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文件与目录
- 写作时间：
2026-03-04 首次提交，2026-07-13 最近修改 - 当前字符：
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块层把上层读写转换成块设备能够处理的逻辑地址和长度，但用户执行 cat reports/q2.txt 时并不知道文件位于哪些块，也不应该直接操作块号。文件系统必须继续把“按名字访问长期保存的数据”转换成块分配、读取和回收。
先看一次普通的文件创建。程序把 reports/q2.txt 交给 open()，内核先解释这条路径，在 reports 目录中增加名字 q2.txt，再为新文件分配身份与元数据。名称不能同时承担对象身份，所以 索引节点 独立保存文件身份与元数据，目录项 再把父目录中的名字关联到它。多级目录项连起来形成 路径名，同一对象也就可以通过 链接 获得多个名字。名称与对象分离以后，删除名字不一定立即销毁对象，最后还要由 文件生命周期 判断何时回收空间。
本课先在文件与目录中建立名称、对象与生命周期的关系。对象一旦能被找到，Linux 还要让同一组系统调用操作不同文件系统，这就需要VFS 与实现提供统一对象模型。文件系统操作最终会同时修改多处持久化结构，日志与一致性因此要保证崩溃后内部结构仍然自洽；文件系统自身恢复以后，应用再通过崩溃一致性把这些底层保证组合成可确认成功的更新协议。
索引节点
索引节点(inode)是文件系统内部标识一个文件对象并保存其类型、权限、所有者、时间戳、长度和数据位置等元数据的记录。
命名空间曾用 inode 号判断两个 namespace 文件是否引用同一内核对象，内存映射也在 /proc/PID/maps 中读到过文件 inode 号。那些场景只使用了“inode 是对象编号”这一结论；这里进一步拆开 inode、名称和数据位置，解释这个编号背后的完整文件对象。
文件名通常不保存在 inode 中。以 Linux 常用的磁盘文件系统 ext4 为例，inode 表中的一条记录会保存文件模式、用户与组、链接计数、逻辑长度、时间戳，以及把文件偏移映射到磁盘块的 extent。extent 是“连续文件逻辑块范围到连续物理块范围”的一条映射，用起点和长度代替逐块记录。目录在另一处保存名字与 inode 号的关联。把二者分开以后，重命名通常只需修改目录，不必移动文件数据。
inode 号只在一个文件系统实例内有意义。42 号 inode 在两个不同文件系统实例中可以分别代表不同对象，因此用户空间若要在某一时刻标识本机文件，至少要组合设备标识 st_dev 与 inode 号 st_ino。stat() 返回的正是这类信息：
c
#include <sys/stat.h>
int stat(const char *restrict path, struct stat *restrict statbuf);
int fstat(int fd, struct stat *statbuf);stat() 先通过路径找到对象，fstat() 则直接检查一个已打开 fd 指向的对象。路径可能在两次调用之间被替换，而 fd 已经持有目标对象，因此需要检查“当前打开的这个文件”时，fstat() 的语义更直接。
inode 中的文件类型决定后续操作的基本语义。常见类型包括普通文件、目录、符号链接、字符设备、块设备、FIFO 和套接字。Linux 的“文件接口统一”并不表示这些对象行为相同：普通文件支持按偏移读写，目录保存名字关联，设备文件把操作转给驱动，套接字则把读写转给网络协议栈。统一的是 fd 与系统调用入口，具体行为仍由对象类型和文件系统实现决定。
目录项
目录项(directory entry)是目录中把一个分量名称关联到 inode 号的记录。
目录本身也是一种文件对象，但它的数据不是供应用任意改写的普通字节流，而是一组受文件系统管理的名字关联。这里的目录项是具体文件系统保存的目录记录；Linux 路径查找的内存对象 struct dentry 则缓存名称与对象的关联，两者不能混为一谈。假设目录 /home/lin 中有两个普通文件，概念上可以表示为：
| 名称 | Inode 号 | 文件类型 |
|---|---|---|
notes.txt | 1051 | 普通文件 |
report.pdf | 1088 | 普通文件 |
名称只需要在同一父目录内唯一。/home/lin/notes.txt 与 /tmp/notes.txt 可以同时存在，因为它们属于不同目录。目录还包含 . 和 .. 的语义：. 指向当前目录，.. 指向父目录；文件系统边界和进程根目录会进一步影响 .. 的解释，完整路径查找过程会展开这些边界。
创建、删除和重命名文件首先改变的是目录项：
| 操作 | 目录层面的变化 |
|---|---|
creat() / open(O_CREAT) | 新增名称到 inode 的关联 |
link() | 为已有 inode 新增一个名称 |
unlink() | 删除一个名称，并减少 inode 的链接计数 |
rename() | 在同一挂载文件系统内原子地调整一个或两个目录中的名称关联 |
mkdir() | 新建目录 inode，并在父目录中增加名称 |
目录的磁盘布局是实现细节。小目录可以线性存放记录，大目录可以使用哈希索引或树形索引加速查找。用户空间通过 readdir() 读取目录项时，不应依赖底层保存顺序；新增或删除条目后，枚举顺序也可能改变。
路径名
路径名(pathname)是由一个或多个目录分量组成、供内核从起点逐级查找文件对象的字符串。
绝对路径以 / 开头，查找起点是进程看到的根目录；相对路径不以 / 开头，查找起点通常是进程的当前工作目录。路径 /home/lin/notes.txt 不会被当成一个整体键直接查询，内核会依次解析 home、lin 和 notes.txt。中间分量必须能作为目录继续查找，最后一个分量的处理则取决于调用目的：open() 要打开对象，mkdir() 要确认该名称尚不存在，unlink() 要从父目录删除该名称。
路径描述的是一次查找方法，不是对象永久身份。文件从 draft.txt 重命名为 final.txt 后，路径变了，inode 可以不变；两个硬链接可以用两个路径找到同一个 inode；不同进程还可能因为根目录、当前目录和挂载命名空间不同，对同一个路径字符串得到不同结果。
挂载点(mount point)是目录树中接入另一个文件系统或目录子树的位置。例如把一块文件系统挂载到 /data 后，查找 /data/report.txt 走到 /data 时会从原目录切换到被挂载文件系统的根目录，再继续查找 report.txt。路径字符串本身没有特殊标记，切换由进程所在挂载命名空间中的挂载关系决定；VFS 与实现会展开内核如何保存和跨越这条关系。
这一区分直接影响并发程序。程序若先检查路径再重新打开路径，两次查找之间可能有另一个进程替换目录项，形成检查时与使用时不一致(time-of-check to time-of-use, TOCTOU)。openat() 一类接口允许程序先持有目录 fd，再相对该 fd 解析名称，从而把查找起点固定在已打开的目录对象上。不过，后续路径分量仍可能被并发替换，因此它不能自动消除所有竞态，还需要能够约束整个路径解析过程的接口。
为什么 inode 不保存自己的完整路径？
一个 inode 可能同时有多个硬链接，因此不存在唯一的完整路径。即使只有一个名称，重命名父目录也会让整个子目录中的所有路径改变；若每个 inode 都保存完整路径，一次父目录重命名就需要重写大量后代记录。
文件系统选择让目录保存“父目录中的名称”，让 inode 保存对象本身。完整路径只在查找时由各级目录项组合出来。这一设计既支持硬链接，也让重命名主要修改少量目录记录。
链接
链接(link)是文件系统命名空间中让名称引用文件对象的机制，Linux 主要提供硬链接与符号链接两种语义。
硬链接(hard link)直接增加“目录项到 inode”的关联。执行 link("a.txt", "b.txt") 成功后，两个名称指向同一个 inode；从任一路径写入，另一路径都会看到同一份数据。inode 的链接计数 st_nlink 随之增加。硬链接不能跨越不同文件系统边界，因为目标 inode 只属于原文件系统实例；普通用户也不能随意为目录创建硬链接，否则目录层次可能形成环并破坏 .. 等约束。
符号链接(symbolic link)则是一个独立文件对象，其内容保存目标路径字符串。查找遇到符号链接时，内核读取这个字符串并继续解析。因为保存的是路径，符号链接可以跨文件系统，也可以指向尚不存在的目标；目标被删除或移动后，符号链接仍然存在，但后续跟随会得到表示名称不存在的 ENOENT 错误。
图中 a.txt 与 b.txt 是同一 inode 的两个硬链接；current 拥有自己的 inode，只把字符串 a.txt 作为目标。删除 a.txt 后，b.txt 仍能访问原文件，而 current 会失效。
| 特性 | 硬链接 | 符号链接 |
|---|---|---|
| 引用内容 | 目标 inode | 目标路径字符串 |
| 是否拥有独立 inode | 否，新增目录项指向原 inode | 是 |
| 能否跨文件系统 | 通常不能 | 可以 |
| 目标删除后的结果 | 其他硬链接继续有效 | 可能成为悬空链接 |
| 对目标链接计数的影响 | 增加 | 不增加 |
文件生命周期
文件生命周期是文件对象从创建、获得名称、被打开，到所有名称与活动引用消失后释放存储空间的过程。
一次打开把三个层次连接起来：进程 fd 表中的槽位指向打开文件对象，打开文件对象保存本次打开的偏移、状态标志和访问方式，再引用表示文件身份的 inode。也就是 fd 表槽位 -> 打开文件对象 -> inode。fd 数值只在本进程中充当索引；多个 fd 可以共享一个打开文件对象并共享偏移，多个独立打开文件对象也可以引用同一个 inode。区分这三层，才能准确判断 dup()、fork()、两次 open() 和删除路径各自改变了什么。
常见文件操作正是沿这三层改变不同状态：
| 操作 | 主要效果 |
|---|---|
creat() / open(O_CREAT) | 必要时创建 inode 与目录项，再建立打开文件对象和 fd |
open() | 解析路径、检查权限，为这次打开建立状态并返回 fd |
read() / write() | 从打开文件对象的当前偏移读取或写入，并按结果推进偏移；O_APPEND 写入会先定位到文件末尾 |
lseek() | 只改变打开文件对象的当前偏移，不读取或写入文件数据 |
close() | 移除 fd 槽位并释放一份引用，最后一份活动引用消失后对象才可能回收 |
这些接口的成功返回也不等于数据已经持久化。write() 可以只更新页缓存，close() 主要释放 fd 引用；需要断电保证时还要使用文件系统提供的同步接口和更新协议。
unlink() 删除的是指定目录项，而不是无条件立即销毁 inode。内核先让链接计数减一；只要还有其他硬链接，对象仍可通过其他名字访问。即使链接计数已经变成 0，只要内核仍持有活动引用，例如进程保留打开文件对象或文件映射，原 fd 或映射仍可继续访问数据。直到链接计数为 0 且最后一个活动引用释放，文件系统才可以回收 inode 和数据块。
这种语义解释了两个常见现象。第一，程序可以创建临时文件后立即 unlink()，继续通过 fd 使用它；进程退出或关闭 fd 后，文件会自动回收。第二，服务的日志文件即使被删除，只要服务仍保持原 fd 打开，磁盘空间就不会释放；服务重新打开日志或关闭旧 fd 后，空间才会归还。
打开 fd 还把“对象引用”与“名称变化”分离。另一个进程可以把路径重命名到新位置，甚至用新文件替换原路径，已经打开的 fd 仍指向原对象。这正是后续安全替换文件内容的基础：读者要么通过路径打开旧 inode，要么在重命名后打开新 inode，不会因为名称替换而让已有 fd 突然改指向另一份内容。
小结
| 概念 | 说明 |
|---|---|
| Inode | 标识文件对象并保存类型、权限、长度、时间戳和数据位置等元数据 |
| 目录项 | 在一个父目录内把名称关联到 inode 号 |
| 路径名 | 从进程根目录或当前目录开始逐级查找对象的方法 |
| 挂载点 | 在目录树中切换到另一个文件系统或目录子树的位置 |
| 硬链接 | 新增一个直接指向已有 inode 的目录项 |
| 符号链接 | 保存目标路径字符串的独立文件对象 |
| 链接计数 | 当前指向 inode 的硬链接数量 |
| 文件操作 | 通过 fd 读取、写入和定位打开文件对象，并用 close() 释放槽位引用 |
| 文件生命周期 | 最后一个名称和最后一个活动内核引用都消失后才进入空间回收 |
文件不是路径字符串本身。路径负责找到目录项，目录项负责找到 inode，而 inode 与活动引用共同决定数据对象是否仍然存在。
接口与源码入口：
inode(7)：inode 属性与文件类型stat(2)：通过路径或 fd 读取文件元数据link(2)/unlink(2)：硬链接与名称删除语义symlink(7)：符号链接解析规则path_resolution(7)：Linux 路径解析- ext4 目录项：ext4 目录记录与索引结构
统一文件系统对象模型将沿着一次 open()，观察这些持久化记录怎样对应到内核中的 superblock、inode、dentry 和打开文件对象。