3-4 inode和数据块的映射• inode内部存在 __le32 i_block[EXT2_N_BLOCKS];/* Pointers to blocks */ , EXT2_N_BLOCKS 15,就是用来进行inode和block映射的• 这样文件内容属性就都能找到了。前面我们知道inode里有个i_block[15]数组它就是inode找到数据块的地图。15个指针的分工i_block[0] ~ i_block[11] → 12个直接块指针直接指向数据块 i_block[12] → 一级间接块指针 i_block[13] → 二级间接块指针 i_block[14] → 三级间接块指针直接块指针小文件够用inode └── i_block[0] ──→ 数据块A i_block[1] ──→ 数据块B i_block[2] ──→ 数据块C ... i_block[11] ──→ 数据块L12个直接指针 → 管理 12 × 4KB 48KB的文件。小于48KB的文件只用直接块就够了。一级间接块指针中等文件当文件超过48KB时用到i_block[12]inode └── i_block[12] ──→ 间接块这个块里不存数据存的是块号列表 ┌──────────────────────────────┐ │ 块号1 │ 块号2 │ 块号3 │ ... │ 一个块4KB每个块号4字节 └───┬───┴───┬───┴───┬───┴─────┘ 所以能存 4096÷4 1024个块号 ↓ ↓ ↓ 数据块 数据块 数据块一级间接能管1024 × 4KB 4MB二级间接块指针大文件inode └── i_block[13] ──→ 二级间接块 ├── 块号1 ──→ 索引块 ──→ 1024个数据块 ├── 块号2 ──→ 索引块 ──→ 1024个数据块 └── ...二级间接能管1024 × 1024 × 4KB 4GB三级间接块指针超大文件同理再套一层1024 × 1024 × 1024 × 4KB 4TB汇总级别能管理的大小12个直接块48KB 一级间接48KB 4MB ≈ 4MB 二级间接 4GB ≈ 4GB 三级间接 4TB ≈ 4TB设计思想小文件走直接块速度最快一次磁盘IO就拿到数据。大文件才需要间接块多几次IO但能支持大文件。这是时间和空间的平衡。面试可能问ext2怎么用inode找到文件数据→ 先走直接块不够走一级间接再不够走二级、三级层层递进。思考 假设你知道一个文件的inode号在指定分区内对文件的四种操作本质上在做什么查读取文件1. 根据inode号 → 定位到哪个块组 → 在inode表中找到inode结构 2. 从inode中读取文件属性大小、权限、时间等 3. 从inode的 i_block[15] 中拿到数据块编号 4. 根据块编号读取数据块拿到文件内容核心就一句话inode号 → inode → 数据块 → 内容。改修改文件内容分两种情况修改已有内容不增加大小1. 根据inode号找到inode 2. 从i_block拿到数据块编号 3. 直接修改对应数据块中的内容 4. 更新inode中的 i_mtime修改时间追加内容文件变大1. 根据inode号找到inode 2. 在块位图中找空闲的数据块 3. 把新数据写入空闲块 4. 把新块编号填入inode的i_block中 5. 更新inode的 i_size文件大小 6. 更新inode的 i_mtime 7. 更新块位图标记新块为已占用增创建新文件1. 在inode位图中找一个空闲inode → 分配inode号 2. 在块位图中找空闲数据块 → 分配块号 3. 把文件属性写入inode权限、大小0、时间等 4. 在当前目录的数据块中添加一条记录(inode号, 文件名) 5. 更新inode位图标记新inode为已使用 6. 更新块位图标记新块为已使用 7. 更新目录inode的 i_size目录变大了注意第4步创建文件本质上是在目录的数据块里加一条映射记录。删删除文件1. 根据inode号找到inode 2. 在目录的数据块中删除 (inode号, 文件名) 这条记录 3. 将inode的 i_links_count硬链接数减1 4. 如果硬链接数减到0 a. 在inode位图中释放该inode标记为空闲 b. 在块位图中释放该文件的所有数据块标记为空闲 c. 文件真正被删除 5. 如果硬链接数不为0 → 文件还在只是少了一个名字这就是为什么删除文件只是取消链接删的是目录里的映射记录不是直接擦除数据。硬链接数归零后数据块才被释放。所以数据恢复软件能找回刚删的文件因为数据块里的内容还没被覆盖。总结一张图增 删 查 改 │ │ │ │ ┌────┴────┐ ┌────┴────┐ ┌────┴────┐ ┌────┴────┐ ↓ ↓ ↓ ↓ ↓ ↓ ↓ ↓ 分配inode 分配数据块 删目录记录 释放inode 找inode 读数据块 找inode 写数据块 写属性 写数据 链接数-1 释放数据块 读属性 拿内容 改属性 改内容 加目录记录 更新位图 链接数0? 更新位图 读i_block 更新i_block 更新位图 释放所有操作都围绕三样东西转inode位图分配/释放inode、块位图分配/释放数据块、目录数据块维护文件名↔inode的映射。这就是文件系统的工作本质管理位图 维护映射 读写数据块。结论• 分区之后的格式化操作就是对分区进行分组在每个分组中写入SB、GDT、Block Bitmap、Inode Bitmap等管理信息这些管理信息统称: 文件系统• 只要知道文件的inode号就能在指定分区中确定是哪一个分组进而在哪一个分组确定 是哪一个inode• 拿到inode文件属性和内容就全部都有了3-5 目录与文件名核心问题我们平时访问文件都用文件名从来没用过inode号。那文件名到底存在哪答案文件名存在目录的数据块里不在inode里。目录也是文件磁盘上没有目录这个东西只有文件。目录也是文件它的属性存在inode里它的内容存在数据块里。目录的数据块里存的是什么——文件名到inode号的映射表目录的数据块内容: ┌──────────┬──────────┐ │ inode号 │ 文件名 │ ├──────────┼──────────┤ │ 263136 │ . │ ← 当前目录自己 │ 263488 │ .. │ ← 上级目录 │ 263563 │ abc │ │ 263563 │ def │ ← 和abc同一个inode硬链接 │ 261678 │ abc.s │ └──────────┴──────────┘这就解释了为什么文件名不在inode里文件名不是文件本身的属性而是目录对文件的引用同一个文件可以有多个文件名硬链接如果文件名在inode里就无法实现文件名属于目录不属于文件本身那访问文件的流程是什么你想访问 test.c ↓ 1. 打开当前目录当前目录也是文件也有inode和数据块 ↓ 2. 读取当前目录的数据块找到 test.c 对应的inode号 ↓ 3. 根据inode号找到inode拿到属性和数据块指针 ↓ 4. 读取数据块拿到文件内容关键结论访问文件必须要有目录 文件名 路径。没有路径就找不到文件。用代码验证#include stdio.h #include string.h #include stdlib.h #include dirent.h #include sys/types.h #include unistd.h int main(int argc, char *argv[]) { if (argc ! 2) { fprintf(stderr, Usage: %s directory\n, argv[0]); exit(EXIT_FAILURE); } DIR *dir opendir(argv[1]); // 打开目录 if (!dir) { perror(opendir); exit(EXIT_FAILURE); } struct dirent *entry; while ((entry readdir(dir)) ! NULL) { // 逐个读取目录项 if (strcmp(entry-d_name, .) 0 || strcmp(entry-d_name, ..) 0) { continue; } printf(Filename: %s, Inode: %lu\n, entry-d_name, (unsigned long)entry-d_ino); } closedir(dir); return 0; }运行./readdir /就能看到根目录下所有文件名和对应的inode号。每个struct dirent里就有d_inoinode号和d_name文件名这就是目录数据块里的内容。3-6 路径解析问题上一节说访问文件必须有路径那路径是怎么解析的比如你要访问/home/whb/code/test/test.c解析过程你不能直接就找到 test.c必须从根目录开始一层一层往下找步骤1: 打开 /根目录 根目录的inode号是固定的开机就知道不需要查找 读取根目录的数据块找到 home 对应的inode号 步骤2: 打开 /home 用home的inode号找到它的数据块 读取数据块找到 whb 对应的inode号 步骤3: 打开 /home/whb 用whb的inode号找到它的数据块 读取数据块找到 code 对应的inode号 步骤4: 打开 /home/whb/code 找到 test 的inode号 步骤5: 打开 /home/whb/code/test 找到 test.c 的inode号 步骤6: 拿到test.c的inode访问完成这就是路径解析从根目录开始逐级解析路径中的每一层目录每次都是一次在目录数据块里查找文件名→拿inode号的过程。几个重要细节1. 为什么需要根目录路径解析的出口就是根目录/。根目录的inode号是固定的通常是2系统开机就知道不需要查找。所以解析路径总是从根目录开始这是起点。根目录inode号固定为2 / 的数据块内容: ┌──────────┬──────────┐ │ 2 │ . │ ← 根目录自己 │ 2 │ .. │ ← 上级还是自己 │ 262145 │ etc │ │ 786433 │ home │ │ 131073 │ dev │ │ ... │ ... │ └──────────┴──────────┘2. 路径是谁提供的进程提供的。进程有自己的当前工作目录CWD存在进程的fs_struct里。你用相对路径时就是从CWD开始解析用绝对路径时从根目录开始解析。3. 为什么要路径才能访问文件因为文件名在目录的数据块里你必须先打开目录才能知道文件名对应哪个inode。目录也是文件要打开目录就得打开它的上级目录……层层递归最终出口就是根目录。4. Linux为什么要有那些默认目录因为路径解析需要目录结构。系统和用户在磁盘上创建目录文件就是在构建路径树。/home、/etc、/usr这些目录都是在格式化或安装系统时创建的天然就形成了路径结构。3-7 路径缓存问题每次访问文件都要从根目录开始逐级解析这也太慢了吧比如你连续访问/home/whb/a.txt /home/whb/b.txt /home/whb/c.txt难道每次都解析/→home→whb前两级完全一样重复解析浪费。解决方案dentry缓存Linux在内存中维护了一棵路径树用struct dentry结构体表示struct dentry { struct inode *d_inode; // 这个目录项对应的inode struct dentry *d_parent; // 父目录 struct qstr d_name; // 文件名 struct list_head d_subdirs; // 子目录列表 struct hlist_node d_hash; // 哈希表节点加速查找 struct list_head d_lru; // LRU链表用于淘汰 // ... };dentry树长什么样内存中的dentry树: dentry(/) │ ┌─────┼─────┐─────────┐ ↓ ↓ ↓ ↓ dentry dentry dentry dentry (home) (etc) (dev) (usr) │ ↓ dentry(whb) │ ┌──┴──┐ ↓ ↓ dentry dentry (a.txt)(b.txt)每个被打开过的文件和目录都会有一个dentry节点在内存中。所有节点连成一棵树就是Linux的目录树缓存。dentry的三个重要归属1. 树形结构—— 组成路径树方便路径解析2. 哈希表——d_hash字段把dentry放进哈希表查找时直接根据路径名哈希定位不用遍历树O(1)查找3. LRU链表——d_lru字段内存有限不可能缓存所有路径。最近最少使用的dentry会被淘汰掉腾出内存路径解析时怎么用缓存你要访问 /home/whb/a.txt ↓ 1. 先在dentry缓存树中查找整个路径 ↓ 2. 如果找到了缓存命中→ 直接拿到inode跳过磁盘读取极快 ↓ 3. 如果没找到缓存未命中→ 从根目录开始逐级解析每解析一级 就在缓存中添加一个新的dentry节点下次就不用再解析了举个例子第一次访问 /home/whb/a.txt 缓存为空从根目录解析到底 解析过程中home、whb、a.txt 的dentry都被加入缓存 第二次访问 /home/whb/b.txt home 和 whb 的dentry已经在缓存中命中 只需要解析最后一级 b.txt读一次目录数据块就够了关键细节dentry缓存在内存中不在磁盘上。系统重启就没了重新构建不是所有文件都有dentry只有被访问过的才会缓存dentry和inode是多对一关系多个dentry可以指向同一个inode硬链接就是多个文件名对应一个inode总结进程调用 open(/home/whb/a.txt) ↓ 1. 路径解析先查dentry缓存没命中就从磁盘逐级解析 / → home → whb → a.txt 每一级目录数据块中找文件名 → 拿到inode号 ↓ 2. 最终拿到 a.txt 的 inode ↓ 3. inode中有 i_block[15]指向数据块 ↓ 4. 读取数据块拿到文件内容整个ext2文件系统的核心就是这条链路路径 → 目录 → inode → 数据块。3-8 挂载分区问题前面说inode号不跨分区块号也不跨分区。那Linux可以有多个分区我怎么知道我在访问哪个分区比如你有两个分区分区1有inode号263466分区2也有inode号263466同一个inode号指向不同文件。路径解析的时候怎么区分解决方案挂载分区格式化写入文件系统后不能直接使用必须挂载到一个目录上才能用。挂载就是把分区和目录关联起来。挂载之后访问这个目录就等于访问那个分区。实验过程# 第1步创建一个5MB的空文件模拟一个磁盘分区 $ dd if/dev/zero of./disk.img bs1M count5 # 第2步格式化为ext4文件系统写入SB、GDT、位图等管理信息 $ mkfs.ext4 disk.img # 第3步创建一个空目录作为挂载点 $ mkdir /mnt/mydisk # 第4步查看当前已挂载的分区还没有disk.img $ df -h Filesystem Size Used Avail Use% Mounted on /dev/vda1 50G 20G 28G 42% / ... # 第5步挂载 $ sudo mount -t ext4 ./disk.img /mnt/mydisk/ # 第6步再看多了一条 $ df -h Filesystem Size Used Avail Use% Mounted on /dev/vda1 50G 20G 28G 42% / /dev/loop0 4.9M 24K 4.5M 1% /mnt/mydisk挂载后访问/mnt/mydisk/就是在访问disk.img这个分区$ echo hello /mnt/mydisk/test.txt $ ls /mnt/mydisk/ test.txt# 卸载 $ sudo umount /mnt/mydisk $ ls /mnt/mydisk/ # 空了因为分区已经脱离了这个目录挂载的本质挂载前: /mnt/mydisk → 只是一个普通目录属于根分区 挂载后: /mnt/mydisk → 变成了 disk.img 分区的入口 访问 /mnt/mydisk/xxx 就是访问 disk.img 里的 xxx路径解析怎么知道在哪个分区靠路径前缀判断/home/whb/a.txt └── 以 / 开头解析 / 时知道根目录在 /dev/vda1 分区 → 后续所有路径都在这个分区里找 /mnt/mydisk/test.txt └── 解析到 /mnt/mydisk 时发现这个目录是挂载点 → 后续路径切换到 /dev/loop0 分区里找内核维护一个挂载表记录每个挂载点对应哪个分区。路径解析到某个目录时检查它是不是挂载点如果是就切换到对应的分区继续解析。/dev/loop0 是什么循环设备loop device是一种伪设备能把文件模拟成块设备。本来disk.img只是一个普通文件但通过loop设备OS把它当成一个磁盘分区来用。这就是为什么mount能直接挂载一个文件。关键结论分区格式化 写入文件系统SB、GDT、位图、inode表等管理信息分区挂载 把分区和目录关联访问目录就是访问分区路径前缀决定在哪个分区查找文件inode号和块号都不跨分区所以不同分区可以有相同的inode号3-9 文件系统总结图1内核视角下的文件系统结构task_struct进程 ├── fs_struct文件系统信息 │ ├── root ──── dentry ──── d_inode ──── 进程根目录的inode │ └── pwd ──── dentry ──── d_inode ──── 当前工作目录的inode └── files_struct打开的文件表 └── fd_array[] └── fd_array[fd] → struct file ├── f_dentry ──── dentry ──── d_inode ──── 文件的inode ├── f_op ──── file_operationsread/write函数指针 ├── f_flags打开方式 └── f_pos当前读写位置这就是把之前学的进程→fd→file→dentry→inode→数据块整条链路串起来了进程用fd找到 → struct file记录打开方式和读写位置 file找到 → dentry路径缓存 dentry找到 → inode文件属性和数据块位置 inode找到 → 数据块文件内容图2多个进程打开同一个文件进程1: open(/home/akaedu/a, O_RDONLY) fd_array[3] → file { f_flags: O_RDONLY, f_pos: 0 } 进程2: open(/home/akaedu/a, O_WRONLY); lseek(fd, 10, SEEK_SET) fd_array[3] → file { f_flags: O_WRONLY, f_pos: 10 } 进程3: open(/home/akaedu/b, O_RDONLY) fd_array[3] → file { f_flags: O_RDONLY, f_pos: 0 }关键点进程1和进程2打开的是同一个文件a但每个进程有各自的file结构体各自维护自己的f_pos读写位置和f_flags打开方式进程3打开的是不同文件b指向不同的inode但同一个文件的多个file结构体最终都指向同一个dentry和inode全章总结ext2文件系统的核心就一句话路径解析找inodeinode找数据块数据块里是内容。完整流程你: open(/home/whb/test.c, O_RDONLY) ↓ 1. 路径解析/ → home → whb → test.c 先查dentry缓存没命中就读磁盘上每一级目录的数据块 解析到挂载点时切换分区 ↓ 2. 拿到 test.c 的 inode ↓ 3. inode里有 i_block[15] 小文件直接块指针 → 数据块 大文件间接块指针 → 索引块 → 数据块 ↓ 4. 内核创建 file 结构体关联 inode ↓ 5. 返回 fd 给进程后续用 fd 读写面试高频考点汇总考点答案要点文件名存在哪目录的数据块里不在inode里inode存什么文件属性权限、大小、时间等 数据块指针不含文件名怎么根据路径找到文件从根目录开始逐级解析每级在目录数据块中找文件名→inode号什么是硬链接多个文件名指向同一个inode什么是挂载把分区和目录关联访问目录就是访问分区dentry是什么内存中的路径缓存加速路径解析块和扇区的关系1块 8扇区 4KB块是文件存取的最小单位4. 软硬链接4-1 硬链接什么是硬链接我们知道真正找到文件靠的是inode号不是文件名。那能不能让多个文件名指向同一个inode可以这就是硬链接。# 创建一个文件 $ touch abc $ ls -li abc 263466 -rw-r--r-- 1 root root 0 9月 15 17:45 abc # ↑ # 硬链接数 1 # 创建硬链接 $ ln abc def # 再看 $ ls -li abc def 263466 -rw-r--r-- 2 root root 0 9月 15 17:45 abc 263466 -rw-r--r-- 2 root root 0 9月 15 17:45 def # 同一个inode号 同样的属性 硬链接数变成了2abc和def是同一个文件的两个名字它们inode号相同263466指向同一份数据权限、大小、时间完全一样硬链接数 2目录数据块里发生了什么目录数据块: ┌──────────┬──────────┐ │ inode号 │ 文件名 │ ├──────────┼──────────┤ │ 263136 │ . │ │ 263488 │ .. │ │ 263466 │ abc │ ← 指向inode 263466 │ 263466 │ def │ ← 也指向inode 263466 └──────────┴──────────┘硬链接没有创建新文件只是在目录数据块里多加了一条映射记录。硬链接数link countinode里有个字段i_links_count记录有多少个文件名指向这个inode。创建abc: links_count 1 ln abc def: links_count 2 ln abc ghi: links_count 3 rm def: links_count 2 rm abc: links_count 1 rm ghi: links_count 0 → 文件真正被删除数据块释放links_count 0 时文件才真正消失。这就是为什么rm只是取消链接而不是直接擦数据。硬链接的限制不能跨分区创建硬链接。因为inode号以分区为单位不同分区的inode号空间是独立的无法指向同一个inode。不能对目录创建硬链接系统不允许。因为会造成路径解析的循环如果对目录 /home/whb 创建硬链接 /home/whb/link 那么解析 /home/whb/link/link/link/link/... 就无限循环了不过.和..是例外它们就是系统自动创建的硬链接. → 指向当前目录自己的inode当前目录的硬链接 .. → 指向上级目录的inode上级目录的硬链接所以目录的硬链接数至少为2自己 .每有一个子目录还会1因为子目录的..指向它$ mkdir test $ ls -ld test drwxr-xr-x 2 root root 4096 ... test # ↑ # 硬链接数 2test自己 test/. $ mkdir test/sub1 $ ls -ld test drwxr-xr-x 3 root root 4096 ... test # ↑ # 硬链接数 3test自己 . sub1/..4-2 软链接符号链接什么是软链接硬链接是通过inode引用另一个文件。软链接是通过文件名引用另一个文件本质上是一个独立的新文件内容是另一个文件的路径。# 创建软链接 $ ln -s abc abc.s $ ls -li 263563 -rw-r--r-- 2 root root 0 9月 15 17:45 abc 263563 -rw-r--r-- 2 root root 0 9月 15 17:45 def 261678 lrwxrwxrwx 1 root root 3 9月 15 17:53 abc.s - abc # ↑ ↑ ↑ ↑ # 不同的inode 类型是l 硬链接1 指向abc # 大小3字节abc三个字符关键区别abc.s 有自己的inode261678和abc的inode263563不同abc.s 是一个独立文件它的内容就是字符串 abc3字节lrwxrwxrwx中的l表示这是一个符号链接目录数据块里长什么样目录数据块: ┌──────────┬──────────┐ │ inode号 │ 文件名 │ ├──────────┼──────────┤ │ 263563 │ abc │ │ 263563 │ def │ │ 261678 │ abc.s │ ← 不同的inode └──────────┴──────────┘软链接的原理你访问 abc.s ↓ 1. 找到abc.s的inode261678 ↓ 2. 读取abc.s的数据块内容是 abc ↓ 3. OS发现abc.s是软链接自动用 abc 重新发起路径解析 在当前目录下找 abc ↓ 4. 找到abc的inode263563拿到数据软链接就是一个路标里面写着去哪找真正的文件。OS看到路标就自动转向。软链接的大小$ ls -l abc.s lrwxrwxrwx 1 root root 3 9月 15 17:53 abc.s - abc # ↑ # 大小 3字节为什么是3因为软链接的内容就是目标路径名 abc三个字符。如果目标路径是/home/whb/abc那软链接大小就是15字节。特殊情况如果路径很短大约60字节以内内容直接存在inode里不占用数据块省空间。软链接可以跨分区因为软链接是通过文件名引用不是通过inode号。只要目标路径存在就行不在乎在哪个分区。软链接可以指向不存在的文件$ ln -s nonexistent dangling_link $ ls -l dangling_link lrwxrwxrwx 1 root root 13 ... dangling_link - nonexistent $ cat dangling_link cat: dangling_link: No such file or directory软链接只是存了一个字符串它不管目标是否存在。这就是悬空链接dangling link。4-3 软硬链接对比硬链接软链接本质目录中多一条文件名→inode的映射一个独立的新文件内容是目标路径inode号和原文件相同有自己的inode文件类型普通文件-符号链接l跨分区不可以可以对目录不可以会循环可以原文件删除不影响还能访问inode还在链接失效悬空链接文件大小和原文件一样目标路径名的长度硬链接数创建时1不影响原文件的链接数最核心的区别硬链接是同一个文件的另一个名字软链接是一个写着别人地址的新文件。4-4 软硬链接的用途硬链接用途1..和..—— 每个目录都有系统自动创建2. 文件备份/保护—— 创建硬链接防止误删$ ln important.dat important.dat.bak # 现在有两个名字指向同一个文件 # 即使rm important.dat数据还在通过 important.dat.bak 还能访问3. 节省空间—— 多个名字指向同一份数据数据只存一份软链接用途1. 快捷方式—— 最常见的用法$ ln -s /usr/local/bin/myapp /usr/bin/myapp # 不用敲完整路径就能运行2. 版本管理—— 切换版本只改软链接$ ls -l /usr/bin/python python - python3.11 # 当前指向3.11 $ sudo ln -sf /usr/bin/python3.12 /usr/bin/python # 一行命令切换到3.12不需要复制文件3. 库文件管理$ ls -l /lib/x86_64-linux-gnu/libc.so.6 libc.so.6 - libc-2.31.so # libc.so.6是软链接指向实际的库文件 # 升级libc时只需改软链接指向4-5 文件的三个时间ACM这个和链接关系不大这里讲一下。$ stat test.c Access: 2024-10-25 22:15:52 # A - Access最后访问时间 Modify: 2024-10-17 19:06:11 # M - Modify最后修改内容的时间 Change: 2024-10-17 19:06:11 # C - Change最后修改属性权限等的时间时间含义什么时候更新Access最后读取时间读文件内容时cat、less等Modify最后修改内容时间写文件内容时echo、vim保存等Change最后修改属性时间改权限、改名字、修改内容内容变了大小也变了所以属性也变了注意Modify变了Change一定也跟着变。因为修改内容会改变文件大小大小是属性所以Change也会更新。但Change也可以单独变比如只改权限$ chmod 777 test.c # 只改了属性没改内容 # Change更新Modify不变面试可能问Access时间为什么有时不更新 → Linux为了性能默认开启了relatime选项只有当Access时间比Modify时间旧时才更新Access避免频繁写磁盘。第4节总结硬链接 同一个inode多个文件名 ┌── abc ──┐ │ ↓ inode 263466 ← 数据块 ↑ └── def ──┘ 软链接 新文件内容是别人的路径名 inode 261678 ──→ 数据块内容abc ──→ 解析路径找到 abc ──→ inode 263466