文件系统 软硬连接
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一、理解文件系统
🌠磁盘结构
二、软硬连接
🌟软硬链接
🌠软链接:
🌠硬链接:
🌟理解软硬链接的应用场景
✨软链接
✨硬链接
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一、理解文件系统
🌠磁盘结构
<1> 任何磁盘结构
磁盘由上亿的小磁铁构成【磁铁--南北极 --> 二进制】
(1) 磁盘物理结构:
a. 磁盘在进行摆动旋转【磁头的左右摆动】:可以进行数据的寻址。
b. 磁头悬浮在盘片上【要求在真空环境中】。
(2) 磁盘存储结构:
a. 磁头在摆动的本质:定位磁道(柱面)
b. 磁头定位好一个磁道后,盘面在进行旋转时,就可以把各个不同的扇区,依次放在磁头的正下方,让磁头来确定一个扇区上面的 01 值;
c. 磁盘盘片旋转的本质:定位扇区。
d. 扇区:是磁盘存储数据的基本单位,512字节,块设备;
e. 磁盘,若有3片,就有6面,每一面都有一个磁头【h0~h5】;
f. 读写哪一个磁头,本质是读写哪一个面;
g. 如何定位一个扇区?【CHS地址定位法】
• 先定位磁头(header)
• 确定磁头要访问哪一个柱面(磁道)(cylinder)
• 定位一个扇区(sector)
h. 文件 = 内容 + 属性 这些都是数据,数据无非就是占据哪几个扇区的问题,能定位一个扇区,就能定位多个扇区了。
i. 传动臂上的磁头是共进退的!!!
(3) 磁盘逻辑结构:
磁带上面可以储存数据,我们可以把磁带“拉直”,形成线性结构
磁盘本质上是硬质的,但是逻辑上我们可以把磁盘想象成为卷在一起的磁带,那么磁盘的逻辑存储结构就类似于:
这样每一个扇区,就有了一个线性地址(其实就是数组下标),这种地址叫做LBA
柱面是一个逻辑上的概念,其实就是每一个面上,相同半径的磁道逻辑上构成柱面。所以,磁盘物理上分了很多面,但是在我们看来,逻辑上,磁盘整体是由“柱面”卷起来的。
整盘:
整个磁盘不就是多张二维的扇区数组表(三维数组?)
所有,寻址一个扇区:先找到哪一个柱面(Cylinder),在确定柱面内哪一个磁道(其实就是磁头位置,Head),在确定扇区(Sector),所以就有了CHS。
我们之前学过C/C++的数组,在我们看来,其实全部都是一维数组:
所以,每一个扇区都有一个下标,我们叫做LBA(Logical Block Address)地址,其实就是线性地址。所以怎么计算得到这个LBA地址呢?
• 扇区的编号从1开始,LBA从0开始【数组下标】。
✨CHS转成LBA:
• 磁头数*每磁道扇区数 =单个柱面的扇区总数
• LBA = 柱面号C*单个柱面的扇区总数 + 磁头号H*每磁道扇区数 +扇区号S-1
• 即:LBA = 柱面号C*(磁头数*每磁道扇区数) + 磁头号H*每磁道扇区数+扇区号S-1
• 扇区号通常是从1开始的,而在LBA中,地址是从0开始的
• 柱面和磁道都是从0开始编号的
• 总柱面,磁道个数,扇区总数等信息,在磁盘内部会自动维护,上层开机的时候,会获取到这些参数。✨LBA转成CHS:
• 柱面号C = LBA //(磁头数*每磁道扇区数)【就是单个柱面的扇区总数】
• 磁头号H = (LBA %(磁头数*每磁道扇区数)) // 每磁道扇区数
• 扇区号S = (LBA % 每磁道扇区数)+1
• "//";表示除取整LBA地址 <--转换--> CHS地址,谁来做?磁盘自己来做!固件(硬件电路、伺服系统)
所以,从此往后,在磁盘使用者看来,根本就不关心CHS地址,而是直接使用LBA地址,磁盘内部自己转换。
所以,从现在开始,磁盘就是一个 元素为扇区 的一维数组,数组的下标就是每一个扇区的LBA地址。OS使用磁盘,就可以用一个数字访问磁盘扇区了。
<2> 理解分区,格式化
OS和磁盘进行IO的时候,以扇区为基本单位,512字节,单次IO的数据量,1KB,2KB,3KB,4KB,8KB等,4KB数据块 ---- 8个扇区。
OS如何管理?分区!--> 分组 【分治思想】
<3> Linux文件系统Ext*系列的文件系统,inode号和inode
• Block Group:ext2文件系统会根据分区的大小划分为数个Block Group。而每个Block Group都有着相同的结构组成。政府管理各区的例子;
• 超级块(Super Block):【表示文件系统,管理整个分区】存放文件系统本身的结构信息。记录的信息主要有:bolck 和 inode的总量,未使用的block和inode的数量,一个block和inode的大小,最近一次挂载的时间,最近一次写入数据的时间,最近一次检验磁盘的时间等其他文件系统的相关信息。Super Block的信息被破坏,可以说整个文件系统结构就被破坏了;
• GDT,Group Descriptor Table:块组描述符,描述块组属性信息;
• 块位图(Block Bitmap):Block Bitmap中记录着Data Block中哪个数据块已经被占用,哪个数据块没有被占用;
• inode位图(inode Bitmap):每个bit表示一个inode是否空闲可用。
• i节点表:存放文件属性 如 文件大小,所有者,最近修改时间等;
• 数据区:存放文件内容 ;文件系统以分区为单位,一个分区一套文件系统;
分区和分区之间是互相独立的,不同的分区可以用不同的文件系统
🌠小贴士:
• 文件 = 内容 + 属性,文件属性也是数据,
• 在Linux当中会以结构体的方式构建出来【inode】,
• 一个文件只有一个inode,inode是文件属性数据的集合,
一个inode就是一个结构体【struct inode】
• inode的大小一般为128字节【跟系统有关】,一个块组中可能会存在100或1000个文件,就会存在100或1000个inode,文件系统会把当前你要新建的文件,文件的属性节点在内存里面定义出来【struct inode】,把属性值填入,接着把inode节点写入到磁盘当中指定的inode Table里面。
• OS在和磁盘进行IO交互的时,磁盘中一个块有4KB,那一个块就有 4KB/128字节 个inode,都存放在一个组当中的inode Table中,为此 每个文件都要有自己的文件编号【inode值】,inode彼此之间互不重复【有条件】
其中,在Linux系统中,文件名这个属性不在inode中保存!
• inode Table 包含了当前组里面所有的文件属性集。
• data block 用来存放文件的内容,里面全是划分好的4KB大小的块,
Linux下,文件属性和文件内容是分开存储的!
✨如何找文件?
拿到对应的inode,接着在inode Table里面找到inode,inode属性里面还有inode映射表 【int block[NUM]】,数组里面记录了对应inode,所对应的数据在哪。
• inode Bitmap : inode Table有多少个inode,inoed Bitmap就需要有多少个比特位,当inode号为0,inode Bitmap对应的位图比特位就会记录下来【有效】,inode Bitmap会按比特位来检查inode号是否有效,有效才会去inode属性里面获取有效的inode属性。
• 对于inode Bitmap的一次进行修改,修改的原则:哪怕是一个Bite也要把4KB的数据全部放到内存里面,修改完成之后再写回磁盘去;
✨修改位图时:
磁盘当中是以扇区为单位的,当要修改时,先把要修改的扇区搬到内存里,以比特位修改位图,修改完成之后,直接写回到磁盘分组的 inode Bitmap 里面的位置。
✨在data block里面很多块号,我们怎么样才能知道哪些被占用/空闲?
black Bitmap也是一个位图,它的二进制位图中表明哪些被占用/空闲,因此在一个组当中,有了Block BItmap、inode Bitmap、inode Table、Data blocks后面这四块,我们就可以对一个分组的内容和属性进行基本的管理了。
有了inode Bitmap、inode Table这两张位图(有开始和结束),我们就可以清楚的知道,这两张位图所对应的区域,即inode Bitmap 和 inode Table 都有自己对应的编号(可以通过位图来得到)
✨过程:
新建一个文件并向这个文件写入"hello world"字符串,
• 新建一个文件,要在inode Table里面先分配一个inode,接着在inode Bitmap里面去查某一个对应的位图有没有被使用,没有被使用就会修改对应的位图【由0-->1】,接着在inode Table里面拿着对应的inode号,初始化节点编号、填写权限、属主、时间、文件大小.....,写入之后统计需要多少个块,就回去Block Bitmap里面查位图,申请所需的块数,申请完之后,把对应的“hello world”字符串写入到对应的块号里面,接着拿着这个块号返回到inode Bitmap找到inode Table里面的数组在里面写入块号(属性), 接着在inode Table中找到对应的data blocks进行数据的写入(内容)。
因此,我们只需要知道文件的inode编号就可以找到这个文件!!
• 在Linux中,删除的本质是设置inode和block无效!
删一个文件,可以恢复!!我们只需要把这个文件的inode Bitmap对应的【1/0 --置为--> 1】,接着再查找inode Table里面的块【int block[NUM];】所对应的块号,在Block Bitmap里面对应的块号【由0 ---> 1】,这个文件就会被恢复。
不小心删除了数据,不要随便操作,以免被删除的的inode和block被占用/覆盖,就恢复不了了。
✨如何评判当前块组【Block group 0】已经满了/放不下了呢?已经使用了多少/还剩多少?
因此每一个块组都有一个Group Descriptor Table【GDT】块组描述符。
✨Boot Block跟分组关系不大,【以磁盘硬件为单位】一般是整个磁盘里面最开始的一个小区域,与启动有关,一般保存这个磁盘里面的总容量是多少,【第一个分区开始和结束的扇区】启动信息、分区表、操作系统的内核所在的地址.....(不考虑)。
✨Super Block 表示的就是文件系统,对整个分区管理的数据结构【包括整个文件系统的文件系统名、什么文件系统】。在整个分区里面,不需要给每个分区里都保存Super Block,整个分区里面也不知是只有一个Super Block。混在组的内部里面,可能会存在两三份,并且里面的数据是完全一样的。【在整个分区里面,不是每个分组里面都有Super Block ,也绝不是只有其中一个分组里面有Super Block 】
✨为什么不是在整个分区里面保存一个Super Block呢?在一个分区里面,若Super Block挂掉了,整个分区的文件系统就全部都没了!!!分组情况都摸不清了,文件系统里面的整体情况都不知道了。所以会被打散到不同的分组里面,不一定每个分组都有,可能会同时存在两三份,因此一个Super Block坏掉/出现问题了,我们对应的文件系统就可以直接区其他块组里面去找对应的Super Block,把Super Block给覆盖回来,此时就能进行文件系统恢复了。
✨文件系统以分区为单位,一个分区,一套文件系统,不同的分区,可以写不同的文件系统。
✨格式化:写入空的文件系统
磁盘分区--->分组---> 在组里面划分好相关区域【inode Bitmap、Block Bitmap全部清零....】,划分的区域是多大... 写入文件信息
<4> 理解 文件、目录、文件系统
• 在一个块组里面 inode号的个数,block个数都是固定的!【这两个的占比是最多的】
• 存在 inode Table 用完【存的全部都是小文件】, Data Block没用完的情况
✨关于inode:
• inode只能在特定分区下有效,inode以分区为单位,一套inode;
• 在格式化分区的时候,要格式化出很多分组,其中在分组当中,inode在分配的时候,只需要确定起始inode即可;inode不能跨分区;inode里面有分组;每一个组里面的inode编号是固定的;这些值一般保存到GDT组描述符里面只需要记录起始inode即可。
Super Block 和 Group Descriptor Table 是两个固定的数据结构,大小也是固定的。
✨关于block:
• 整个分区块号也是统一编号的;【保存到GDT组描述符里面】
✨在一个组里面,我们是如何分配一个inode的?
• 在inode Bitmap一旦确定好开始和结束,起始的inode Bitmap里面是位图,位图里面记录的inode + 组里面分组好的起始inode值 = 新的inode; 这个inode在分区当中具有唯一性;
✨在一个组里面,我们是如何分配一个data block的?
• data block也是一样的,它的块号也是加上分组好的起始的block值,这些值都在GDT里面;
✨inode和data block都是全局建立的;
当块号不够的时候,可以进行跨组建立;
OS如何进行管理文件系统?OS对每个Super Block 和 Group Descriptor Table进行 先描述,再组织 来管理文件系统【内存级操作】;【Super Block 和 Group Descriptor Table的数据结构会被加载到内存里】
✨如何查找一个文件?
在一个分区里通过inode怎么找到对应的文件呢?根据inode,确定文件在哪个组里面,接着拿着inode减去start_inode,再查inode Bitmap,找到之后inode Table就找到inode,找到了inode就找到了文件的属性【inode结构】和 块的映射关系就有了,即就找到了块号,最终找到内容。
✨如何删除一个文件?
前提条件就是查找,找到之后,把inode Bitmap的位图直接【由1--置为-->0】,再找到inode属性和块的映射关系,拿到了块号,把 Block Bitmap的位图直接【由1--置为-->0】,inode就被释放了,GDT里面记录的已使用的inode就得减一,最后再把属性进行更新,就完成了删除。
✨如何修改一个文件?
前提条件就是查找,
修改要么是对属性进行修改,改掉文件对应的创建时间、文件的大小、文件权限...,拿着文件的inode,按照查找方式,找到文件,把inode加载到内存里,改完再写回对应的位置,
要么就是对内容进行修改,找到文件,把磁盘内容Data Block加载到内存里【文件的内核缓冲区】,改完之后写回磁盘,此时对文件的属性和内容就都能进行修改了。
✨如何新增一个文件?
首先要确定在哪一个组里面,操作系统由文件系统自动来进行确定, 遍历GDT去找,根据要新增文件的基本信息【新增文件的大小、文件名称、...】找到了对应的一个组,其中就要分配inode号,首先查位图,找到一个局部性的值【偏移量】,把inode Bitmap、Block Bitmap【由0--置为-->1】,最后给用户返回一个inode, start_inode + inode Bitmap里面的偏移量,即返回inode号。
✨inode 和 block 究竟是怎么映射的?
✨凭什么拿到inode?我们访问的好像都是文件名!!!【Linux,文件名不在inode中保存】,inode存在哪里?文件类型【文本文件、二进制、普通文件、目录】,存在自己所处的目录的数据块中【数据块存文件名和映射关系】,
✨如何理解目录文件?
目录 = inode + block = 属性 + 内容,内容也要有对应的数据块!目录的数据块里面,存的是文件名和 inode的映射关系,因此我们在查一个文件时,我们只要找到当前目录,根据目录的inode,找到目录的数据块【data block】,再根据文件名,进行inode映射,找到inode就可以找到属性和内容。
文件名 和 inode号 是互为映射的,任何目录不能存在同名文件,文件名 <--映射--> inode ,这就是为什么拿到文件名这个字符串就能找到文件,是因为拿着文件名,【ls命令】操作系统就会在当前目录下,打开当前目录,把当前目录的文件名按字符串查找,找到inode,根据inode号查一个文件,属性和内容就全有了。
🌠重新理解目录权限:rwx
• 当我们对一个目录没有 r 权限时,我们就查不了这个目录里面的内容,没有读权限,对目录没有读权限时,就无法读取目录的data block【内容】,操作系统不让读,就得不到文件名和inode的映射关系,拿不到inode就访问不到文件;
• 目录没有 w 权限,就不能在该目录新建文件,没有写权限就无法把文件名和inode的映射关系的字符串信息、文本信息,写到目录数据块当中。
• 目录没有 x 权限,就进不去,本质是打不开。
🌠文件类型【文本文件、二进制、普通文件、目录】,文件名和映射关系是保存在普通文件里面的,在磁盘级文件系统里面的inode Table、Data block、inode Bitmap、Block Bitmap这个层面上不区分文件是普通文件还是目录,不管是文件还是目录,在底层都叫inode、data block。
🌠在Linux中,找文件要用inode去找呢?文件名不在inode保存,是保存在当前所处的目录,所对应的数据块当中的!!!如果没有inode我们的文件名就存在属性里,这时查找文件时,都是按照文件名【字符串】来查找文件的,字符串可长可短,影响查找的效率,而inode是一个整数,效率更高。
🌠 命令"ls -l",在操作系统底层上干了什么?就会把当前目录在底层上给我们打开,接着遍历该目录对应的文件名和inode映射关系,把所有文件的inode全部拿到,接着把每个文件依次在文件系统当中进行查找,根据inode找到inode的值把属性和文件名进行罗列出来。
🌠 找到文件名,首先要打开当前目录,当前目录,也是文件!!也有文件名 ----> 逆向的路径解析,这就是为什么访问任何一个文件都要有路径,没有路径就根本不可能找到这个文件,文件名和inode的映射关系就建立不起来,必须要有全路径,才能在linux内部进行路径解析,才能找到最终文件名和inode的映射关系。
每一个进程都有一个CWD, 任何目标文件的路径都是进程给的!!在bash里做的任何操作,都是进程操作,所以进程内部保存了任何文件的CWD,保存了你所要找的CWD,不管你怎么访问绝对路径/相对路径,它都能拼成最终的完整路径,最终进行路径解析,方便查找。
当我们连续对相同路径下的文件进行访问【即就是不断地进行访问磁盘文件系统】,此时Linux系统,需要进行对路径结构进行缓存【内存级缓存】!!
Linux系统,在磁盘上不需要维护任何的路径关系,只需要在数据块里记录这个目录里存的是什么文件和inode的映射关系, 在磁盘上没有路径地概念,只要inode、data block,根本就没有路径,那么此时路径是谁在维护呢?1.由进程提供,2.由对应的每个文件的 data block 给我们提供的映射关系,相当于在data block 构建了一张磁盘级简单的路径关系【多叉树】,跟文件系统没有关系。
Linux要以什么样的数据结构来缓存路径呢?多叉树!!在Linux系统当中,在操作系统加载的时候只需要把根目录挂上,就能找到相应的路径, 构建的路径缓存【占磁盘级文件当中极少,会把用户曾经访问过的目录构建成节点缓存起来,没有访问过的目录就不需要了,所以这个缓存是一个内存级的缓存,这样我们在内存里就有一个对应的多叉树的路径了】,当第一次访问这个文件时,就构建好了路径树,第二次再访问时,不需要再进行访问磁盘了,直接查找缓存结构【树】。
struct dentry,维护的是再Linux当中,帮我们维护一个dentry树,来进行路径缓存。
find /home -name test.txt ---- 在磁盘上找这个文件【根据文件路径去不断进行路径解析,去磁盘当中访问磁盘,从根目录开始】,find首次找会慢一点,第二次会快,第二次访问的时候,路径结构被缓存起来了,dentry会指导我们找到任何一个目录的inode和内容。
在Linux中,每一个文件【目录、普通文件....】都要配一个struct dentry{...},因为要把这个文件挂接在这个目录树里面,方便进行查找。
🌠宏观认识:
磁盘上存有很多的文件系统,Linux系统里,默认会在全局当中找到dentry里的根目录,当想要打开一个文件时,进程就必须给提供一个路径 【/home/zxl/test.txt】,Linux系统,根据根目录开始查dentry,dentry打开后,和路径里的字符串进行比较,找对应的字符串【home ,加载home所对应的属性inode和内容,在home所对应的内容里找zxl,此时就形成了路径/home/zxl,再打开zxl数据块的内容,得到test.txtx的内容和属性,得到test.txtx的文件名和inode的映射关系[1234]】,此时dentry就会根据路径所找到文件的inode,在磁盘指定的分区下找[1234]对应的inode,找到后加载到inode的文件属性里面【磁盘加载到内存】,在内核当中形成dentry结构,构建dentry节点【test.txt】, 最终用dentry构建节点【test.txt】指向inode属性,要打开【test.txtx】这个文件,内核就要创建struct_file,打开struct_file[文件描述符表]---> struct file ---> struct path f_path ---> struct dentry ---> 找到所对应的inode, 这个inode就指向加载到属性里面的inode,再让struct path里的dentry指向新建的dentry,最后再磁盘上把文件的内容加载到文件内核缓冲区里面【磁盘加载到内存】。
※操作系统内打开一个文件:
• 创建内核数据结构
• 再磁盘当中读取数据加载数据到内存,构建对应的映射关系
• 加载内容、加载文件的inode、添加路径关系到Linux系统内部的路径缓存dentry当中
<5> 做一个小实验
$ dd if=/dev/zero of=./disk.img bs=1M count=5 #制作⼀个⼤的磁盘块,就当做⼀个分区 $ mkfs.ext4 disk.img # 格式化写⼊⽂件系统 $ mkdir /mnt/mydisk # 建⽴空⽬录 $ df -h # 查看可以使⽤的分区 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/ # 将分区挂载到指定的⽬录 $ 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 # 卸载分区 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
怎么确认在哪一个分区里面?--> 访问任何一个文件都要有路径,路径的前缀就可以指明在哪一个分区上!!
多个分区 --> 一个分区包含/ --> 若干个普通目录 --> /a /b /c /d...
只要分区,该分区无法直接使用,分区必须经过“挂载”到目录上,分区才可以被用通过路径的方式进行访问!
✨任何一个分区,天然就有了基本的路径了!【路径一部分是挂载点提供的,一部分是自己产生的】
二、软硬连接
🌟软硬链接
🌠软链接:
• 软连接是一个独立的文件,有独立的 inode,软链接内容上,保存的是目标文件的路径【window上的快捷方式】;
• 在用户层 使用软连接【file-soft.link】 等同于 使用目标文件【file.txt】
• ln -s file.txt file-soft.link 【后者去链接前者】
• 当我们建立软链接,就是在当前目录下新建一个软链接文件/快捷方式。
🌠硬链接:
• 硬链接不是独立的文件!【没有独立的inode】,硬链接本质就是一组文件名和已经存在的文件的映射关系!
• ln file.txt file-hard.link 【后者去链接前者】
• 当我们建立一个硬链接,就是再当前目录所处的目录内部当中,新增一个新的文件名和inode对应的映射关系,所以硬链接所查到的 inode 和 目标文件的 inode 是一样的。
• 在当前目录下新建一个普通文件,普通文件的文件名在文件所处目录的内容中保存,硬链接会映射到同一个 inode【inode 特别像一个指针一样的东西】,当我们想使用文件名来找对应文件时,Linux是通过inode去找文件的,硬链接使得两个文件名指向同一个inode文件, 此时这个文件如何才算是删除呢?在整个系统里没有任何文件名字符串和这个文件inode有映射关系时,才算是被删除,我们如何知道有多少个文件名通过和inode号来产生对应的映射关系呢?在inode当中存在一个引用计数【atomic_t d_count;】硬链接数。
• 建立一个普通文件本质上就是在不断地进行建立硬链接【文件名和inode的映射关系只有一份,所以数字就会减一】
🌟理解软硬链接的应用场景
✨软链接
可执行文件在当前目录上,如何不带路径就可以直接执行文件呢?
1> 环境变量:把当前的所处的路径添加到系统环境变量里;
2> 把 .exe可执行文件,拷贝到系统的默认路径下;
3> 给对应的可执行程序重新进行命名,建立软链接:
• 作用:当被执行的可执行程序放在比较深的目录下【路径很长】时,可以在深得路径下,建立软链接,也可以给目录进行软链接,直接一步进入想要进的目录里面。
主要是能让我们快速定位某一个文件,以最简单的方式进入。
一般在一个磁盘分区里面,软链接建在哪里都可以。
• 软链接:快捷方式,可以帮我们快速找到指令和对应的库。
✨硬链接
• “.” [文件名] 所映射的inode编号,和当前所处的【/empty】目录inode编号是一样的,文件名不同【. empty】但指向的inode是一样的,所以 “.” 就表示当前工作路径,所以在创建一个空目录时,一个是它自己【有一个文件名和inode有映射关系】。
“.”和 “..”目的是为了路径的快速切换,如何做到的呢?本质就是 文件所指向的inode就是上级路径,因此当 cd 切换路径时,要找到目标路径的inode,方便显式目标路径里面的文件。
• 文件备份!(就可以不用拷贝,也能找到内容)
• Linux下不允许对目录新建硬链接!!!【原因:怕进行硬链接之后,形成一些环状路径】
软链接【直接指向文件,里面保存的时路径字符串】,我们在进行查找软链接时,并不会对软链接做任何解析。