然而軟連結的inode所指向的內容實際上是儲存了一個絕對路徑,當用戶訪問這個檔案時,系統會自動將其替換成其所指的檔案路徑,然而這個檔案已經被刪除了,所以自然就會顯示無法找到該檔案了
5、與軟硬連結相關的操作除了“ls -il”命令檢視檔案的屬性及其inode號碼,和stat命令 檢視檔案的inode資訊外,我們還可以使用find命令進行一些查詢操作:案例1: 查詢在路徑 /home/michael/test 下的檔案
也是先建立檔案列表再刪除,但是順序原因可能使得檔案系統每刪掉一個都會重新建立索引,導致效率較低
使用ls -i命令,可以看到檔名對應的inode號碼:五、目錄檔案Unix/Linux系統中,目錄(directory)也是一種檔案
什麼是索引節點什麼是硬連結什麼是軟連結軟連結應用之:靈活切換不同版本的目標程式軟連結應用之:動態庫版本管理軟連結應用之:快捷方式硬連結應用之:從不同角度對檔案進行分類硬連結應用之:檔案多人共享硬連結應用之:檔案備份檔案和索引節點 inode
如果不太清楚的話,我這裡舉個例子:如果引數路徑是/a/b/c,呼叫之後就會返回檔案的掛載掛載的實現還是挺簡單的,來看程式碼int sys_mount(char * dev_name, char * dir_name, int rw_flag
}我們看到sock_alloc_inode函式的邏輯非常簡單,就是分配一個socket_alloc結構體,socket_alloc結構體中有兩個欄位,分別是socket和inode,inode是給檔案系統使用的,socket是網路層使用的
因此,我們有一個所有檔案系統都需要解決的問題:系統在任何兩次寫入之間都可能崩潰或失去電源,因此磁碟上的資料可能只得到部分儲存
對於ext2/3/4檔案系統,以上介紹的這些inode bitmap, data block bitmap和inode table,都可以透過一個名為"dumpe2fs"的工具來檢視其在磁碟上的具體位置:如果只需要檢視i
而一個目錄應該只能掛載一個檔案系統原因很簡單,因為Linux下一切都是檔案,一個目錄歸根到底還是一個檔案
我們可以認為,是虛擬檔案系統 (VFS) 和通用檔案模型 (CFM)的共同作用為 Linux 提供了訪問不同檔案系統以及不同型別的檔案的 統一API(open()、read()、write()、close())
files指標指向files_struct結構體,根據fid下標找到fs_array(指標陣列)對應fid的file結構體,file結構體是具體到檔案的一個結構體,自然也是透過目錄項dentry找到具體的inode,其中還提供file_op
count”變為-128,其餘的觀測值都歸為0:來追一下“d_lockref.count”的變化:第一次變化是munmap()和close()引發的,unlink()在查詢dentry的過程中,會暫時地將該dentry的引用計數加1,而後減
【小結】可見,在構成VFS基石的四個資料結構中,“superblock”和“inode”是本就駐留在磁碟上(使用時會將其部分資訊複製到記憶體中),而“file”和“dentry”則是為了檔案訪問的需要,在記憶體中誕生的,並不對應磁碟上的任何
關於hash比對的環節,兩者的邏輯是比較相似的,但rcu-walk沒有使用dentry的spin lock,也沒有更改dentry的引用計數,而是以一個seqcount來替代(只進行”sequence“的判斷),其所要對抗的,也是__d_m
/* 整個檔案系統inode的數量 */__le32s_blocks_count
用“cat”命令檢視檔案包含的內容,得到的輸出都是一樣的:但是它們的inode編號卻不盡相同(透過“ls -i”檢視),hard link與原檔案的inode號相同,soft link則有單獨的inode號
與inode一樣,每種具體檔案系統也有自身的記憶體dentry和磁碟dentry結構,仍然以ext4為例:// 定義於檔案fs/ext4/ext4
13 (17-May-2015)Filesystem volume name:Last mounted on:Filesystem UUID: bffcb29b-4d49-426f-b8ed-f90b12628905Fil
return inode