文件系统 软硬连接

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目录

 

一、理解文件系统

🌠磁盘结构

二、软硬连接

🌟软硬链接

🌠软链接：

🌠硬链接：

🌟理解软硬链接的应用场景

✨软链接

✨硬链接

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一、理解文件系统

🌠磁盘结构

<1> 任何磁盘结构

磁盘由上亿的小磁铁构成【磁铁--南北极 --> 二进制】

(1)  磁盘物理结构：

a. 磁盘在进行摆动旋转【磁头的左右摆动】：可以进行数据的寻址。

b. 磁头悬浮在盘片上【要求在真空环境中】。

(2) 磁盘存储结构：

a. 磁头在摆动的本质：定位磁道（柱面）

b. 磁头定位好一个磁道后，盘面在进行旋转时，就可以把各个不同的扇区，依次放在磁头的正下方，让磁头来确定一个扇区上面的 01 值；

c. 磁盘盘片旋转的本质：定位扇区。

d. 扇区：是磁盘存储数据的基本单位，512字节，块设备；

e. 磁盘，若有3片，就有6面，每一面都有一个磁头【h0~h5】；

f. 读写哪一个磁头，本质是读写哪一个面；

g. 如何定位一个扇区？【CHS地址定位法】

   • 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）

h. 文件 = 内容 + 属性 这些都是数据，数据无非就是占据哪几个扇区的问题，能定位一个扇区，就能定位多个扇区了。

i. 传动臂上的磁头是共进退的！！！

(3) 磁盘逻辑结构：

磁带上面可以储存数据，我们可以把磁带“拉直”，形成线性结构

磁盘本质上是硬质的，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就类似于：

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，其实就是每一个面上，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。

整盘：

整个磁盘不就是多张二维的扇区数组表(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。

我们之前学过C/C++的数组，在我们看来，其实全部都是一维数组:

所以，每一个扇区都有一个下标，我们叫做LBA(Logical Block Address)地址,其实就是线性地址。所以怎么计算得到这个LBA地址呢? 

• 扇区的编号从1开始，LBA从0开始【数组下标】。

✨CHS转成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
• 扇区号通常是从1开始的，而在LBA中，地址是从0开始的
• 柱面和磁道都是从0开始编号的
• 总柱面，磁道个数，扇区总数等信息，在磁盘内部会自动维护，上层开机的时候，会获取到这些参数。

✨LBA转成CHS:
• 柱面号C = LBA //(磁头数*每磁道扇区数)【就是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
• "//";表示除取整

LBA地址  <--转换--> CHS地址，谁来做？磁盘自己来做！固件（硬件电路、伺服系统）

所以，从此往后，在磁盘使用者看来，根本就不关心CHS地址，而是直接使用LBA地址，磁盘内部自己转换。

所以，从现在开始，磁盘就是一个 元素为扇区 的一维数组，数组的下标就是每一个扇区的LBA地址。OS使用磁盘，就可以用一个数字访问磁盘扇区了。

<2> 理解分区，格式化

OS和磁盘进行IO的时候，以扇区为基本单位，512字节，单次IO的数据量，1KB，2KB，3KB，4KB，8KB等，4KB数据块 ---- 8个扇区。

OS如何管理？分区！--> 分组  【分治思想】

<3> Linux文件系统Ext*系列的文件系统，inode号和inode

• Block Group：ext2文件系统会根据分区的大小划分为数个Block Group。而每个Block Group都有着相同的结构组成。政府管理各区的例子；
• 超级块（Super Block）：【表示文件系统，管理整个分区】存放文件系统本身的结构信息。记录的信息主要有：bolck 和 inode的总量，未使用的block和inode的数量，一个block和inode的大小，最近一次挂载的时间，最近一次写入数据的时间，最近一次检验磁盘的时间等其他文件系统的相关信息。Super Block的信息被破坏，可以说整个文件系统结构就被破坏了；
• GDT，Group Descriptor Table：块组描述符，描述块组属性信息；
• 块位图（Block Bitmap）：Block Bitmap中记录着Data Block中哪个数据块已经被占用，哪个数据块没有被占用；
• inode位图（inode Bitmap）：每个bit表示一个inode是否空闲可用。
• i节点表:存放文件属性 如 文件大小，所有者，最近修改时间等；
• 数据区：存放文件内容 ；

文件系统以分区为单位，一个分区一套文件系统；

分区和分区之间是互相独立的，不同的分区可以用不同的文件系统

🌠小贴士：

• 文件 = 内容 + 属性，文件属性也是数据，

• 在Linux当中会以结构体的方式构建出来【inode】，

• 一个文件只有一个inode，inode是文件属性数据的集合，

一个inode就是一个结构体【struct inode】

• inode的大小一般为128字节【跟系统有关】，一个块组中可能会存在100或1000个文件，就会存在100或1000个inode，文件系统会把当前你要新建的文件，文件的属性节点在内存里面定义出来【struct inode】，把属性值填入，接着把inode节点写入到磁盘当中指定的inode Table里面。

• OS在和磁盘进行IO交互的时，磁盘中一个块有4KB，那一个块就有 4KB/128字节 个inode，都存放在一个组当中的inode Table中，为此 每个文件都要有自己的文件编号【inode值】，inode彼此之间互不重复【有条件】

其中，在Linux系统中，文件名这个属性不在inode中保存！

• inode Table 包含了当前组里面所有的文件属性集。

• data block 用来存放文件的内容，里面全是划分好的4KB大小的块，

Linux下，文件属性和文件内容是分开存储的！

✨如何找文件？

拿到对应的inode，接着在inode Table里面找到inode，inode属性里面还有inode映射表 【int block[NUM]】，数组里面记录了对应inode，所对应的数据在哪。

• inode Bitmap ： inode Table有多少个inode，inoed Bitmap就需要有多少个比特位，当inode号为0，inode Bitmap对应的位图比特位就会记录下来【有效】，inode Bitmap会按比特位来检查inode号是否有效，有效才会去inode属性里面获取有效的inode属性。

• 对于inode Bitmap的一次进行修改，修改的原则：哪怕是一个Bite也要把4KB的数据全部放到内存里面，修改完成之后再写回磁盘去；

✨修改位图时：

磁盘当中是以扇区为单位的，当要修改时，先把要修改的扇区搬到内存里，以比特位修改位图，修改完成之后，直接写回到磁盘分组的 inode Bitmap 里面的位置。

✨在data block里面很多块号，我们怎么样才能知道哪些被占用/空闲？

black Bitmap也是一个位图，它的二进制位图中表明哪些被占用/空闲，因此在一个组当中，有了Block BItmap、inode Bitmap、inode Table、Data blocks后面这四块，我们就可以对一个分组的内容和属性进行基本的管理了。

有了inode Bitmap、inode Table这两张位图（有开始和结束），我们就可以清楚的知道，这两张位图所对应的区域，即inode Bitmap 和 inode Table 都有自己对应的编号（可以通过位图来得到）

✨过程：

新建一个文件并向这个文件写入"hello world"字符串，

• 新建一个文件，要在inode Table里面先分配一个inode，接着在inode Bitmap里面去查某一个对应的位图有没有被使用，没有被使用就会修改对应的位图【由0-->1】，接着在inode Table里面拿着对应的inode号，初始化节点编号、填写权限、属主、时间、文件大小.....，写入之后统计需要多少个块，就回去Block Bitmap里面查位图，申请所需的块数，申请完之后，把对应的“hello world”字符串写入到对应的块号里面，接着拿着这个块号返回到inode Bitmap找到inode Table里面的数组在里面写入块号(属性)， 接着在inode Table中找到对应的data blocks进行数据的写入（内容）。

因此，我们只需要知道文件的inode编号就可以找到这个文件！！

• 在Linux中，删除的本质是设置inode和block无效！

删一个文件，可以恢复！！我们只需要把这个文件的inode Bitmap对应的【1/0 --置为--> 1】,接着再查找inode Table里面的块【int block[NUM];】所对应的块号，在Block Bitmap里面对应的块号【由0 ---> 1】,这个文件就会被恢复。

不小心删除了数据，不要随便操作，以免被删除的的inode和block被占用/覆盖，就恢复不了了。

✨如何评判当前块组【Block group 0】已经满了/放不下了呢？已经使用了多少/还剩多少？

因此每一个块组都有一个Group Descriptor Table【GDT】块组描述符。

✨Boot Block跟分组关系不大，【以磁盘硬件为单位】一般是整个磁盘里面最开始的一个小区域，与启动有关，一般保存这个磁盘里面的总容量是多少，【第一个分区开始和结束的扇区】启动信息、分区表、操作系统的内核所在的地址.....(不考虑)。

✨Super Block 表示的就是文件系统，对整个分区管理的数据结构【包括整个文件系统的文件系统名、什么文件系统】。在整个分区里面，不需要给每个分区里都保存Super Block，整个分区里面也不知是只有一个Super Block。混在组的内部里面，可能会存在两三份，并且里面的数据是完全一样的。【在整个分区里面，不是每个分组里面都有Super Block ，也绝不是只有其中一个分组里面有Super Block 】

✨为什么不是在整个分区里面保存一个Super Block呢？在一个分区里面，若Super Block挂掉了，整个分区的文件系统就全部都没了！！！分组情况都摸不清了，文件系统里面的整体情况都不知道了。所以会被打散到不同的分组里面，不一定每个分组都有，可能会同时存在两三份，因此一个Super Block坏掉/出现问题了，我们对应的文件系统就可以直接区其他块组里面去找对应的Super Block，把Super Block给覆盖回来，此时就能进行文件系统恢复了。

✨文件系统以分区为单位，一个分区，一套文件系统，不同的分区，可以写不同的文件系统。

✨格式化：写入空的文件系统

磁盘分区--->分组---> 在组里面划分好相关区域【inode Bitmap、Block Bitmap全部清零....】，划分的区域是多大... 写入文件信息 

<4> 理解 文件、目录、文件系统

• 在一个块组里面 inode号的个数，block个数都是固定的！【这两个的占比是最多的】

• 存在 inode Table 用完【存的全部都是小文件】， Data Block没用完的情况

✨关于inode：

• inode只能在特定分区下有效，inode以分区为单位，一套inode;

• 在格式化分区的时候，要格式化出很多分组，其中在分组当中，inode在分配的时候，只需要确定起始inode即可；inode不能跨分区；inode里面有分组；每一个组里面的inode编号是固定的；这些值一般保存到GDT组描述符里面只需要记录起始inode即可。

Super Block 和 Group Descriptor Table 是两个固定的数据结构，大小也是固定的。

✨关于block：

• 整个分区块号也是统一编号的；【保存到GDT组描述符里面】

✨在一个组里面，我们是如何分配一个inode的？

• 在inode Bitmap一旦确定好开始和结束，起始的inode Bitmap里面是位图，位图里面记录的inode + 组里面分组好的起始inode值 = 新的inode; 这个inode在分区当中具有唯一性；

✨在一个组里面，我们是如何分配一个data block的？

• data block也是一样的，它的块号也是加上分组好的起始的block值，这些值都在GDT里面；

✨inode和data block都是全局建立的；

当块号不够的时候，可以进行跨组建立；

OS如何进行管理文件系统？OS对每个Super Block 和 Group Descriptor Table进行 先描述，再组织 来管理文件系统【内存级操作】；【Super Block 和 Group Descriptor Table的数据结构会被加载到内存里】

✨如何查找一个文件？

在一个分区里通过inode怎么找到对应的文件呢？根据inode，确定文件在哪个组里面，接着拿着inode减去start_inode，再查inode Bitmap，找到之后inode Table就找到inode，找到了inode就找到了文件的属性【inode结构】和 块的映射关系就有了，即就找到了块号，最终找到内容。

✨如何删除一个文件？

前提条件就是查找，找到之后，把inode Bitmap的位图直接【由1--置为-->0】，再找到inode属性和块的映射关系，拿到了块号，把 Block Bitmap的位图直接【由1--置为-->0】，inode就被释放了，GDT里面记录的已使用的inode就得减一，最后再把属性进行更新，就完成了删除。

✨如何修改一个文件？

前提条件就是查找，

修改要么是对属性进行修改，改掉文件对应的创建时间、文件的大小、文件权限...，拿着文件的inode,按照查找方式，找到文件，把inode加载到内存里，改完再写回对应的位置，

要么就是对内容进行修改，找到文件，把磁盘内容Data Block加载到内存里【文件的内核缓冲区】，改完之后写回磁盘，此时对文件的属性和内容就都能进行修改了。

✨如何新增一个文件？

首先要确定在哪一个组里面，操作系统由文件系统自动来进行确定， 遍历GDT去找，根据要新增文件的基本信息【新增文件的大小、文件名称、...】找到了对应的一个组，其中就要分配inode号，首先查位图，找到一个局部性的值【偏移量】，把inode Bitmap、Block Bitmap【由0--置为-->1】,最后给用户返回一个inode,  start_inode + inode Bitmap里面的偏移量，即返回inode号。

✨inode 和 block 究竟是怎么映射的？

✨凭什么拿到inode?我们访问的好像都是文件名！！！【Linux，文件名不在inode中保存】，inode存在哪里？文件类型【文本文件、二进制、普通文件、目录】，存在自己所处的目录的数据块中【数据块存文件名和映射关系】，

✨如何理解目录文件？

目录 = inode + block = 属性 + 内容，内容也要有对应的数据块！目录的数据块里面，存的是文件名和 inode的映射关系，因此我们在查一个文件时，我们只要找到当前目录，根据目录的inode，找到目录的数据块【data block】，再根据文件名，进行inode映射，找到inode就可以找到属性和内容。

文件名 和 inode号 是互为映射的，任何目录不能存在同名文件，文件名 <--映射--> inode ，这就是为什么拿到文件名这个字符串就能找到文件，是因为拿着文件名，【ls命令】操作系统就会在当前目录下，打开当前目录，把当前目录的文件名按字符串查找，找到inode，根据inode号查一个文件，属性和内容就全有了。

🌠重新理解目录权限：rwx

• 当我们对一个目录没有 r 权限时，我们就查不了这个目录里面的内容，没有读权限，对目录没有读权限时，就无法读取目录的data block【内容】，操作系统不让读，就得不到文件名和inode的映射关系，拿不到inode就访问不到文件；

•  目录没有 w 权限，就不能在该目录新建文件，没有写权限就无法把文件名和inode的映射关系的字符串信息、文本信息，写到目录数据块当中。

• 目录没有 x 权限，就进不去，本质是打不开。

🌠文件类型【文本文件、二进制、普通文件、目录】，文件名和映射关系是保存在普通文件里面的，在磁盘级文件系统里面的inode Table、Data block、inode Bitmap、Block Bitmap这个层面上不区分文件是普通文件还是目录，不管是文件还是目录，在底层都叫inode、data block。

🌠在Linux中，找文件要用inode去找呢？文件名不在inode保存，是保存在当前所处的目录，所对应的数据块当中的！！！如果没有inode我们的文件名就存在属性里，这时查找文件时，都是按照文件名【字符串】来查找文件的，字符串可长可短，影响查找的效率，而inode是一个整数，效率更高。

🌠 命令"ls -l"，在操作系统底层上干了什么？就会把当前目录在底层上给我们打开，接着遍历该目录对应的文件名和inode映射关系，把所有文件的inode全部拿到，接着把每个文件依次在文件系统当中进行查找，根据inode找到inode的值把属性和文件名进行罗列出来。

🌠 找到文件名，首先要打开当前目录，当前目录，也是文件！！也有文件名 ----> 逆向的路径解析，这就是为什么访问任何一个文件都要有路径，没有路径就根本不可能找到这个文件，文件名和inode的映射关系就建立不起来，必须要有全路径，才能在linux内部进行路径解析，才能找到最终文件名和inode的映射关系。

每一个进程都有一个CWD， 任何目标文件的路径都是进程给的！！在bash里做的任何操作，都是进程操作，所以进程内部保存了任何文件的CWD，保存了你所要找的CWD，不管你怎么访问绝对路径/相对路径，它都能拼成最终的完整路径，最终进行路径解析，方便查找。 

当我们连续对相同路径下的文件进行访问【即就是不断地进行访问磁盘文件系统】，此时Linux系统，需要进行对路径结构进行缓存【内存级缓存】！！

Linux系统，在磁盘上不需要维护任何的路径关系，只需要在数据块里记录这个目录里存的是什么文件和inode的映射关系， 在磁盘上没有路径地概念，只要inode、data block，根本就没有路径，那么此时路径是谁在维护呢？1.由进程提供，2.由对应的每个文件的 data block 给我们提供的映射关系，相当于在data block 构建了一张磁盘级简单的路径关系【多叉树】，跟文件系统没有关系。

Linux要以什么样的数据结构来缓存路径呢？多叉树！！在Linux系统当中，在操作系统加载的时候只需要把根目录挂上，就能找到相应的路径， 构建的路径缓存【占磁盘级文件当中极少，会把用户曾经访问过的目录构建成节点缓存起来，没有访问过的目录就不需要了，所以这个缓存是一个内存级的缓存，这样我们在内存里就有一个对应的多叉树的路径了】，当第一次访问这个文件时，就构建好了路径树，第二次再访问时，不需要再进行访问磁盘了，直接查找缓存结构【树】。

struct dentry，维护的是再Linux当中，帮我们维护一个dentry树，来进行路径缓存。

find /home -name test.txt ---- 在磁盘上找这个文件【根据文件路径去不断进行路径解析，去磁盘当中访问磁盘，从根目录开始】，find首次找会慢一点，第二次会快，第二次访问的时候，路径结构被缓存起来了，dentry会指导我们找到任何一个目录的inode和内容。

在Linux中，每一个文件【目录、普通文件....】都要配一个struct dentry{...}，因为要把这个文件挂接在这个目录树里面，方便进行查找。

🌠宏观认识：

磁盘上存有很多的文件系统，Linux系统里，默认会在全局当中找到dentry里的根目录，当想要打开一个文件时，进程就必须给提供一个路径 【/home/zxl/test.txt】，Linux系统，根据根目录开始查dentry，dentry打开后，和路径里的字符串进行比较，找对应的字符串【home ,加载home所对应的属性inode和内容，在home所对应的内容里找zxl，此时就形成了路径/home/zxl，再打开zxl数据块的内容，得到test.txtx的内容和属性，得到test.txtx的文件名和inode的映射关系[1234]】，此时dentry就会根据路径所找到文件的inode，在磁盘指定的分区下找[1234]对应的inode，找到后加载到inode的文件属性里面【磁盘加载到内存】，在内核当中形成dentry结构，构建dentry节点【test.txt】， 最终用dentry构建节点【test.txt】指向inode属性，要打开【test.txtx】这个文件，内核就要创建struct_file，打开struct_file[文件描述符表]---> struct file  ---> struct path f_path ---> struct dentry ---> 找到所对应的inode， 这个inode就指向加载到属性里面的inode，再让struct path里的dentry指向新建的dentry，最后再磁盘上把文件的内容加载到文件内核缓冲区里面【磁盘加载到内存】。

※操作系统内打开一个文件：

• 创建内核数据结构

• 再磁盘当中读取数据加载数据到内存，构建对应的映射关系

• 加载内容、加载文件的inode、添加路径关系到Linux系统内部的路径缓存dentry当中

<5> 做一个小实验

$ dd if=/dev/zero of=./disk.img bs=1M count=5 #制作⼀个⼤的磁盘块，就当做⼀个分区 
$ mkfs.ext4 disk.img # 格式化写⼊⽂件系统 
$ mkdir /mnt/mydisk # 建⽴空⽬录 
$ df -h # 查看可以使⽤的分区 
Filesystem Size Used Avail Use% Mounted on
udev 956M 0 956M 0% /dev
tmpfs 198M 724K 197M 1% /run
/dev/vda1 50G 20G 28G 42% /
tmpfs 986M 0 986M 0% /dev/shm
tmpfs 5.0M 0 5.0M 0% /run/lock
tmpfs 986M 0 986M 0% /sys/fs/cgroup
tmpfs 198M 0 198M 0% /run/user/0
tmpfs 198M 0 198M 0% /run/user/1002
$ sudo mount -t ext4 ./disk.img /mnt/mydisk/ # 将分区挂载到指定的⽬录 
$ df -h
Filesystem Size Used Avail Use% Mounted on
udev 956M 0 956M 0% /dev
tmpfs 198M 724K 197M 1% /run
/dev/vda1 50G 20G 28G 42% /
tmpfs 986M 0 986M 0% /dev/shm
tmpfs 5.0M 0 5.0M 0% /run/lock
tmpfs 986M 0 986M 0% /sys/fs/cgroup
tmpfs 198M 0 198M 0% /run/user/0
tmpfs 198M 0 198M 0% /run/user/1002
/dev/loop0 4.9M 24K 4.5M 1% /mnt/mydisk
$ sudo umount /mnt/mydisk # 卸载分区 
whb@bite:/mnt$ df -h
Filesystem Size Used Avail Use% Mounted on
udev 956M 0 956M 0% /dev
tmpfs 198M 724K 197M 1% /run
/dev/vda1 50G 20G 28G 42% /
tmpfs 986M 0 986M 0% /dev/shm
tmpfs 5.0M 0 5.0M 0% /run/lock
tmpfs 986M 0 986M 0% /sys/fs/cgroup
tmpfs 198M 0 198M 0% /run/user/0
tmpfs 198M 0 198M 0% /run/user/1002

怎么确认在哪一个分区里面？--> 访问任何一个文件都要有路径，路径的前缀就可以指明在哪一个分区上！！

多个分区 --> 一个分区包含/ --> 若干个普通目录 --> /a /b /c /d...

只要分区，该分区无法直接使用，分区必须经过“挂载”到目录上，分区才可以被用通过路径的方式进行访问！

✨任何一个分区，天然就有了基本的路径了！【路径一部分是挂载点提供的，一部分是自己产生的】

二、软硬连接

🌟软硬链接

🌠软链接：

• 软连接是一个独立的文件，有独立的 inode，软链接内容上，保存的是目标文件的路径【window上的快捷方式】；

• 在用户层 使用软连接【file-soft.link】 等同于 使用目标文件【file.txt】

• ln -s file.txt file-soft.link 【后者去链接前者】

• 当我们建立软链接，就是在当前目录下新建一个软链接文件/快捷方式。

🌠硬链接：

• 硬链接不是独立的文件！【没有独立的inode】，硬链接本质就是一组文件名和已经存在的文件的映射关系！

• ln file.txt file-hard.link 【后者去链接前者】

• 当我们建立一个硬链接，就是再当前目录所处的目录内部当中，新增一个新的文件名和inode对应的映射关系，所以硬链接所查到的 inode 和 目标文件的 inode 是一样的。 

• 在当前目录下新建一个普通文件，普通文件的文件名在文件所处目录的内容中保存，硬链接会映射到同一个 inode【inode 特别像一个指针一样的东西】，当我们想使用文件名来找对应文件时，Linux是通过inode去找文件的，硬链接使得两个文件名指向同一个inode文件, 此时这个文件如何才算是删除呢？在整个系统里没有任何文件名字符串和这个文件inode有映射关系时，才算是被删除，我们如何知道有多少个文件名通过和inode号来产生对应的映射关系呢？在inode当中存在一个引用计数【atomic_t d_count;】硬链接数。

• 建立一个普通文件本质上就是在不断地进行建立硬链接【文件名和inode的映射关系只有一份，所以数字就会减一】

🌟理解软硬链接的应用场景

✨软链接

可执行文件在当前目录上，如何不带路径就可以直接执行文件呢？

1> 环境变量：把当前的所处的路径添加到系统环境变量里；

2> 把 .exe可执行文件，拷贝到系统的默认路径下；

3> 给对应的可执行程序重新进行命名，建立软链接：

• 作用：当被执行的可执行程序放在比较深的目录下【路径很长】时，可以在深得路径下，建立软链接，也可以给目录进行软链接，直接一步进入想要进的目录里面。

主要是能让我们快速定位某一个文件，以最简单的方式进入。

一般在一个磁盘分区里面，软链接建在哪里都可以。

• 软链接：快捷方式，可以帮我们快速找到指令和对应的库。

✨硬链接

• “.” [文件名] 所映射的inode编号，和当前所处的【/empty】目录inode编号是一样的，文件名不同【.   empty】但指向的inode是一样的，所以 “.” 就表示当前工作路径，所以在创建一个空目录时，一个是它自己【有一个文件名和inode有映射关系】。

“.”和 “..”目的是为了路径的快速切换，如何做到的呢？本质就是 文件所指向的inode就是上级路径，因此当 cd  切换路径时，要找到目标路径的inode，方便显式目标路径里面的文件。

• 文件备份！（就可以不用拷贝，也能找到内容）

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• Linux下不允许对目录新建硬链接！！！【原因：怕进行硬链接之后，形成一些环状路径】

软链接【直接指向文件，里面保存的时路径字符串】，我们在进行查找软链接时，并不会对软链接做任何解析。 

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