文件系统的基本组成

1.什么是linux文件系统

Linux 最经典的⼀句话是：「⼀切皆⽂件」，不仅普通的⽂件和⽬录，就连块设备、管道、socket 等，也

都是统⼀交给⽂件系统管理的。

Linux ⽂件系统会为每个⽂件分配两个数据结构：索引节点（index node）和⽬录项**（**directory

entry**）**，它们主要⽤来记录⽂件的元信息和⽬录层次结构。

• 索引节点，也就是 inode，⽤来记录⽂件的元信息，⽐如 inode 编号、⽂件⼤⼩、访问权限、创建时间、修改时间、数据在磁盘的位置等等。索引节点是⽂件的唯⼀标识，它们之间⼀⼀对应，也同样都

会被存储在硬盘中，所以索引节点同样占⽤磁盘空间。

• ⽬录项，也就是 dentry，⽤来记录⽂件的名字、索引节点指针以及与其他⽬录项的层级关联关系。多

个⽬录项关联起来，就会形成⽬录结构，但它与索引节点不同的是，⽬录项是由内核维护的⼀个数据结构，不存放于磁盘，⽽是缓存在内存。

由于索引节点唯⼀标识⼀个⽂件，⽽⽬录项记录着⽂件的名，所以⽬录项和索引节点的关系是多对⼀，也

就是说，⼀个⽂件可以有多个别字。⽐如，硬链接的实现就是多个⽬录项中的索引节点指向同⼀个⽂件。

注意，⽬录也是⽂件，也是⽤索引节点唯⼀标识，和普通⽂件不同的是，普通⽂件在磁盘⾥⾯保存的是⽂件数据，⽽⽬录⽂件在磁盘⾥⾯保存⼦⽬录或⽂件。

2.目录项和目录是一个东西吗？

虽然名字很相近，但是它们不是⼀个东⻄，⽬录是个⽂件，持久化存储在磁盘，⽽⽬录项是内核⼀个数据

结构，缓存在内存。

如果查询⽬录频繁从磁盘读，效率会很低，所以内核会把已经读过的⽬录⽤⽬录项这个数据结构缓存在内

存，下次再次读到相同的⽬录时，只需从内存读就可以，⼤⼤提⾼了⽂件系统的效率。

注意，⽬录项这个数据结构不只是表示⽬录，也是可以表示⽂件的。

3.⽂件数据是如何存储在磁盘的呢？

磁盘读写的最⼩单位是扇区，扇区的⼤⼩只有 512B ⼤⼩，很明显，如果每次读写都以这么⼩为单位，

那这读写的效率会⾮常低。

所以，⽂件系统把多个扇区组成了⼀个逻辑块，每次读写的最⼩单位就是逻辑块（数据块），Linux 中的逻

辑块⼤⼩为 4KB ，也就是⼀次性读写 8 个扇区，这将⼤⼤提⾼了磁盘的读写的效率。

以上就是索引节点、⽬录项以及⽂件数据的关系，下⾯这个图就很好的展示了它们之间的关系：

索引节点是存储在硬盘上的数据，那么为了加速⽂件的访问，通常会把索引节点加载到内存中。

另外，磁盘进⾏格式化的时候，会被分成三个存储区域，分别是超级块、索引节点区和数据块区。

• 超级块，⽤来存储⽂件系统的详细信息，⽐如块个数、块⼤⼩、空闲块等等。

• 索引节点区，⽤来存储索引节点；

• 数据块区，⽤来存储⽂件或⽬录数据；

我们不可能把超级块和索引节点区全部加载到内存，这样内存肯定撑不住，所以只有当需要使⽤的时候，

才将其加载进内存，它们加载进内存的时机是不同的：

• 超级块：当⽂件系统挂载时进⼊内存；

• 索引节点区：当⽂件被访问时进⼊内存；

虚拟文件系统

4.什么是虚拟文件系统

⽂件系统的种类众多，⽽操作系统希望对⽤户提供⼀个统⼀的接⼝，于是在⽤户层与⽂件系统层引⼊了中

间层，这个中间层就称为虚拟⽂件系统（Virtual File System，VFS）。

VFS 定义了⼀组所有⽂件系统都⽀持的数据结构和标准接⼝，这样程序员不需要了解⽂件系统的⼯作原

理，只需要了解 VFS 提供的统⼀接⼝即可

在 Linux ⽂件系统中，⽤户空间、系统调⽤、虚拟机⽂件系统、缓存、⽂件系统以及存储之间的关系如下

图：

5.linux支持哪些文件系统

Linux ⽀持的⽂件系统也不少，根据存储位置的不同，可以把⽂件系统分为三类：

• 磁盘的⽂件系统，它是直接把数据存储在磁盘中，⽐如 Ext 2/3/4、XFS 等都是这类⽂件系统。

• 内存的⽂件系统，这类⽂件系统的数据不是存储在硬盘的，⽽是占⽤内存空间，我们经常⽤到的

/proc 和 /sys ⽂件系统都属于这⼀类，读写这类⽂件，实际上是读写内核中相关的数据。

• ⽹络的⽂件系统，⽤来访问其他计算机主机数据的⽂件系统，⽐如 NFS、SMB 等等

6.用户如何使用文件

我们从⽤户⻆度来看⽂件的话，就是我们要怎么使⽤⽂件？⾸先，我们得通过系统调⽤来打开⼀个⽂件

fd = open(name, flag); # 打开⽂件

...

write(fd,...); # 写数据

...

close(fd); # 关闭⽂件

上⾯简单的代码是读取⼀个⽂件的过程：

• ⾸先⽤ open 系统调⽤打开⽂件， open 的参数中包含⽂件的路径名和⽂件名。

• 使⽤ write 写数据，其中 write 使⽤ open 所返回的⽂件描述符，并不使⽤⽂件名作为参数。

• 使⽤完⽂件后，要⽤ close 系统调⽤关闭⽂件，避免资源的泄露。

我们打开了⼀个⽂件后，操作系统会跟踪进程打开的所有⽂件，所谓的跟踪呢，就是操作系统为每个进程

维护⼀个打开⽂件表，⽂件表⾥的每⼀项代表「⽂件描述符」，所以说⽂件描述符是打开⽂件的标识。

操作系统在打开⽂件表中维护着打开⽂件的状态和信息：

⽂件指针：系统跟踪上次读写位置作为当前⽂件位置指针，这种指针对打开⽂件的某个进程来说是唯

⼀的；

⽂件打开计数器：⽂件关闭时，操作系统必须重⽤其打开⽂件表条⽬，否则表内空间不够⽤。因为多

个进程可能打开同⼀个⽂件，所以系统在删除打开⽂件条⽬之前，必须等待最后⼀个进程关闭⽂件，

该计数器跟踪打开和关闭的数量，当该计数为 0 时，系统关闭⽂件，删除该条⽬；

⽂件磁盘位置：绝⼤多数⽂件操作都要求系统修改⽂件数据，该信息保存在内存中，以免每个操作都

从磁盘中读取；

访问权限：每个进程打开⽂件都需要有⼀个访问模式（创建、只读、读写、添加等），该信息保存在

进程的打开⽂件表中，以便操作系统能允许或拒绝之后的 I/O 请求；

在⽤户视⻆⾥，⽂件就是⼀个持久化的数据结构，但操作系统并不会关⼼你想存在磁盘上的任何的数据结

构，操作系统的视⻆是如何把⽂件数据和磁盘块对应起来。

我们来分别看⼀下，读⽂件和写⽂件的过程：

• 当⽤户进程从⽂件读取 1 个字节⼤⼩的数据时，⽂件系统则需要获取字节所在的数据块，再返回数据

块对应的⽤户进程所需的数据部分。

• 当⽤户进程把 1 个字节⼤⼩的数据写进⽂件时，⽂件系统则找到需要写⼊数据的数据块的位置，然后

修改数据块中对应的部分，最后再把数据块写回磁盘。

所以说，⽂件系统的基本操作单位是数据块

7.文件如何存储的

⽂件的数据是要存储在硬盘上⾯的，数据在磁盘上的存放⽅式，就像程序在内存中存放的⽅式那样，有以

下两种：

• 连续空间存放⽅式

• ⾮连续空间存放⽅式

其中，⾮连续空间存放⽅式⼜可以分为「链表⽅式」和「索引⽅式」。

不同的存储⽅式，有各⾃的特点，重点是要分析它们的存储效率和读写性能，接下来分别对每种存储⽅式

说⼀下。

01连续空间存放方式

连续空间存放⽅式顾名思义，⽂件存放在磁盘「连续的」物理空间中。这种模式下，⽂件的数据都是紧密

相连，读写效率很⾼，因为⼀次磁盘寻道就可以读出整个⽂件。

使⽤连续存放的⽅式有⼀个前提，必须先知道⼀个⽂件的⼤⼩，这样⽂件系统才会根据⽂件的⼤⼩在磁盘

上找到⼀块连续的空间分配给⽂件。

所以，⽂件头⾥需要指定「起始块的位置」和「⻓度」，有了这两个信息就可以很好的表示⽂件存放⽅式

是⼀块连续的磁盘空间。

注意，此处说的⽂件头，就类似于 Linux 的 inode。

连续空间存放的⽅式虽然读写效率⾼，但是有「磁盘空间碎⽚」和「⽂件⻓度不易扩展」的缺陷。

如下图，如果⽂件 B 被删除，磁盘上就留下⼀块空缺，这时，如果新来的⽂件⼩于其中的⼀个空缺，我们

就可以将其放在相应空缺⾥。但如果该⽂件的⼤⼩⼤于所有的空缺，但却⼩于空缺⼤⼩之和，则虽然磁盘

上有⾜够的空缺，但该⽂件还是不能存放。当然了，我们可以通过将现有⽂件进⾏挪动来腾出空间以容纳

新的⽂件，但是这个在磁盘挪动⽂件是⾮常耗时，所以这种⽅式不太现实。

另外⼀个缺陷是⽂件⻓度扩展不⽅便，例如上图中的⽂件 A 要想扩⼤⼀下，需要更多的磁盘空间，唯⼀的

办法就只能是挪动的⽅式，前⾯也说了，这种⽅式效率是⾮常低的。

那么有没有更好的⽅式来解决上⾯的问题呢？答案当然有，既然连续空间存放的⽅式不太⾏，那么我们就

改变存放的⽅式，使⽤⾮连续空间存放⽅式来解决这些缺陷

02 非连续空间存放

⾮连续空间存放⽅式分为「链表⽅式」和「索引⽅式」

链表的⽅式存放是离散的，不⽤连续的，于是就可以消除磁盘碎⽚，可⼤⼤提⾼磁盘空间的利⽤率，同时

⽂件的⻓度可以动态扩展。根据实现的⽅式的不同，链表可分为「隐式链表」和「显式链接」两种形式。

⽂件要以「隐式链表」的⽅式存放的话，实现的⽅式是⽂件头要包含「第⼀块」和「最后⼀块」的位置，

并且每个数据块⾥⾯留出⼀个指针空间，⽤来存放下⼀个数据块的位置，这样⼀个数据块连着⼀个数据

块，从链头开是就可以顺着指针找到所有的数据块，所以存放的⽅式可以是不连续的。

隐式链表的存放⽅式的缺点在于⽆法直接访问数据块，只能通过指针顺序访问⽂件，以及数据块指针消耗

了⼀定的存储空间。隐式链接分配的稳定性较差，系统在运⾏过程中由于软件或者硬件错误导致链表中的

指针丢失或损坏，会导致⽂件数据的丢失。

如果取出每个磁盘块的指针，把它放在内存的⼀个表中，就可以解决上述隐式链表的两个不⾜。那么，这

种实现⽅式是「显式链接」，它指把⽤于链接⽂件各数据块的指针，显式地存放在内存的⼀张链接表中，

该表在整个磁盘仅设置⼀张，每个表项中存放链接指针，指向下⼀个数据块号。

对于显式链接的⼯作⽅式，我们举个例⼦，⽂件 A 依次使⽤了磁盘块 4、7、2、10 和 12 ，⽂件 B 依次使

⽤了磁盘块 6、3、11 和 14 。利⽤下图中的表，可以从第 4 块开始，顺着链⾛到最后，找到⽂件 A 的全

部磁盘块。同样，从第 6 块开始，顺着链⾛到最后，也能够找出⽂件 B 的全部磁盘块。最后，这两个链都

以⼀个不属于有效磁盘编号的特殊标记（如 -1 ）结束。内存中的这样⼀个表格称为**⽂件分配表（**File

Allocation Table**，FAT）**。

由于查找记录的过程是在内存中进⾏的，因⽽不仅显著地提⾼了检索速度，⽽且⼤⼤减少了访问磁盘的次

数。但也正是整个表都存放在内存中的关系，它的主要的缺点是不适⽤于⼤磁盘。

⽐如，对于 200GB 的磁盘和 1KB ⼤⼩的块，这张表需要有 2 亿项，每⼀项对应于这 2 亿个磁盘块中的⼀

个块，每项如果需要 4 个字节，那这张表要占⽤ 800MB 内存，很显然 FAT ⽅案对于⼤磁盘⽽⾔不太合

适。

链表的⽅式解决了连续分配的磁盘碎⽚和⽂件动态扩展的问题，但是不能有效⽀持直接访问（FAT除外），

索引的⽅式可以解决这个问题。

索引的实现是为每个⽂件创建⼀个「索引数据块」，⾥⾯存放的是指向⽂件数据块的指针列表，说⽩了就

像书的⽬录⼀样，要找哪个章节的内容，看⽬录查就可以。

另外，⽂件头需要包含指向「索引数据块」的指针，这样就可以通过⽂件头知道索引数据块的位置，再通

过索引数据块⾥的索引信息找到对应的数据块。

创建⽂件时，索引块的所有指针都设为空。当⾸次写⼊第 i 块时，先从空闲空间中取得⼀个块，再将其地

址写到索引块的第 i 个条⽬

索引的⽅式优点在于：

⽂件的创建、增⼤、缩⼩很⽅便；

不会有碎⽚的问题；

⽀持顺序读写和随机读写；

由于索引数据也是存放在磁盘块的，如果⽂件很⼩，明明只需⼀块就可以存放的下，但还是需要额外分配

⼀块来存放索引数据，所以缺陷之⼀就是存储索引带来的开销。

如果⽂件很⼤，⼤到⼀个索引数据块放不下索引信息，这时⼜要如何处理⼤⽂件的存放呢？我们可以通过

组合的⽅式，来处理⼤⽂件的存。

先来看看链表 + 索引的组合，这种组合称为「链式索引块」，它的实现⽅式是在索引数据块留出⼀个存放

下⼀个索引数据块的指针，于是当⼀个索引数据块的索引信息⽤完了，就可以通过指针的⽅式，找到下⼀

个索引数据块的信息。那这种⽅式也会出现前⾯提到的链表⽅式的问题，万⼀某个指针损坏了，后⾯的数

据也就会⽆法读取了

还有另外⼀种组合⽅式是索引 + 索引的⽅式，这种组合称为「多级索引块」，实现⽅式是通过⼀个索引块

来存放多个索引数据块，⼀层套⼀层索引，像极了俄罗斯套娃是吧。

8.unix文件如何存储的

我们先把前⾯提到的⽂件实现⽅式，做个⽐较

那早期 Unix ⽂件系统是组合了前⾯的⽂件存放⽅式的优点，如下图：

它是根据⽂件的⼤⼩，存放的⽅式会有所变化：

如果存放⽂件所需的数据块⼩于 10 块，则采⽤直接查找的⽅式；

如果存放⽂件所需的数据块超过 10 块，则采⽤⼀级间接索引⽅式；如果前⾯两种⽅式都不够存放⼤⽂件，则采⽤⼆级间接索引⽅式；

如果⼆级间接索引也不够存放⼤⽂件，这采⽤三级间接索引⽅式；

那么，⽂件头（Inode）就需要包含 13 个指针：

10 个指向数据块的指针；

第 11 个指向索引块的指针；

第 12 个指向⼆级索引块的指针；

第 13 个指向三级索引块的指针；

所以，这种⽅式能很灵活地⽀持⼩⽂件和⼤⽂件的存放

对于⼩⽂件使⽤直接查找的⽅式可减少索引数据块的开销；

对于⼤⽂件则以多级索引的⽅式来⽀持，所以⼤⽂件在访问数据块时需要⼤量查询；

这个⽅案就⽤在了 Linux Ext 2/3 ⽂件系统⾥，虽然解决⼤⽂件的存储，但是对于⼤⽂件的访问，需要⼤量

的查询，效率⽐较低。

为了解决这个问题，Ext 4 做了⼀定的改变，具体怎么解决的，本⽂就不展开了。

9.如何对空闲空间进行管理

前⾯说到的⽂件的存储是针对已经被占⽤的数据块组织和管理，接下来的问题是，如果我要保存⼀个数据

块，我应该放在硬盘上的哪个位置呢？难道需要将所有的块扫描⼀遍，找个空的地⽅随便放吗？

那这种⽅式效率就太低了，所以针对磁盘的空闲空间也是要引⼊管理的机制，接下来介绍⼏种常⻅的⽅

法：

• 空闲表法

空闲表法就是为所有空闲空间建⽴⼀张表，表内容包括空闲区的第⼀个块号和该空闲区的块个数，注意，

这个⽅式是连续分配的。如下图

当请求分配磁盘空间时，系统依次扫描空闲表⾥的内容，直到找到⼀个合适的空闲区域为⽌。当⽤户撤销

⼀个⽂件时，系统回收⽂件空间。这时，也需顺序扫描空闲表，寻找⼀个空闲表条⽬并将释放空间的第⼀

个物理块号及它占⽤的块数填到这个条⽬中。

这种⽅法仅当有少量的空闲区时才有较好的效果。因为，如果存储空间中有着⼤量的⼩的空闲区，则空闲

表变得很⼤，这样查询效率会很低。另外，这种分配技术适⽤于建⽴连续⽂件。

• 空闲链表法

  我们也可以使⽤「链表」的⽅式来管理空闲空间，每⼀个空闲块⾥有⼀个指针指向下⼀个空闲块，这样也

  能很⽅便的找到空闲块并管理起来。如下图

  

能很⽅便的找到空闲块并管理起来。如下图：

当创建⽂件需要⼀块或⼏块时，就从链头上依次取下⼀块或⼏块。反之，当回收空间时，把这些空闲块依

次接到链头上。这种技术只要在主存中保存⼀个指针，令它指向第⼀个空闲块。其特点是简单，但不能随机访问，⼯作效

率低，因为每当在链上增加或移动空闲块时需要做很多 I/O 操作，同时数据块的指针消耗了⼀定的存储空

间。

空闲表法和空闲链表法都不适合⽤于⼤型⽂件系统，因为这会使空闲表或空闲链表太⼤。

• 位图法

位图是利⽤⼆进制的⼀位来表示磁盘中⼀个盘块的使⽤情况，磁盘上所有的盘块都有⼀个⼆进制位与之对

应。

当值为 0 时，表示对应的盘块空闲，值为 1 时，表示对应的盘块已分配。它形式如下：

在 Linux ⽂件系统就采⽤了位图的⽅式来管理空闲空间，不仅⽤于数据空闲块的管理，还⽤于 inode 空闲

块的管理，因为 inode 也是存储在磁盘的，⾃然也要有对其管理。

10.文件系统的结构是什么样的

前⾯提到 Linux 是⽤位图的⽅式管理空闲空间，⽤户在创建⼀个新⽂件时，Linux 内核会通过 inode 的位图

找到空闲可⽤的 inode，并进⾏分配。要存储数据时，会通过块的位图找到空闲的块，并分配，但仔细计

算⼀下还是有问题的。

数据块的位图是放在磁盘块⾥的，假设是放在⼀个块⾥，⼀个块 4K，每位表示⼀个数据块，共可以表示

4 * 1024 * 8 = 2^15 个空闲块，由于 1 个数据块是 4K ⼤⼩，那么最⼤可以表示的空间为 2^15 * 4 *

1024 = 2^27 个 byte，也就是 128M。

也就是说按照上⾯的结构，如果采⽤「⼀个块的位图 + ⼀系列的块」，外加「⼀个块的 inode 的位图 + ⼀

系列的 inode 的结构」能表示的最⼤空间也就 128M，这太少了，现在很多⽂件都⽐这个⼤。

在 Linux ⽂件系统，把这个结构称为⼀个块组，那么有 N 多的块组，就能够表示 N ⼤的⽂件。

下图给出了 Linux Ext2 整个⽂件系统的结构和块组的内容，⽂件系统都由⼤量块组组成，在硬盘上相继排

布：

最前⾯的第⼀个块是引导块，在系统启动时⽤于启⽤引导，接着后⾯就是⼀个⼀个连续的块组了，块组的

内容如下：

超级块，包含的是⽂件系统的重要信息，⽐如 inode 总个数、块总个数、每个块组的 inode 个数、每

个块组的块个数等等。

块组描述符，包含⽂件系统中各个块组的状态，⽐如块组中空闲块和 inode 的数⽬等，每个块组都包

含了⽂件系统中「所有块组的组描述符信息」。

数据位图和 inode 位图， ⽤于表示对应的数据块或 inode 是空闲的，还是被使⽤中。

inode 列表，包含了块组中所有的 inode，inode ⽤于保存⽂件系统中与各个⽂件和⽬录相关的所有元

数据。

数据块，包含⽂件的有⽤数据。

你可以会发现每个块组⾥有很多重复的信息，⽐如超级块和块组描述符表，这两个都是全局信息，⽽且⾮

常的重要，这么做是有两个原因：

如果系统崩溃破坏了超级块或块组描述符，有关⽂件系统结构和内容的所有信息都会丢失。如果有冗

余的副本，该信息是可能恢复的。

通过使⽂件和管理数据尽可能接近，减少了磁头寻道和旋转，这可以提⾼⽂件系统的性能。

不过，Ext2 的后续版本采⽤了稀疏技术。该做法是，超级块和块组描述符表不再存储到⽂件系统的每个块

组中，⽽是只写⼊到块组 0、块组 1 和其他 ID 可以表示为 3、 5、7 的幂的块组中。

11.目录是如何存储的

在前⾯，我们知道了⼀个普通⽂件是如何存储的，但还有⼀个特殊的⽂件，经常⽤到的⽬录，它是如何保

存的呢？

基于 Linux ⼀切皆⽂件的设计思想，⽬录其实也是个⽂件，你甚⾄可以通过 vim 打开它，它也有 inode，

inode ⾥⾯也是指向⼀些块。和普通⽂件不同的是，普通⽂件的块⾥⾯保存的是⽂件数据，⽽⽬录⽂件的块⾥⾯保存的是⽬录⾥⾯⼀项

⼀项的⽂件信息。

在⽬录⽂件的块中，最简单的保存格式就是列表，就是⼀项⼀项地将⽬录下的⽂件信息（如⽂件名、⽂件

inode、⽂件类型等）列在表⾥。

列表中每⼀项就代表该⽬录下的⽂件的⽂件名和对应的 inode，通过这个 inode，就可以找到真正的⽂件。

通常，第⼀项是「 . 」，表示当前⽬录，第⼆项是「 … 」，表示上⼀级⽬录，接下来就是⼀项⼀项的⽂件

名和 inode。

如果⼀个⽬录有超级多的⽂件，我们要想在这个⽬录下找⽂件，按照列表⼀项⼀项的找，效率就不⾼了。

于是，保存⽬录的格式改成哈希表，对⽂件名进⾏哈希计算，把哈希值保存起来，如果我们要查找⼀个⽬

录下⾯的⽂件名，可以通过名称取哈希。如果哈希能够匹配上，就说明这个⽂件的信息在相应的块⾥⾯。

Linux 系统的 ext ⽂件系统就是采⽤了哈希表，来保存⽬录的内容，这种⽅法的优点是查找⾮常迅速，插⼊

和删除也较简单，不过需要⼀些预备措施来避免哈希冲突。

⽬录查询是通过在磁盘上反复搜索完成，需要不断地进⾏ I/O 操作，开销较⼤。所以，为了减少 I/O 操

作，把当前使⽤的⽂件⽬录缓存在内存，以后要使⽤该⽂件时只要在内存中操作，从⽽降低了磁盘操作次

数，提⾼了⽂件系统的访问速度。

12.什么是软链接和硬链接

有时候我们希望给某个⽂件取个别名，那么在 Linux 中可以通过硬链接（Hard Link） 和软链接

（Symbolic Link） 的⽅式来实现，它们都是⽐较特殊的⽂件，但是实现⽅式也是不相同的。

硬链接是多个⽬录项中的「索引节点」指向⼀个⽂件，也就是指向同⼀个 inode，但是 inode 是不可能跨

越⽂件系统的，每个⽂件系统都有各⾃的 inode 数据结构和列表，所以硬链接是不可⽤于跨⽂件系统的。

由于多个⽬录项都是指向⼀个 inode，那么只有删除⽂件的所有硬链接以及源⽂件时，系统才会彻底删除

该⽂件。

软链接相当于重新创建⼀个⽂件，这个⽂件有独⽴的 inode，但是这个⽂件的内容是另外⼀个⽂件的路

径，所以访问软链接的时候，实际上相当于访问到了另外⼀个⽂件，所以软链接是可以跨⽂件系统的，甚

⾄⽬标⽂件被删除了，链接⽂件还是在的，只不过指向的⽂件找不到了⽽已。

文件IO

⽂件的读写⽅式各有千秋，对于⽂件的 I/O 分类也⾮常多，常⻅的有

缓冲与⾮缓冲 I/O

直接与⾮直接 I/O

阻塞与⾮阻塞 I/O VS 同步与异步 I/O

接下来，分别对这些分类讨论讨论

13.什么是缓冲与非缓冲IO

⽂件操作的标准库是可以实现数据的缓存，那么根据「是否利⽤标准库缓冲」，可以把⽂件 I/O 分为缓冲

I/O 和⾮缓冲 I/O：

缓冲 I/O，利⽤的是标准库的缓存实现⽂件的加速访问，⽽标准库再通过系统调⽤访问⽂件。

⾮缓冲 I/O，直接通过系统调⽤访问⽂件，不经过标准库缓存。

这⾥所说的「缓冲」特指标准库内部实现的缓冲。

⽐⽅说，很多程序遇到换⾏时才真正输出，⽽换⾏前的内容，其实就是被标准库暂时缓存了起来，这样做

的⽬的是，减少系统调⽤的次数，毕竟系统调⽤是有 CPU 上下⽂切换的开销的。

14.什么是直接与非直接IO

我们都知道磁盘 I/O 是⾮常慢的，所以 Linux 内核为了减少磁盘 I/O 次数，在系统调⽤后，会把⽤户数据

拷⻉到内核中缓存起来，这个内核缓存空间也就是「⻚缓存」，只有当缓存满⾜某些条件的时候，才发起

磁盘 I/O 的请求。

那么，根据是「否利⽤操作系统的缓存」，可以把⽂件 I/O 分为直接 I/O 与⾮直接 I/O：

直接 I/O，不会发⽣内核缓存和⽤户程序之间数据复制，⽽是直接经过⽂件系统访问磁盘。

⾮直接 I/O，读操作时，数据从内核缓存中拷⻉给⽤户程序，写操作时，数据从⽤户程序拷⻉给内核

缓存，再由内核决定什么时候写⼊数据到磁盘。

如果你在使⽤⽂件操作类的系统调⽤函数时，指定了 O_DIRECT 标志，则表示使⽤直接 I/O。如果没有

设置过，默认使⽤的是⾮直接 I/O。

15.如果⽤了⾮直接 I/O 进⾏写数据操作，内核什么情况下才会把缓存数据写⼊到磁盘？

以下⼏种场景会触发内核缓存的数据写⼊磁盘：

在调⽤ write 的最后，当发现内核缓存的数据太多的时候，内核会把数据写到磁盘上；

⽤户主动调⽤ sync ，内核缓存会刷到磁盘上；

当内存⼗分紧张，⽆法再分配⻚⾯时，也会把内核缓存的数据刷到磁盘上；

内核缓存的数据的缓存时间超过某个时间时，也会把数据刷到磁盘上；

16.阻塞与⾮阻塞 I/O VS 同步与异步 I/O

阻塞 I/O，当⽤户程序执⾏ read ，线程会被阻塞，⼀直等到内核数据准备好，并把数据从内核

缓冲区拷⻉到应⽤程序的缓冲区中，当拷⻉过程完成， read 才会返回。

注意，阻塞等待的是「内核数据准备好」和「数据从内核态拷⻉到⽤户态」这两个过程。过程如下图：

知道了阻塞 I/O ，来看看⾮阻塞 I/O，⾮阻塞的 read 请求在数据未准备好的情况下⽴即返回，可以继续往

下执⾏，此时应⽤程序不断轮询内核，直到数据准备好，内核将数据拷⻉到应⽤程序缓冲区， read 调⽤

才可以获取到结果。过程如下图：

注意，这⾥最后⼀次 read 调⽤，获取数据的过程，是⼀个同步的过程，是需要等待的过程。这⾥的同步指

的是内核态的数据拷⻉到⽤户程序的缓存区这个过程。

举个例⼦，访问管道或 socket 时，如果设置了 O_NONBLOCK 标志，那么就表示使⽤的是⾮阻塞 I/O 的

⽅式访问，⽽不做任何设置的话，默认是阻塞 I/O。

应⽤程序每次轮询内核的 I/O 是否准备好，感觉有点傻乎乎，因为轮询的过程中，应⽤程序啥也做不了，

只是在循环。

为了解决这种傻乎乎轮询⽅式，于是 I/O 多路复⽤技术就出来了，如 select、poll，它是通过 I/O 事件分

发，当内核数据准备好时，再以事件通知应⽤程序进⾏操作

这个做法⼤⼤改善了应⽤进程对 CPU 的利⽤率，在没有被通知的情况下，应⽤进程可以使⽤ CPU 做其他

的事情。

下图是使⽤ select I/O 多路复⽤过程。注意， read 获取数据的过程（数据从内核态拷⻉到⽤户态的过

程），也是⼀个同步的过程，需要等待

实际上，⽆论是阻塞 I/O、⾮阻塞 I/O，还是基于⾮阻塞 I/O 的多路复⽤都是同步调⽤。因为它们在 read

调⽤时，内核将数据从内核空间拷⻉到应⽤程序空间，过程都是需要等待的，也就是说这个过程是同步

**的，如果内核实现的拷⻉效率不⾼，**read 调⽤就会在这个同步过程中等待⽐较⻓的时间。

当我们发起 aio_read 之后，就⽴即返回，内核⾃动将数据从内核空间拷⻉到应⽤程序空间，这个拷⻉过

程同样是异步的，内核⾃动完成的，和前⾯的同步操作不⼀样，应⽤程序并不需要主动发起拷⻉动作。过

程如下图：

、

下⾯这张图，总结了以上⼏种 I/O 模型

在前⾯我们知道了，I/O 是分为两个过程的：

1. 数据准备的过程
2. 数据从内核空间拷⻉到⽤户进程缓冲区的过程

阻塞 I/O 会阻塞在「过程 1 」和「过程 2」，⽽⾮阻塞 I/O 和基于⾮阻塞 I/O 的多路复⽤只会阻塞在「过程

2」，所以这三个都可以认为是同步 I/O。

异步 I/O 则不同，「过程 1 」和「过程 2 」都不会阻塞。