請關(guān)注腳本之家其它相關(guān)文章！

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