Ext系列文件系统

引言

Ext系列文件系统是Linux系统中使用最为广泛的文件系统之一，包括Ext2、Ext3、Ext4等

1. Ext2文件系统 - 简介：即第二代扩展文件系统（Extended File System 2），是Linux系统中早期常用的文件系统，它是在Ext文件系统基础上改进而来。

磁盘结构：

- 超级块（Super Block）：包含了文件系统的整体信息，如文件系统的大小、块大小、inode数量等，是文件系统的关键元数据。

- 块组（Block Group）：将磁盘空间划分为多个块组，每个块组包含inode表、数据块等。这样的设计有利于提高文件系统的可靠性和性能，比如在部分块组损坏时，不会影响整个文件系统的使用。

- inode：用于存储文件的元数据，如文件的权限、所有者、大小、创建时间等。每个文件都有一个对应的inode，inode中还包含了指向文件数据块的指针。

- 数据块（Data Block）：用于实际存储文件的数据。数据块的大小通常为4KB等，根据文件系统的配置而定。

- 特点：没有日志功能，因此在系统崩溃或突然断电等情况下，可能会导致文件系统不一致，需要进行较长时间的磁盘检查和修复。但它具有简单高效的特点，适用于对数据安全性要求不高，且需要快速访问的场景。

2. Ext3文件系统 - 简介：即第三代扩展文件系统（Extended File System 3），是在Ext2基础上发展而来，它在Ext2的基础上增加了日志功能，提高了文件系统的可靠性和稳定性。

- 磁盘结构：在Ext2的基础上，增加了日志块组。日志块组用于记录文件系统的更改操作，包括文件的创建、删除、修改等。

- 特点：通过日志功能，在系统崩溃后可以快速恢复文件系统到一致状态，减少了磁盘检查和修复的时间。它采用了预分配技术，对于顺序写入的文件能够提高写入性能。但由于需要记录日志，相对Ext2来说，会有一定的性能开销。

3. Ext4文件系统 - 简介：即第四代扩展文件系统（Extended File System 4），是目前Linux系统中广泛使用的文件系统，它在Ext3的基础上进行了多项改进和优化，提供了更好的性能、可靠性和扩展性。

- 磁盘结构：支持更大的文件系统和文件大小，理论上支持的文件系统大小可达1EB，文件大小可达16TB。引入了延迟分配技术，在文件写入时并不立即分配磁盘空间，而是等到文件数据真正需要写入磁盘时才分配，这样可以更有效地利用磁盘空间，提高文件系统的性能。

- 特点：支持更多的inode数量，能够更好地应对大量小文件的存储。采用了多块分配技术，一次可以分配多个连续的数据块，提高了文件的写入性能。同时，它还支持日志校验和等功能，进一步提高了文件系统的可靠性。 总体而言，Ext系列文件系统在Linux系统中发挥着重要作用，随着版本的不断更新，它们在磁盘管理和使用方面的性能、可靠性和功能都得到了不断的提升和完善，以适应不同应用场景和需求。

1. 硬件

磁盘是计算机系统中用于存储数据的重要硬件设备，磁头、柱面、扇区是磁盘的重要组成部分。

磁头

磁头是磁盘驱动器中用于读取和写入数据的部件。它通过电磁感应原理，将电信号转换为磁信号记录在磁盘表面，或者将磁盘表面的磁信号转换为电信号读取出来，从而实现数据的存储和访问。

柱面

柱面是由一组位于不同盘片上、具有相同半径的磁道所组成的圆柱面结构。在一个多盘片的磁盘中，每个盘片都有自己的磁道，所有盘片上相同编号的磁道就构成了一个柱面。例如，假设磁盘有 3 个盘片，每个盘片上的第 5 个磁道就共同组成了柱面 5。

扇区

扇区是磁盘上数据存储的基本单位，是对磁道进一步划分得到的区域。通常情况下，每个磁道会被划分为若干个大小相等的扇区，常见的扇区大小为 512 字节或 4096 字节。扇区的划分是通过在磁盘格式化时确定的，格式化过程会在磁盘表面创建一系列的磁道和扇区，并为每个扇区分配一个唯一的编号。

1.1 磁盘的存储结构

扇区：是磁盘存储数据的基本单位，512字节，块设备

如何定位⼀个扇区呢？
• 可以先定位磁头（header）
• 确定磁头要访问哪⼀个柱面(磁道)（cylinder
• 定位⼀个扇区(sector)

 CHS地址定位
• 扇区是从磁盘读出和写入信息的最小单位，通常大小为 512 字节。
• 磁头（head）数：每个盘片⼀般有上下两面，分别对应1个磁头，共2个磁头
• 磁道（track）数：磁道是从盘片外圈往内圈编号0磁道，1磁道...，靠近主轴的同心圆用于停靠磁头，不存储数据
• 柱面（cylinder）数：磁道构成柱面，数量上等同于磁道个数
• 扇区（sector）数：每个磁道都被切分成很多扇形区域，每道的扇区数量相同
• 圆盘（platter）数：就是盘片的数量
• 磁盘容量=磁头数×磁道(柱面)数×每道扇区数×每扇区字节数

柱面（cylinder），磁头（head），扇区（sector），显然可以定位数据了，这就是数据定位(寻址)方式之⼀，CHS寻址方式。

1.2 磁盘的逻辑结构

那么磁盘本质上虽然是硬质的，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我们也可以类似于：

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。

所以，磁盘的真实情况是：

磁道：一维数组
某⼀盘面的某⼀个磁道展开：

 柱面：二维数组
整个磁盘所有盘面的同⼀个磁道，即柱面展开：

整盘：由多个柱面组成，即三维数组

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。

1.3 CHS && LBS地址

CHS 转换为 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。
扇区号通常从 1 开始计数，而在 LBA 中，地址从 0 开始。
柱面和磁道的编号均从 0 开始。
总柱面数、磁道个数、扇区总数等信息由磁盘内部自动维护，系统上层在开机时会获取这些参数。

LBA 转换为 CHS：
柱面号 C = LBA // (磁头数 × 每磁道扇区数)，其中磁头数 × 每磁道扇区数 = 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。
"//" 表示除法取整。

因此，对于磁盘使用者而言，无需关心 CHS 地址，而是直接使用 LBA 地址，磁盘内部会自动进行转换。换句话说，磁盘可以被视为一个由扇区组成的一维数组，数组下标即为每个扇区的 LBA 地址。操作系统使用磁盘时，仅需通过一个数字即可访问磁盘扇区。

2. 文件系统

2.1 块

块是文件系统中最小的数据存储单位，通常由多个扇区组成。

硬盘是典型的“块”设备，操作系统读取硬盘数据的时候，不会一个一个扇区地读取，因为这样效率太低，而是一次性连续读取多个扇区，即一次性读取一个“块”（block）。

硬盘的每个分区都被划分为一个个的“块”。一个“块”的大小是在格式化的时候确定的，并且不可以更改，最常见的是4KB，也就是连续八个扇区组成一个“块”。“块”是文件存取的最小单位。

磁盘就是⼀个三维数组，我们把它看待成为⼀个"⼀维数组"，数组下标就是LBA，每个元素都是扇
区。
• 每个扇区都有LBA，那么8个扇区⼀个块，每⼀个块的地址我们也能算出来。
• 知道LBA：块号=LBA/8
• 知道块号：LAB=块号*8+n(n是块内第几个扇区)

2.2 分区

分区是磁盘上的逻辑划分，一个磁盘可以被划分为多个分区，每个分区可以使用不同的文件系统。

以Windows观点来看，你可能会有⼀块磁盘并且将它分区成C,D,E盘。那个C,D,E就是分区。分区从实质上说就是对硬盘的⼀种格式化。但是Linux的设备都是以⽂件形式存在，那是怎么分区的呢？ 

柱面是分区的最小单位，我们可以利用参考柱面号码的方式来进行分区，其本质就是设置每个区的起始柱面和结束柱面号码。此时我们可以将硬盘上的柱面（分区）进行平铺，将其想象成⼀个大的平面，如下图所示：

块和柱面的关系

• 块由扇区组成，而柱面由磁道组成。
• 一个柱面可以存储多个块。 在传统的 CHS 寻址方式下，一个柱面包含多个磁道，每个磁道包含多个扇区，而多个扇区可以组合成一个块。因此，一个柱面可以存储多个块。
• 块的分布可能跨柱面。 由于文件系统的逻辑组织方式，块的分配不一定严格按照柱面进行，而是由文件系统的分配策略决定。

总之，柱面是磁盘物理存储结构的一部分，而块是文件系统的逻辑存储单位。磁盘的物理组织方式（如柱面、磁道、扇区）决定了数据的存储方式，而文件系统则通过块来管理和访问数据，以提高存取效率。

2.3 inode

文件=数据+属性 ，我们使用 ls -l 的时候看到的除了看到文件名，还能看到文件元数据（属性）。

每行包含7列：
• 模式
• 硬链接数
• 文件所有者
• 组
• 大小
• 最后修改时间
• 文件名 

ls -l读取存储在磁盘上的文件信息，然后显示出来。

到这我们要思考一个问题，文件数据都储存在“块”中，那么很显然，我们还必须找到一个地方储存文件的元信息（属性信息），比如文件的创建者、文件的创建日期、文件的大小等等。这种储存文件元信息的区域就叫做inode，中文译名为“索引节点”。

- Linux下文件的存储是属性和内容分离存储的。
- Linux下，保存文件属性的集合叫做inode，⼀个文件有⼀个inode，inode内有⼀个唯⼀的标识符，叫做inode号。

下面时inode的源码

struct ext2_inode {
    __le16 i_mode; // File mode
    __le16 i_uid;  // Low 16 bits of Owner Uid
    __le32 i_size; // Size in bytes
    __le32 i_atime; // Access time
    __le32 i_ctime; // Creation time
    __le32 i_mtime; // Modification time
    __le32 i_dtime; // Deletion Time
    __le16 i_gid;  // Low 16 bits of Group Id
    __le16 i_links_count; // Links count
    __le32 i_blocks; // Blocks count
    __le32 i_flags; // File flags
    union {
        struct {
            __le32 l_i_reserved1;
        } linux1;
        struct {
            __le32 h_i_translator;
        } hurd1;
        struct {
            __le32 m_i_reserved1;
        } masix1;
    } osd1; // OS dependent 1
    __le32 i_block[15]; // 根据备注中 EXT2_N_BLOCKS = 15，这里直接写 15 作为数组大小
    __le32 i_generation; // File version (for NFS)
    __le32 i_file_acl; // File ACL
    __le32 i_dir_acl; // Directory ACL
    __le32 i_faddr; // Fragment address
    union {
        struct {
            __u8 l_i_frag; // Fragment number
            __u8 l_i_fsize; // Fragment size
            __u16 i_pad1;
            __le16 l_i_uid_high; // these 2 fields
            __le16 l_i_gid_high; // were reserved2[0]
            __u32 l_i_reserved2;
        } linux2;
        struct {
            __u8 h_i_frag; // Fragment number
            __u8 h_i_fsize; // Fragment size
            __le16 h_i_mode_high;
            __le16 h_i_uid_high;
            __le16 h_i_gid_high;
            __le32 h_i_author;
        } hurd2;
        struct {
            __u8 m_i_frag; // Fragment number
            __u8 m_i_fsize; // Fragment size
            __u16 m_pad1;
            __u32 m_i_reserved2[2];
        } masix2;
    } osd2; // OS dependent 2
};

// 定义与数据块相关的常量
#define EXT2_NDIR_BLOCKS 12
#define EXT2_IND_BLOCK EXT2_NDIR_BLOCKS
#define EXT2_DIND_BLOCK (EXT2_IND_BLOCK + 1)
#define EXT2_TIND_BLOCK (EXT2_DIND_BLOCK + 1)
#define EXT2_N_BLOCKS (EXT2_TIND_BLOCK + 1)

备注：EXT2_N_BLOCKS = 15

通过上面的代码，我们可以发现：

文件名属性并未纳⼊到inode数据结构内部。
inode的大小⼀般是128字节或者256，我们后面统⼀128字节。
任何文件的内容大小可以不同，但是属性大小⼀定是相同的。

inode 号（Inode Number）：唯一标识一个 inode，在整个文件系统内唯一。
文件类型（File Type）：表示该 inode 对应的文件类型，如普通文件（-）、目录（d）、符号链接（l）。
权限（Permission）：文件的访问权限，例如 644、755，分别表示所有者、用户组、其他用户的读写执行权限。
链接数（Link Count）：指向该 inode 的硬链接数量，当硬链接数降为 0 时，inode 及其数据块将被释放。
用户 ID（UID）和组 ID（GID）：文件的所有者和所属组信息。
文件大小（Size）：文件的字节数，决定了需要多少个数据块来存储文件内容。
时间戳（Timestamps）：包括
ctime（Change Time）：inode 上一次被修改的时间。
mtime（Modify Time）：文件内容上一次被修改的时间。
atime（Access Time）：文件上一次被访问的时间。
指针（Pointer）：inode 通过指针来管理文件数据存储的位置。

我们已经知道硬盘是典型的“块”设备，操作系统读取硬盘数据的时候，读取的基本单位
是”块”。“块”有是硬盘的每个分区下的结构，难道“块”是随意的在分区上排布的吗？那要怎么找到“块”呢？
2. 还有就是上面提到的存储文件属性的inode，又是如何放置的呢？文件系统就是为了组织管理这些的！！

3. ext2 文件系统

我们想要在硬盘上存储文件，必须先把硬盘格式化为某种格式的文件系统，才能存储文件。文件系统的目的就是组织和管理硬盘中的文件。在Linux系统中，最常见的是ext2系列的文件系统。其早期版本为ext2，后来又发展出ext3和ext4。ext3和ext4虽然对ext2进行了增强，但是其核心设计并没有发生变化，我们仍是以较老的ext2作为演示对象。

3.1 文件系统 

ext2文件系统将整个分区划分成若干个同样大小的块组(Block Group)，而每个Block Group都有着相同的结构组成。如下图所示。只要能管理⼀个分区就能管理所有分区，也就能管理所有磁盘文件。

上图中启动块（Boot Block/Sector）的大小是确定的，为1KB，由PC标准规定，用来存储磁盘分区信息和启动信息，任何文件系统都不能修改启动块。启动块之后才是ext2文件系统的开始。

1. 磁盘（Disk）

   • 磁盘包含主引导记录（MBR）和多个分区（Partition 1、Partition 2 等）。
   • MBR 负责存储分区表和引导加载程序，管理磁盘上的分区信息。

2. 分区（Partition）

   • 每个分区可以包含不同的文件系统，例如 EXT2、EXT3、NTFS 等。
   • EXT2 分区包含引导扇区（Boot Sector）和文件系统数据。

3. 文件系统（File System）

   • EXT2 文件系统被划分为多个 块组（Block Group），这样可以减少碎片化并提高访问效率。

4. 块组（Block Group）

5. inode 表（inode Table）

• EXT2 文件系统采用 块组 结构，每个块组都包含 inode 表、数据块等信息。
• 超级块 记录文件系统的元数据，例如总块数、总 inode 数等。
• inode 负责管理文件的元数据，而数据块存储文件内容。
• 块位图和 inode 位图用于追踪块和 inode 的使用情况，提高文件系统管理效率。

3.2 块内部组成

超级块（Super Block）

超级块存储整个文件系统的重要元数据，包括：

• 文件系统大小：文件系统的总块数、总 inode 数量。
• 块大小：决定每个数据块的大小，常见的大小为 1KB、2KB、4KB。
• 可用块数和已用块数：用于管理文件系统的空间分配。
• inode 计数：整个文件系统包含的 inode 总数。
• 文件系统标识符：用于唯一标识文件系统。
• 挂载信息：包括上次挂载时间、上次写入时间、挂载次数等。
• 日志信息（如果有）：用于恢复文件系统状态（EXT3 及以后版本）。

超级块通常存放在磁盘的起始位置，并在后续的块组中进行备份，以防损坏时仍能恢复文件系统。

组描述符表（GDT，Group Descriptor Table）

• 记录每个块组的元数据位置，例如 超级块、块位图、inode 位图、inode 表、数据块 的位置。
• 方便文件系统管理块组，使得文件系统可以分块管理，提高磁盘 I/O 性能。

块位图（Block Bitmap）

• 记录该块组中 哪些数据块已被使用，哪些是空闲的。
• 每个位对应一个数据块，值为 1 表示该块已被占用，值为 0 表示该块是空闲的。
• 这个位图帮助文件系统快速分配和回收数据块，避免碎片化。

inode 位图（inode Bitmap）

• 记录该块组中 哪些 inode 已被使用，哪些是空闲的。
• 方式与块位图相同，每个位代表一个 inode。
• 这个位图用于 inode 分配管理，确保 inode 不会重复分配。

inode 表（inode Table）

• 记录了该块组中的所有 inode 结构，每个 inode 占据固定大小的空间（一般是 128 字节或 256 字节）。
• inode 负责存储文件的元数据，如权限、大小、链接数等（具体内容见 3.3）。

数据块（Data Blocks）

• 用于存储文件的实际内容，也是用户数据的存放区域。
• 文件系统会通过 inode 结构来管理数据块，并根据 inode 指针找到数据块的位置。

注意： 

• 并不是每个块都存储超级块、块位图、inode 位图等结构，而是每个块组按照固定布局存储这些结构。
• 超级块和组描述符表仅在块组 0 及部分备份块组中存储，其他块组不包含这些数据。
• 块位图、inode 位图、inode 表和数据块是每个块组都有的，用于文件系统管理和数据存储。
• 数据块占据块组的主要空间，用于存储实际的文件内容。

3.3 inode指针 和 数据块映射

一个 inode 结构包含多个指针字段（一般 12 个直接指针 + 1 个间接指针 + 1 个二级间接指针 + 1 个三级间接指针），这些指针指向数据块，文件系统根据这些指针找到数据块存放的实际位置。

• 直接指针（Direct Pointers）（12 个）：每个指针指向一个数据块，适用于存储小文件（文件大小 <= 12 个数据块）。
• 一级间接指针（Single Indirect Pointer）：指向一个块，该块存储的是数据块地址的列表。
• 二级间接指针（Double Indirect Pointer）：指向一个块，该块存储的是一级间接指针块的地址。
• 三级间接指针（Triple Indirect Pointer）：指向一个块，该块存储的是二级间接指针块的地址。

示例：文件大小对 inode 指针使用的影响

• 小文件（小于 12 个数据块）：仅使用直接指针，inode 直接指向数据块。
• 中等大小文件（大于 12 个数据块，但小于 12 + 256 个数据块）：使用直接指针 + 一级间接指针。
• 较大文件（大于 12 + 256 个数据块，但小于 12 + 256 + 256² 个数据块）：使用直接指针 + 一级间接指针 + 二级间接指针。
• 超大文件（大于 12 + 256 + 256² 个数据块）：使用直接指针 + 一级间接指针 + 二级间接指针 + 三级间接指针。

inode 与数据块映射示例

假设一个文件使用 inode 结构存储如下数据：

• inode 号：100
• 文件大小：5 KB（块大小 1 KB）
• 指针映射情况：
  • Direct Pointer[0] → 指向 数据块 500
  • Direct Pointer[1] → 指向 数据块 501
  • Direct Pointer[2] → 指向 数据块 502
  • Direct Pointer[3] → 指向 数据块 503
  • Direct Pointer[4] → 指向 数据块 504

此文件仅使用直接指针，inode 直接存储 5 个指向数据块的地址。若文件大小增大到 13KB，就需要使用 间接指针 来存储更多数据块地址。

3.4 文件与目录名

创建一个新文件主要有以下4个操作：

1. 存储属性：内核先找到一个空闲的inode节点（这里是263466）。内核把文件信息记录到其中。

2. 存储数据：该文件需要存储在三个磁盘块，内核找到了三个空闲块：300,500，800。将内核缓冲区的第一块数据复制到300，下一块复制到500，以此类推。

3. 记录分配情况：文件内容按顺序300,500,800存放。内核在inode上的磁盘分布区记录了上述块列表。

4. 添加文件名到目录：新的文件名abc。linux如何在当前的目录中记录这个文件？内核将入口（263466，abc）添加到目录文件。文件名和inode之间的对应关系将文件名和文件的内容及属性连接起来。

访问文件，必须打开当前目录，根据文件名，获得对应的inode号，然后进行文件访问
访问文件必须要知道当前工作目录，本质是必须能打开当前工作目录⽂件，查看目录文件的内容！

3.5 路径缓存

问题1：Linux磁盘中，存在真正的目录吗？

答案：不存在，只有文件。只保存文件属性+文件内容

问题2：访问任何文件，都要从/目录开始进行路径解析？

答案：原则上是，但是这样太慢，所以Linux会缓存历史路径结构

问题3：Linux目录的概念，怎么产生的？

答案：打开的文件是目录的话，由OS自己在内存中进行路径维护

Linux中，在内核中维护树状路径结构的内核结构体叫做： struct_dentry

struct dentry {
atomic_t d_count;
unsigned int d_flags;
/* protected by d_lock */
spinlock_t d_lock;
/* per dentry lock */
struct inode *d_inode;
/* Where the name belongs to - NULL is
* negative */
/*
* The next three fields are touched by __d_lookup. Place them here
* so they all fit in a cache line.
*/
struct hlist_node d_hash; /* lookup hash list */
struct dentry *d_parent; /* parent directory */struct qstr d_name;
struct list_head d_lru; /* LRU list */
/*
* d_child and d_rcu can share memory
*/
union {
struct list_head d_child; /* child of parent list */struct rcu_head d_rcu;
} d_u;
struct list_head d_subdirs; /* our children */struct list_head d_alias; /* inode alias list */
unsigned long d_time;
/* used by d_revalidate */
struct dentry_operations *d_op;struct super_block *d_sb; /* The root of the dentry tree */
void *d_fsdata;
/* fs-specific data */
#ifdef CONFIG_PROFILING
struct dcookie_struct *d_cookie; /* cookie, if any */
#endif
int d_mounted;
unsigned char d_iname[DNAME_INLINE_LEN_MIN]; /* small names */
};

每个文件其实都要有对应的dentry结构，包括普通文件。这样所有被打开的文件，就可以在内存中形成整个树形结构。

• 整个树形节点也同时会隶属于LRU(Least Recently Used，最近最少使用)结构中，进行节点淘汰。

• 整个树形节点也同时会隶属于Hash，方便快速查找。

• 更重要的是，这个树形结构，整体构成了Linux的路径缓存结构，打开访问任何文件，都在先在这棵树下根据路径进行查找，找到就返回属性inode和内容，没找到就从磁盘加载路径，添加dentry结构，缓存新路径。

4. 软硬链接 

4.1 硬连接

真正找到磁盘上文件的并不是文件名，⽽是inode。其实在linux中可以让多个文件名对应
于同⼀个inode。

abc和def的链接状态完全相同，他们被称为指向文件的硬链接。内核记录了这个连接数，inode（666321）的硬连接数为2。
• 我们在删除文件时干了两件事情：1.在目录中将对应的记录删除，2.将硬连接数-1，如果为0，则将对应的磁盘释放。

特点：

• 多个文件名指向同一个 inode，即多个硬链接共享同一个 inode 号和数据块。
• 删除任意一个硬链接，不影响其他硬链接，只有当所有硬链接被删除后，文件数据才会被释放。
• 不能跨文件系统（因为 inode 号在不同的文件系统中不通用）。
• 不能对目录创建硬链接（防止文件系统出现循环结构）。

. 和 .. 就是硬链接，除此之外linux系统不支持给目录创建硬链接。 

4.2 软链接

硬链接是通过inode引用另外⼀个文件，软链接是通过名字引用另外⼀个文件，但实际上，新的文件和被引用的文件的inode不同，应用常见上可以想象成⼀个快捷方式。

特点： 

• 软链接是一个独立的文件，存储指向原文件路径的地址（类似 Windows 的快捷方式）。
• 软链接的 inode 号与原文件不同，它只是一个指向目标文件路径的特殊文件。
• 可以跨文件系统，因为它存储的是文件路径而不是 inode。
• 可以指向目录，不像硬链接只能用于普通文件。
• 如果原文件被删除，软链接会变成“悬空链接”（Broken Link），因为它指向的路径已经不存在

 4.3 硬链接 vs 软链接