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 1.軟鏈接和硬鏈接的區別

我們知道文件都有文件名與數據，數據分兩部分：用戶數據 (user data) 與元數據 (metadata)。用戶數據，即文件數據塊 (data block)，數據塊是記錄文件真實內容的地方;而元數據則是文件的附加屬性，如文件大小、創建時間、所有者等信息。在 Linux 中，元數據中的 inode 號(inode 是文件元數據的一部分但其并不包含文件名，inode 號即索引節點號)才是文件的唯一標識而非文件名。文件名僅是為了方便人們的記憶和使用，系統或程序通過 inode 號尋找正確的文件數據塊。

為解決文件的共享使用，Linux 系統引入了兩種鏈接：硬鏈接 (hard link) 與軟鏈接(又稱符號鏈接，即 soft link 或 symbolic link)。鏈接為 Linux 系統解決了文件的共享使用，還帶來了隱藏文件路徑、增加權限安全及節省存儲等好處。若一個 inode 號對應多個文件名，則稱這些文件為硬鏈接。硬鏈接就是同一個文件使用了多個別名

由于硬鏈接是有著相同 inode 號僅文件名不同的文件，因此硬鏈接存在以下幾點特性：

• 文件有相同的 inode 及 data block;
• 只能對已存在的文件進行創建;
• 不能交叉文件系統進行硬鏈接的創建;
• 不能對目錄進行創建，只可對文件創建;
• 刪除一個硬鏈接文件并不影響其他有相同 inode 號的文件。

inode 號僅在各文件系統下是唯一的，當 Linux 掛載多個文件系統后將出現 inode 號重復的現象，因此硬鏈接創建時不可跨文件系統

軟鏈接與硬鏈接不同，若文件用戶數據塊中存放的內容是另一文件的路徑名的指向，則該文件就是軟連接。軟鏈接就是一個普通文件，只是數據塊內容有點特殊。軟鏈接有著自己的 inode 號以及用戶數據塊。因此軟鏈接的創建與使用沒有類似硬鏈接的諸多限制：

• 軟鏈接有自己的文件屬性及權限等;
• 可對不存在的文件或目錄創建軟鏈接;
• 軟鏈接可交叉文件系統;
• 軟鏈接可對文件或目錄創建;
• 創建軟鏈接時，鏈接計數 i_nlink 不會增加;

刪除軟鏈接并不影響被指向的文件，但若被指向的原文件被刪除，則相關軟連接被稱為死鏈接(即 dangling link，若被指向路徑文件被重新創建，死鏈接可恢復為正常的軟鏈接)。

一般情況下，文件名和inode號碼是"一一對應"關系，每個inode號碼對應一個文件名。但是，Unix/Linux系統允許，多個文件名指向同一個inode號碼。這意味著，可以用不同的文件名訪問同樣的內容;對文件內容進行修改，會影響到所有文件名;但是，刪除一個文件名，不影響另一個文件名的訪問。這種情況就被稱為"硬鏈接"(hard link)。

2.Linux VFS

Linux 有著極其豐富的文件系統，大體上可分如下幾類：

• 網絡文件系統，如 nfs、cifs 等;
• 磁盤文件系統，如 ext4、ext3 等;
• 特殊文件系統，如 proc、sysfs、ramfs、tmpfs 等。

實現以上這些文件系統并在 Linux 下共存的基礎就是 Linux VFS(Virtual File System 又稱 Virtual Filesystem Switch)，即虛擬文件系統。VFS 作為一個通用的文件系統，抽象了文件系統的四個基本概念：文件、目錄項 (dentry)、索引節點 (inode) 及掛載點，其在內核中為用戶空間層的文件系統提供了相關的接口。VFS 實現了 open()、read() 等系統調并使得 cp 等用戶空間程序可跨文件系統。VFS 真正實現了上述內容中：在 Linux 中除進程之外一切皆是文件。

Linux VFS 存在四個基本對象：超級塊對象 (superblock object)、索引節點對象 (inode object)、目錄項對象 (dentry object) 及文件對象 (file object)。超級塊對象代表一個已安裝的文件系統;索引節點對象代表一個文件;目錄項對象代表一個目錄項，如設備文件 event5 在路徑 /dev/input/event5 中，其存在四個目錄項對象：/ 、dev/ 、input/ 及 event5。文件對象代表由進程打開的文件。為文件路徑的快速解析，Linux VFS 設計了目錄項緩存(Directory Entry Cache，即 dcache)。

3.文件的打開過程

open()系統調用的過程如下：

• 查看system-wide open-file table(系統打開文件表)中是否有該文件，即查看該文件是否已經被其他進程打開了
• 如果存在，那么該進程會在自己的per-process open-file table(進程打開文件表)中，建立一個項目，指向system-wide open-file table中的該文件
• 如果不存在，則需要根據file name在directory中查找該file，通常directory中的部分內容在cache中，這樣可以加快搜索速度。
• 一旦文件被找到，那么FCB(file control block)文件控制塊會被復制到system-wide open-file table中，該表不僅僅保存FCB，而且記錄每個文件被多少個進程打開
• 接下來，在per-process open-file table(進程打開文件表)中，簡直一個entry，指向進程打開文件表中該項目

當進程close()一個文件時：

• 該進程的per-process open-flle table中的對應項會被刪除，系統打開表中的該文件計數器會減1
• 如果系統打開表中的計算為0，那么刪除該文件項

4.inode的理解

操作系統讀取硬盤的時候，不會一個個扇區地讀取，這樣效率太低，而是一次性連續讀取多個扇區，即一次性讀取一個"塊"(block)。這種由多個扇區組成的"塊"，是文件存取的最小單位。"塊"的大小，最常見的是4KB，即連續八個 sector組成一個 block。

文件數據都儲存在"塊"中，那么很顯然，我們還必須找到一個地方儲存文件的元信息，比如文件的創建者、文件的創建日期、文件的大小等等。這種儲存文件元信息的區域就叫做inode，中文譯名為"索引節點"。

inode包含文件的元信息，具體來說有以下內容：

• * 文件的字節數
• * 文件擁有者的User ID
• * 文件的Group ID
• * 文件的讀、寫、執行權限
• * 文件的時間戳，共有三個：ctime指inode上一次變動的時間，mtime指文件內容上一次變動的時間，atime指文件上一次打開的時間。
• * 鏈接數，即有多少文件名指向這個inode
• * 文件數據block的位置

除了文件名以外的所有文件信息，都存在inode之中

每個inode都有一個號碼，操作系統用inode號碼來識別不同的文件。

表面上，用戶通過文件名，打開文件。實際上，系統內部這個過程分成三步：首先，系統找到這個文件名對應的inode號;其次，通過inode號，獲取inode信息;最后，根據inode信息，找到文件數據所在的block，讀出數據。

目錄(directory)也是一種文件，目錄文件的結構非常簡單，就是一系列目錄項(dirent)的列表。每個目錄項，由兩部分組成：所包含文件的文件名，以及該文件名對應的inode號碼。

數據塊尋址

inode中記錄了文件數據塊的位置，有三種尋址方式：direct blocks直接指向數據塊;single indirect指向一個block，該block中為數據塊的指針;double indirect，兩級block

5.文件描述符

在Linux系統中一切皆可以看成是文件，文件又可分為：普通文件、目錄文件、鏈接文件和設備文件。文件描述符(file descriptor)是內核為了高效管理已被打開的文件所創建的索引，其是一個非負整數(通常是小整數)，用于指代被打開的文件，所有執行I/O操作的系統調用都通過文件描述符。程序剛剛啟動的時候，0是標準輸入，1是標準輸出，2是標準錯誤。如果此時去打開一個新的文件，它的文件描述符會是3。POSIX標準要求每次打開文件時(含socket)必須使用當前進程中最小可用的文件描述符號碼

文件描述符是系統的一個重要資源，雖然說系統內存有多少就可以打開多少的文件描述符，但是在實際實現過程中內核是會做相應的處理的，一般最大打開文件數會是系統內存的10%(以KB來計算)(稱之為系統級限制)

6.文件描述符和打開文件之間的關系

每一個文件描述符會與一個打開文件相對應，同時，不同的文件描述符也會指向同一個文件。相同的文件可以被不同的進程打開也可以在同一個進程中被多次打開。系統為每一個進程維護了一個文件描述符表，該表的值都是從0開始的，所以在不同的進程中你會看到相同的文件描述符，這種情況下相同文件描述符有可能指向同一個文件，也有可能指向不同的文件。具體情況要具體分析，要理解具體其概況如何，需要查看由內核維護的3個數據結構。

•  進程級的文件描述符表
• 系統級的打開文件描述符表
• 文件系統的i-node表

進程級的描述符表的每一條目記錄了單個文件描述符的相關信息。

• 控制文件描述符操作的一組標志。(目前，此類標志僅定義了一個，即close-on-exec標志)
• 對打開文件句柄的引用

內核對所有打開的文件的文件維護有一個系統級的描述符表格(open file description table)。有時，也稱之為打開文件表(open file table)，并將表格中各條目稱為打開文件句柄(open file handle)。一個打開文件句柄存儲了與一個打開文件相關的全部信息，如下所示：

• 當前文件偏移量(調用read()和write()時更新，或使用lseek()直接修改)
• 打開文件時所使用的狀態標識(即，open()的flags參數)
• 文件訪問模式(如調用open()時所設置的只讀模式、只寫模式或讀寫模式)
• 與信號驅動相關的設置
• 對該文件i-node對象的引用
• 文件類型(例如：常規文件、套接字或FIFO)和訪問權限
•  一個指針，指向該文件所持有的鎖列表
• 文件的各種屬性，包括文件大小以及與不同類型操作相關的時間戳

在進程A中，文件描述符1和30都指向了同一個打開的文件句柄(標號23)。這可能是通過調用dup()、dup2()、fcntl()或者對同一個文件多次調用了open()函數而形成的。

進程A的文件描述符2和進程B的文件描述符2都指向了同一個打開的文件句柄(標號73)。這種情形可能是在調用fork()后出現的(即，進程A、B是父子進程關系)，或者當某進程通過UNIX域套接字將一個打開的文件描述符傳遞給另一個進程時，也會發生。再者是不同的進程獨自去調用open函數打開了同一個文件，此時進程內部的描述符正好分配到與其他進程打開該文件的描述符一樣。

此外，進程A的描述符0和進程B的描述符3分別指向不同的打開文件句柄，但這些句柄均指向i-node表的相同條目(1976)，換言之，指向同一個文件。發生這種情況是因為每個進程各自對同一個文件發起了open()調用。同一個進程兩次打開同一個文件，也會發生類似情況。

7. 總結

• 由于進程級文件描述符表的存在，不同的進程中會出現相同的文件描述符，它們可能指向同一個文件，也可能指向不同的文件
• 兩個不同的文件描述符，若指向同一個打開文件句柄，將共享同一文件偏移量。因此，如果通過其中一個文件描述符來修改文件偏移量(由調用read()、write()或lseek()所致)，那么從另一個描述符中也會觀察到變化，無論這兩個文件描述符是否屬于不同進程，還是同一個進程，情況都是如此。
• 要獲取和修改打開的文件標志(例如：O_APPEND、O_NONBLOCK和O_ASYNC)，可執行fcntl()的F_GETFL和F_SETFL操作，其對作用域的約束與上一條頗為類似。
• 文件描述符標志(即，close-on-exec)為進程和文件描述符所私有。對這一標志的修改將不會影響同一進程或不同進程中的其他文件描述符