‘壹’ linux文件系统的演变
说起文件系统的演变与发展，不得不从最早期的 Minix 操作系统开始说起。
Minix(MINI-UNIX) 是早期的一个迷你版本的 “类UNIX操作系统” ，由荷兰阿姆斯特丹自由大学计算机科学系的塔能鲍姆教授自行开发的可以与UNIX操作系统兼容的一个操作系统，因其小型，该操作系统被命名为 MINIX 。
MINIX 系统在设计之初，采用程序模块化的思想，将一众程序放在用户空间运行，而不是在操作系统的内核中运行。如 “文件系统” 和 “存储器管理” 等程序均是如此。
受 MINIX 操作系统的影响，早期的Linux操作系统也曾采用由塔能鲍姆教授开发的MINIX的文件系统。
然而，不只因为早期的 MINIX 操作系统并为真正意义上的开源软件(在保护着作的前提下进行收费)，而且基于 MINIX 的内部使用16位的偏移量，使文件系统能够支持的最大空间只有64MB，支持的最大文件名为14字符，导致后来 Linux 操作系统转而开发出了 ext(Extended File System) 第一代可扩展文件系统。
ext(Extended File System) 为Linux系统最早的扩展文件系统，采用 “UNIX文件系统” 的元数据结构，克服了 “MINIX” 操作系统性能不佳的问题。
ext 文件系统采用 虚拟文件系统(VFS) ，最大可支持2GB的文件系统。与 MINIX 文件系统不同的是， ext 可以使用最高2GB的存储空间并同时处理255个字符的文件名。
但，在 ext 文件系统中，文件创建时生成的 inode 信息是不变的，这导致文件发生修改后 inode 中储存的文件时间戳并不会发生变化；而且 ext 并不会为文件妥善分配空间，磁盘上的多个文件四散分布，严重制约了文件系统的性能。
ext 文件系统推出后不久，其开发者便意识到 ext 文件系统中存在很大缺陷( inode不变性 和 文件空间碎片化 )，并在一年后推出了 ext2 (Second Extened File System) 第二代扩展文件系统，用来代替 ext 文件系统。
ext2 吸取了 “UNIX文件系统” 的众多优点，并且因其良好的可扩展性( 为系统在磁盘上存储的数据结构预留了很多空间提供给开发者使用 )，在20世纪90年代众多文件系统中脱颖而出。
众多新的特性， POSIX(可移植操作系统接口) 、 访问控制表 等都是在这一代扩展文件系统上实现的。直至今天， POSIX 仍被众多操作系统所沿用。
不仅如此， ext2 还在 ext 的基础上进行了完善，能够最大支持的单个文件达到 2TB。
ext2 文件系统与20世纪90年代的众多文件系统一样，将数据写入到磁盘的过程中如果发生系统奔溃或断电，极容易导致文件损坏或丢失。
正是因为类似 ext2 等同时期的一众文件系统，在遭遇系统奔溃或断电时会出现文件损坏或丢失。尽管 ext2 文件系统拥有开机后对文件系统中文件的一致性校验，但校验的过程极为耗时，且校验的过程中，操作系统上的任何卷组都是不可访问的。
然而 ext2 遗留的问题在 ext3(Third Extended File System) 中得到了解决。
ext3 文件系统采用日志记录的方式，记录下了操作系统运行中的所有事件，这意味着即便遇到操作系统非正常关机后也无须对文件系统进行校验，从而防止了文件系统中数据丢失的可能。
尽管 ext3 使用日志系统进行记录文件系统的变化，但这并没有影响 ext3 文件系统处理数据的速度。基于日志系统在磁盘上的优化，在 ext3 中数据的传输效率是高于 ext2 的，并且可以通过重新设置日志的级别来提升文件系统的性能。
其次， ext3 在设计之初就吸收了 ext2 的很多思想，这使得 ext2 文件系统迁移到 ext3 变得极为便利。事实上， ext3 可以在从 ext2 迁移 ext3 的过程中，无须进行文件系统资料的备份，且无须担心升级后的数据恢复问题。
也正是因为 ext3 设计之初沿用了众多 ext2 的功能，这使得 ext3 缺乏变通。例如， “inode的动态分配” 和 “可变块大小” 等问题并没有得到解决。不仅如此， ext3 文件系统在被挂载为写入时，无法对文件系统进行完整性校验。
第四代扩展文件系统( Fourth Extended File System, ext4 ) 是继 ext3 文件系统的后续版本，不仅支持 ext3 的日志文件体系 ，同样支持 大文件系统 ，不仅提高了文件系统对于存储碎片化的抵抗，而且改进了 inode固一化 的问题。
同时， ext4 文件系统在开发之初就考虑到很多问题，对众多问题的优化和改进也使得 ext4 拥有了众多新的特性。例如， 大文件系统 、 使用Extent文件存储的方式 、 预分配空间 、 延迟文件获取空间的时间 、 突破原有子目录限制 、 增加日志校验和 、 在线整理磁盘 、 文件系统快速检查 、 向下兼容其他ext文件系统`。
时至今天， ext4 文件系统已经成为Linux发行版默认使用的文件系统。
与 ext2 文件系统同一时期出现的，还有 xfs 文件系统。 xfs 文件系统是高性能的文件系统，最早在 IRIX 操作系统上开发，后期被移植到 Linux 操作系统上。现在所有的 Linux发行版 都支持 xfs 的使用。
相比 32位 Linux 的操作系统来说，64位 xfs 的文件系统能够支持的单个文件系统要远远超出 32位 操作系统。
xfs 对文件系统元数据提供了日志支持，当文件系统发生变化后，总是会保证源数据在数据块写入磁盘之前被写入日志中，磁盘中有一处缓冲区专门用来存放日志，从而不会影响正常的文件系统。
xfs 同样支持 “条带化分配” 。在条带化RAID阵列上创建 xfs 文件系统时，可以指定 条带化数据单元。通过配置条带化单元，使 数据分配、inode分配、日志等与RAID条带单元对齐，来提高文件系统的性能。
与 ext4 文件系统不同的是， xfs 文件系统还支持在线恢复。 xfs 文件系统提供了 xfsmp 和 xfsrestore 工具协助备份 xfs 文件系统中的数据。
以下为各文件系统的出现时间及特性：
参考自: https://zh.wikipedia.org/wiki/Ext4
‘贰’ Linux日志式文件系统面面观
文件系统是用来管理和组织保存在磁盘驱动器上的数据的系统软件，其实现了数据完整性的保 证，也就是保证写入磁盘的数据和随后读出的内容的一致性。除了保存以文件方式存储的数据以外，一个文件系统同样存储和管理关于文件和文件系统自身的一些重要信息(例如：日期时间、属主、访问权限、文件大小和存储位置等等)。这些信息通常被称为元数据(metadata)。
由于为了避免磁盘访问瓶颈效应，一般文件系统大都以异步方式工作，因此如果磁盘操作被突然中断可能导致数据被丢失。例如如果出现这种情况：如果当你处理一个在linux的ext2文件系统上的文档，突然机器崩溃会出现什么情况？
有这几种可能：
*当你保存文件以后，系统崩溃。这是最好的情况，你不会丢失任何信息。只需要重新启动计算机然后继续工作。
*在你保存文件之前系统崩溃。你会丢失你所有的工作内容，但是老版本的文档还会存在。
*当正在将保存的文档写入磁盘时系统崩溃。这是最糟的情况：新版文件覆盖了旧版本的文件。这样磁盘上只剩下一个部分新部分旧的文件。如果文件是二进制文件那么就会出现不能打开文件的情况，因为其文件格式和应用所期待的不同。
在最后这种情况下，如果系统崩溃是发生在驱动器正在写入元数据时，那么情况可能更糟。这时候就是文件系统发生了损坏，你可能会丢失整个目录或者整个磁盘分区的数据。
linux标准文件系统(ext2fs)在重新启动时会通过调用文件扫描工具fsck试图恢复损坏的元数据信息。由于ext2文件系统保存有冗余的关键元数据信息的备份，因此一般来说不大可能出现数据完全丢失。系统会计算出被损坏的数据的位置，然后或者是通过恢复冗余的元数据信息，或者是直接删除被损坏或是元数据信息损毁的文件。
很明显，要检测的文件系统越大，检测过程费时就越长。对于有几十个G大小的分区，可能会花费很长时间来进行检测。由于Linux开始用于大型服务器中越来越重要的应用，因此就越来越不能容忍长时间的当机时间。这就需要更复杂和精巧的文件系统来替代ext2。
因此就出现了日志式文件系统(journalling filesystems)来满足这样的需求。
什么是日志式文件系统
这里仅仅对日志式文件系统进行简单的说明。如果需要更深入的信息请参考文章日志式文件系统，或者是日志式文件系统介绍。
大多数现代文件系统都使用了来自于数据库系统中为了提高崩溃恢复能力而开发的日志技术。磁盘事务在被真正写入到磁盘的最终位置以前首先按照顺序方式写入磁盘中日志区(或是log区)的特定位置。
根据日志文件系统实现技术的不同，写入日志区的信息是不完全一样的。某些实现技术仅仅写文件系统元数据，而其他则会记录所有的写操作到日志中。
现在，如果崩溃发生在日志内容被写入之前发生，那么原始数据仍然在磁盘上，丢失的仅仅是最新的更新内容。如果当崩溃发生在真正的写操作时(也就是日志内容已经更新)，日志文件系统的日志内容则会显示进行了哪些操作。因此当系统重启时，它能轻易根据日志内容，很快地恢复被破坏的更新。
在任何一种情况下，都会得到完整的数据，不会出现损坏的分区的情况。由于恢复过程根据日志进行，因此整个过程会非常快只需要几秒钟时间。
应该注意的是使用日志文件系统并不意味着完全不需要使用文件扫描工具fsck了。随机发生的文件系统的硬件和软件错误是根据日志是无法恢复的，必须借助于fsck工具。
目前Linux环境下的日志文件系统
在下面的内容里将讨论三种日志文件系统：第一种是ext3，由Linux内核Stephen Tweedie开发。ext3是通过向ext2文件系统上添加日志功能来实现的，目前是redhat7.2的默认文件系统；Namesys开发的ReiserFs日志式文件系统，可以下载，目前Mandrake8.1采用该日志式文件系统。SGI在2001年三月发布了XFS日志式文件系统。可以在 oss.sgi.com/projects/xfs/下载。下面将对这三种日志文件系统采用不同的工具进行检测和性能测试。
安装ext3
关于ext3文件系统技术方面的问题请参考Dr. Stephen Tweedie的论文和访谈。ext3日志式文件系统直接来自于其祖先ext2文件系统。其具有完全向后兼容的关键特性，实际上其仅仅是在ext2日志式文件系统上添加了日志功能。其最大的缺点是没有现代文件系统所具有的能提高文件数据处理速度和解压的高性能。
ext3从 2.2.19开始是作为一个补丁方式存在的。如果希望对内核添加对ext3文件系统的支持，就需要使用补丁，可以得到补丁程序，一共需要如下文件：
* ext3-0.0.7a.tar.bz2：内核补丁
* e2fsprogs-1.21-WIP-0601.tar.bz2 支持ext3的e2fsprogs程序套件
拷贝linux-2.2.19.tar.bz2和ext3-0.0.7a.tar.bz2到/usr/src目录下，进行解压：
mv linux linux-old
tar -Ixvf linux-2.2.19.tar.bz2
tar -Ixvf ext3-0.0.7a.tar.bz2
cd linux
cat ../ext3-0.0.7a/linux-2.2.19.kdb.diff | patch -sp1
cat ../ext3-0.0.7a/linux-2.2.19.ext3.diff | patch -sp1
首先对内核添加SGI的kdb内核调试器补丁，第二个是ext3文件系统补丁。下来就需要配置内核，对文件系统部分的"Enable Second extended fs development code"回答Yes。然后编译。
内核编译安装以后，需要安装e2fsprogs软件套件：
tar -Ixvf e2fsprogs-1.21-WIP-0601.tar.bz2
cd e2fsprogs-1.21
./configure
make
make check
make install
下来要做的工作就是在分区上创建一个ext3文件系统，使用新内核重新启动，这时候你有两种选择创建新的日志文件系统或者对一个已有的ext2文件系统升级到ext3日志文件系统。
对于需要创建新ext3文件系统的情况下，只需要使用安装的e2fsprogs软件包中的mke2fs命令加-f参数就可以创建新的ext3文件系统：
mke2fs -j /dev/xxx
这里/dev/xxx是希望创建ext3文件系统的新分区。-j参数表示创建ext3而不是ext2文件系统。可以使用参数"-Jsize="来指定希望的日志区大小(n单位为M)。
升级一个已有的ext2，使用tune2fs就可以了：
tune2fs -j /dev/xxx
你可以对正在加载的文件系统和没有加载的文件系统进行升级操作。如果当前文件系统正在被加载，则文件.journal会在文件系统加载点的所在目录被创建。如果是升级一个当时没有加载的文件系统，则使用隐含的系统inode来记录日志，这时候文件系统的所有内容都会被保留不被破坏。
你可以使用下面的命令加载ext3文件系统：
mount -t ext3 /dev/xxx /mount_dir
由于ext3实际上是带有日志功能的ext2文件系统 ，因此一个ext3文件系统可以以ext2的方式被加载。
安装XFS文件系统
如果需要从技术方面了解XFS文件系统，请参考SGI的XFS文件系统和SGI信息页面。也可以参考FAQ。
XFS是一个SGI开发的linux环境下的日志文件系统，它是一个成熟的技术，最初是使用在IRIX系统上的文件系统。XFS遵循GPL版权申明。目前xfs文件系统最新版本是1.02。下载得到对内核xfs文件系统支持补丁或者直接下载RPM包方式的内核，下面我们就以补丁方式说明如何对2.4.14内核使用xfs。首先下载如下内容
patch-2.4.14-xfs-1.0.2.bz2
patch-2.4.14-xfs-1.0.2-kdb.bz2
拷贝Linux内核linux-2.4.2.tar.bz2到 /usr/src目录下，修改老的内核目录名，然后解压新内核：
mv linux linux-old
tar -Ixf inux-2.4.2.tar.bz2
拷贝每个每个补丁到内核源码目录下(例如：/usr/src/linux)，并打补丁：
zcat patch-2.4.14-xfs-1.0.2.bz2 | patch -p1
zcat patch-2.4.14-xfs-1.0.2-kdb.bz2 | patch -p1
然后配置内核，打开文件系统部分的内核选项："XFS filesystem support" (CONFIG_XFS_FS)和"Page Buffer support" (CONFIG_PAGE_BUF)。同时需要升级下面这些系统工具到下面或更高的版本：
motils-2.4.0
autoconf-2.13
e2fsprogs-devel-1.18
安装新内核并重启服务器。
然后下载xfs工具。这个软件包包括下面的命令来处理文件系统，使用下面的命令来安装该软件包：：
tar -zxf xfsprogs-1.2.0.src.tar.gz
cd xfsprogs-1.2.0
make configure
make
make install
安装这些命令以后，就可以创建新的XFS文件系统：
mkfs -t xfs /dev/xxx
如果xxx是一个已经存在的文件系统，那么就需要使用"-f"参数来创建新分区，但是记得这将会破坏该分区的所有数据。
mkfs -t xfs -f /dev/xxx
创建以后就可以使用基于下面的命令加载新文件系统：
mount -t xfs /dev/xxx /mount_dir
安装ReiserFS文件系统
如果希望更多地从技术方面了解reiserFS文件系统，请参考NAMESYS和FAQ。
ReiserFS文件系统从2.4.1-pre4开始就是Linux内核的正式支持的文件系统了。为了使用reiserFS文件系统那你首先需要在系统上安装文件系统支持工具(如：创建ReiserFS文件系统的mkreiserfs工具)。最新的ReiserFS文件系统版本可以以补丁的方式添加到2.2.x或者2.4.x内核中。这里我们以2.2.19为例：
第一步，首先下在内核源码，并下在ReiserFS文件系统的2.2.19补丁 ，目前补丁最新版本是linux-2.2.19-reiserfs-3.5.34-patch.bz2。同时应该下载工具软件包：reiserfsprogs-3.x.0j.tar.gz。
然后解压内核源码和补丁包到/usr/src中：
tar -Ixf linux-2.2.19.tar.bz2
bzcat linux-2.2.19-reiserfs-3.5.34-patch.bz2 | patch -p0
编译内核支持reiserfs，安装内核。然后安装文件系统工具软件：
cd /usr/src/linux/fs/reiserfs/utils
make
make install
安装新内核并重新启动。现在就可以创建新的'reiserfs文件系统，并加载：
mkreiserfs /dev/xxxx
mount -t reiserfs /dev/xxx /mount_dir
文件系统性能测试
测试环境使用的计算机环境如下：Pentium III - 16 Mb RAM - 2 Gb HD，操作系统为RedHat6.2。所有的文件系统都能正常工作，所以就进行benchmark分析来对它们进行性能比较。首先我直接拔掉系统电源以模拟系统掉电情况，以测试日志文件系统恢复过程。所有的文件系统都成功地经过了文件扫描检测阶段，在数秒以后系统都经过了扫描然后正常启动了系统。
下一步就采用了bonnie++性能测试程序进行测试，这个程序对一个文件进行数据库类型的访问，进行了创建、读和删除小文件，这些操作对于Squid、INN或者Maildir格式的邮件服务器程序(qmail)是最常见的操作。性能测试命令为：
bonnie++ -d/work1 -s10 -r4 -u0
其对加载在/work1目录下的文件系统进行了10Mb(-s10)的测试。因此在执行测试之前必须创建适当类型的文件系统并加载到目录/work1下。其他的参数指定内存大小(-r4)的M数，和以root身份运行测试程序，测试结果如下：
每种测试都有两组数据：文件系统速度(K/sec)和CPU占用率(%CPU)。速度越高，文件系统越好。而对于CPU率来说，数字越小性能越好。可以看到Reiserfs文件系统在文件操作方面(Sequential Create和Random Create部分的) 的性能最好，超出其他文件系统10倍之多。在其他方面(Sequential Output和Sequential Input)则和其他文件系统性能不相上下。对于其他文件系统则没有特别明显的区别。XFS性能接近ext2文件系统，ext3文件系统则比ext2要稍微慢上一些(因为记录日志需要一些额外的时间)。 最后使用从得到的性能测试程序mongo，并对其进行了修改以对三种日志文件系统进行测试。这里在mongo.pl程序中添加了添加了加载xfs和ext3文件系统的命令，并对其进行格式化处理，然后就开始性能测试分析。 该脚本格式划分区/dev/xxxx，加载其并在每个阶段运行指定数目的进程：创建、拷贝、符号连接处理、读、显示文件状态信息、重命名和删除文件。同时，该程序在创建和拷贝阶段以后会计算分段数(fragmentation)。
Fragm = number_of_fragments / number_of_files
可以在结果文件中得到同样的测试比较结果：
log - 原始结果
log.tbl - 比较程序的输出结果
log_table - 表格式的结果
下面的命令进行测试：
mongo.pl ext3 /dev/hda3 /work1 logext3 1
如果要测试其他文件系统，就需要把上面命令的参数中的ext3修改为reiserfs或xfs。其他参数分别为要加载的分区，加载路径，保存测试结果的文件名及启动的进程数。
下面的表格是测试结果。数据单位为秒。值越低性能越好。第一个表格测试使用的数据块大小为100字节，第二个表格为1000字节，最后一个为10000字节
从上面的表格可以看到ext3在状态删除和重命名方面要性能更好一些，而ReiserFS文件系统在文件创建和拷贝性能表现更出色。同时也可以看到reiserFS正如其技术文档提到的其在小文件处理方面性能相当出色。
结论
目前Linux至少有两个健壮可靠的日志文件系统可供选择(XFS和reiserFS)，其都得到了广泛的应用。例如Mandrake8.1就默认支持reiserFS文件系统。
从性能测试的结果可以看到，reiserFS是最好的选择。
‘叁’ Linux文件存储和删除的过程
我们在Linux上创建或删除一个文件或文件夹，都习以为常，但这背后的实现原理是什么呢？
imap：inode map映射表
bmap：block map映射表
假如要存储a.txt到/tmp目录下。
当a.txt文件要存储到/tmp下时：
1) 元数据区分配node id ：从元数据区的inode table中找一个空闲的inode号分配给a.txt，如2222。再将imap表中2222这个inode号标记为已使用。
2) 数据区添加记录 ：在/tmp的data block中添加一条a.txt文件的记录。该记录中包括一个指向inode号的指针，例如"0x2222"。
3) 元数据区分配data block(每段空间)并写数据到数据区data block ：从元数据区bmap中找出空闲的data block，并开始将a.txt中的数据写入到data block中。每写一段空间( ext4每次分配一段空间 )就从bmap中找一次空闲的data block，直到存完所有数据。
4) 元数据区设置inode id的data block point ：元数据区在inode table中设置关于2222这条记录的data block point指针，通过该指针可以找到a.txt使用了哪些data block。
当要删除a.txt文件时：
1) 元数据区取消inode id的data block point ：在inode table中删除指向a.txt的data block指针。这里只要一删除，外界就找不到a.txt的数据了。但是这个文件还存在，只是它是被"损坏"的文件，因为没有任何指针指向数据块。
2) 元数据区释放node id ：在imap中将2222的inode号标记为未使用。这个inode号就被释放，可以被后续的文件重用。
3) 数据区删除记录 ：删除父目录/tmp的data block中关于a.txt的记录。这里只要一删除，外界就看不到也找不到这个文件了。
4) 元数据区释放data block ：在bmap中将a.txt占用的block标记为未使用。这里被标记为未使用后，这些data block就可以被后续文件覆盖重用。
考虑一种情况，当一个文件被删除时，但此时还有进程在使用这个文件，这时是怎样的情况呢？外界是看不到也找不到这个文件的，所以删除的过程已经进行到了第(3)步。但进程还在使用这个文件的数据，也能找到这个文件的数据，是因为进程在加载这个文件的时候就已经获取到了该文件占用哪些data block，虽然删除了文件，但bmap中这些data block还没有标记为未使用。
详细分析和df的统计结果为什么不一样
‘肆’ Linux软链接和硬链接的区别之ln命令详解
1. 先来了解一下Linux数据是如何保存和查询的
对操作系统来说，数据分为两种：1. 用户数据 (user data) 2.元数据 (metadata)。用户数据就是保存和记录文件的内容。比如一个1M的ppt文件，500K的txt文件。这都属于用户数据。这个文件总有属性吧，比如大小、修改时间、访问时间、创建时间、存储的位置(文件所在的inode)、文件创建者等等信息。这些属性信息或者理解为汇总信息，我们称它为元数据。一句话，用户数据是文件的真实内容，而元数据则是汇总信息。
在 Linux 中，元数据中的 inode 号（inode 号即索引节点号）才是文件的唯一标识而非文件名。文件名仅是为了方便人们的记忆和使用，系统或程序通过 inode 号寻找正确的文件数据块。
2. 查看文件对应的inode号
134474678 latest.tar.gz
linux查看文件对应的inode号
可以看出latest.tar.gz这个文件， inode 号是134474678，Linux查找读写该文件时，以为个inode号码为标识，而不是文件名。文件名类似于网站域名，仅仅是方便人类记忆。
也就是说， inode134474678有一个硬链接，它就是latest.tar.gz。
3. 根据inode号查找对应的文件
那么，问题来了，系统上有没有第二个文件，它的inode号码也是13447467。
使用find查找一下：
查找结果如下：
/root/latest.tar.gz
/root/latest2.tar.gz
linux根据inode号查找对应的文件
硬盘上真的有第二个文件它的inode号码也是134474678，像这种情况，我们认为inode134474678有两个硬链接。当然，这是本文作者提前准备好的。
为解决文件的共享使用，Linux 系统引入了两种链接：硬链接 (hard link) 与软链接（又称符号链接，即 soft link 或 symbolic link）。链接为 Linux 系统解决了文件的共享使用，还带来了隐藏文件路径、增加权限安全及节省存储等好处。
4. 确认硬链接的数量
查看一下文件latest.tar.gz
输出结果如下：
-rwxr-xr-x. 2 root root 8743850 Oct 11 15:00 latest.tar.gz
请留意输出的结果中的数字2，表示该文件存在2个硬链接。
正常情况下，一个inode只有一个链接，如下例
输出结果：
-rw-r--r--. 1 root root 9 Nov 21 11:39 abc.txt
请留意输出的结果中的数字1，表示该文件只存在1个硬链接，默认情况下，文件都是只有一个硬链接的。
5. 查看软链接
再来看一个文件
lrwxrwxrwx. 1 root root 15 Sep 26 15:57 /dev/stdout -> /proc/self/fd/1
linux查看软链接
我们发现，/dev/stdout实际上指向另一个文件/proc/self/fd/1，这就是软链接。类似于Windows系统上的快捷方式。
6. 软链接与硬链接的区别
6.1 软链接特点
6.2 硬链接特点
ln链接符原理如下：
Linux ln链接符原理图
7. 创建文件的链接
Linux ln命令是一个非常重要而且常用命令，它用于为文件或者目录创建链接。
7.1 创建软链接
创建一个文件，用于演示软链接。
创建软链接示例：
检查结果：
输出文件属性
lrwxrwxrwx. 1 root root 8 Nov 26 17:48 soft123.txt -> soft.txt
linux创建软链接
可以看出这个文件指向当前目录soft.txt，配置成功。7.2 创建硬链接
创建一个文件，用于演示硬链接。
创建硬链接，没有使用选项
检查结果：
输出文件属性：
-rw-r--r--. 2 root root 0 Nov 26 17:47 hard123.txt
linux创建硬链接
留意以上输出数字2，表明该文件有2个副本。
8. 总结
ln命令可以创建文件的副本，也可以创建软链接。
‘伍’ 五分钟让你明白linux的软链接和硬链接的用法
什么是软链接和硬链接，很多人对这个概念比较模糊，这里帮助你明白他们之间的区别和用法。
为解决文件的共享使用，Linux 系统引入了两种链接：硬链接 (hard link) 与软链接（又称符号链接，即 soft link 或 symbolic link）。
在 Linux 中，元数据中的 inode 号（inode 号即索引节点号）才是文件的唯一标识而非文件名，文件内容要通过inode 号来寻找，就像交通指示牌一样，指示着数据找寻的方向。
软链接可以理解成快捷方式，和原文件的inode号不一样。它和windows下的快捷方式的作用是一样的，软链接数据块中记录的亦是相对路径指向。
硬链接和原文件对应一个inode,就是对应一个文件，可以理解成一个文件有几个别名.
下面这张图表明了他们之间的区别了。
这二张图详细的给出这二个文件的异同处。
1，软链接可以理解成快捷方式，也清楚知道原文件在哪儿。它和windows下的快捷方式的作用是一样的，和windows一样，删除源文件，快捷方式也用不了。
2，硬链接可以说做了一个备份，但并没有增加空间，因为文件就一个，这种可以防止源文件删除后不能使用的问题，但也有局限性，不能对目录和跨文件系统使用。
相信通过上面的说明，你已经明白了二者之间的区别和用途了。