Linux?下有?3?種“拷貝”，分別是?ln，cp，mv，這?3?個命令貌似都能?copy?出一個新的文件出來。

細心的小伙伴看到我給?“拷貝”?打上了雙引號？因為?Linux?的這?3?個命令有極大的區(qū)別，雖然用戶看起來是拷貝出了新文件。

你是否曾經遇到過以下問題，想通原因了嗎？：

ln?創(chuàng)建鏈接文件，軟鏈接可以跨文件系統(tǒng)，硬鏈接跨文件系統(tǒng)會報錯，為什么？;

mv?好像有時候快，有時候非常慢，有些時候還會殘留垃圾，為什么？;

cp?拷貝數(shù)據(jù)有時快，有時候非常慢，源文件和目標文件所占物理空間竟然不一致？

本篇文章看完，希望你以上問題不再有疑問，從容使用?ln，mv，cp?命令。

溫馨提示：

以下我們只討論文件的簡單操作，關于目錄操作或者復雜參數(shù)的操作不在我們本次主題以內，我們忽略;

coreutils?庫的代碼版本用的是?8.3;

我們來看下簡單的?3?個命令操作。首先在執(zhí)行以下命令之前，準備一個不小的?test?的普通文件(比如?1G?)。

"拷貝"命令一：?ln

#?創(chuàng)建一個軟鏈接文件

ln?-s?./?test./test_soft_link

#?創(chuàng)建一個硬連接文件

ln?./?test./test_hard_link

你會發(fā)現(xiàn)當前目錄出現(xiàn)了兩個新文件?test_soft_link?，test_hard_link?。并且你會發(fā)現(xiàn)拷貝速度好快？為什么呢？

"拷貝"命令二：?mv

把?test?文件"拷貝"到?./backup/?目錄

mv?./?test./backup/

更神奇的是，好像?copy?一個?1?G?的文件，速度也賊快？

“拷貝”命令三：?cp

把?test?文件"拷貝"到?./backup/?目錄

cp?./?test./backup/

上面我們看到，好像?ln，mv，cp?這?3?個命令都是“拷貝”？好像都進行了數(shù)據(jù)復制出了新的文件？

答案：當然不是。這?3?個看起來都是復制出了新文件，但其實天壤之別。我們一個個來揭秘。

在揭秘這?3?個命令之前，我們必須先復習文件的基礎知識點，?Linux?的文件和目錄的關系。

Linux?的文件和目錄

在深度剖析?Linux?cp?的秘密一文中，我們詳細剖析了文件系統(tǒng)的形態(tài)。有幾個關鍵知識點：

文件系統(tǒng)內有?3?個關鍵區(qū)域：超級塊區(qū)域，inode?區(qū)域，數(shù)據(jù)?block?區(qū)域;

其中一個?inode?和一個文件對應，包含了文件的元數(shù)據(jù)信息;

一個?inode?有唯一的編號，可以理解成就是單調遞增的整數(shù)。比如?1，2，3，4，5，6，，，，;

關于上面，我們注意到?inode?其實標識的是一個平坦的結構，inode?索引到數(shù)據(jù)?data?區(qū)域，每個?inode?都有唯一編號。

問題來了：Linux?的目錄是一個倒掛的樹形結構呀，為什么上面說?inode?是平坦的結構？如下：

Linux?的文件確實是樹形結構，inode?也確實是平坦的結構。你會感覺到因為是因為之前故意忽略了一個幾個東西：目錄文件和?dentry?項。這是兩個非常重要的概念，我們逐個解釋下。

文件系統(tǒng)中其實有兩種文件類型，分為：

普通文件(這里把鏈接文件包含在普通文件以內)

目錄文件

可以通過?inode->i_mode?字段，使用?S_ISREG，S_ISDIR?這兩個宏來判斷是哪個類型。普通文件很容易理解，就是普通的數(shù)據(jù)文件，inode?里面存儲元數(shù)據(jù)，inode?可以索引到?block，block?里面存儲用戶的數(shù)據(jù)。目錄文件?inode?存儲元數(shù)據(jù)，block?里面存儲的是目錄條目。目錄條目是什么樣子的東西？

舉個形象的例子：在當前?testdir?目錄下，有?dir1，dir2，dir3?這三個文件。假設?dir1?的?inode?編號是?1024，dir2?是?1025，dir3?是?1026。

那么現(xiàn)實是這樣的：

testdir?這個目錄首先會對應有一個?inode，inode->i_mode?的類型是目錄，并且還會有?block?塊，通過?inode->i_blocks?能索引到這些?block;

block?里面存儲的內容很簡單，是一個個目錄條目，內核的名字縮寫為?dirent，每一個?dirent?本質就是一個?文件名字?到?inode?編號的映射，所以，testdir?這個目錄文件的?block?里存了?3?條記錄?[dir1,?1024]，[dir2,?1025]，[dir3,?1026];

所以，目錄到底是什么呢？就存儲形態(tài)而已，目錄也是文件，存儲的是?名字?到?inode?number?的映射表。dirent?其實就是?directory?entry?的縮寫。

好像還沒講到樹形結構？

其實已經講了一半了，樹形結構的數(shù)據(jù)結構基礎已經有了，就是目錄文件和?dirent?的實現(xiàn)。

假設葉子結點的為普通文件

針對開篇的圖，其實磁盤上存儲了?3?個目錄文件

這個時候，讀者朋友你是不是都可以用筆畫出一個樹形結構了，內存的樹形結構也是這么來的。通過磁盤的映射數(shù)據(jù)構造出來。在內存中，這個樹形結構的節(jié)點用?dentry?來表示(通常翻譯成目錄項，但是筆者認為這個翻譯很容易讓人誤解)。

以下是筆者從內核精簡出來的?dentry?結構體，通過這個總結到幾個信息：

dentry?綁定到唯一一個?inode?結構體;

dentry?有父，子，兄弟的索引路徑，有這個就足夠在內存中構建一個樹了，并且事實也確實如此;

structdentry{

//?...

structdentry*?d_parent;?/*?父節(jié)點?*/

structqstrd_name;?//?名字

structinode*?d_inode;?//?inode?結構體

structlist_headd_child;?/*?兄弟節(jié)點?*/

structlist_headd_subdirs;?/*?子節(jié)點?*/

};

所以，看到現(xiàn)在理解了嗎？父、子?指針，這就是經典的樹形結構需要的字段呀。目錄文件類型為樹形結構提供了存儲到磁盤持久化的一種形態(tài)，是一種?map?表項的形態(tài)，每一個表項我們叫做?dirent?。文件樹的結構在內存中以?dentry?結構體體現(xiàn)。

劃重點：仔細理解下?dirent?和?dentry?的概念和形態(tài)，仔細理解磁盤的數(shù)據(jù)形態(tài)和內存的數(shù)據(jù)結構形態(tài)，后面要考的。

ln?命令

ln?是?Linux?的基礎命令之一，是?link?的縮寫，顧名思義就是跟鏈接文件相關的一個命令。一般語法如下：

ln?[OPTION]...?TARGET?LINK_NAME

ln?可以用來創(chuàng)建一個鏈接文件，有趣的是，鏈接文件有兩個不同的類別：

軟鏈接文件

硬鏈接文件

1?什么是軟鏈接文件？

無論是軟鏈接還是硬鏈接都是“鏈接”文件，也就是說，通過這個鏈接文件都能找到背后的那個“源文件”。首先說結論：

軟鏈接文件是一個全新的文件，有獨立的?inode，有自己的?block?，而這個文件類型是“鏈接文件”的類型而已;

這個軟鏈接文件的內容是一段?path?路徑，這個路徑直接指向源文件;

所以，你明白了嗎？軟鏈接文件就是一個文件而已，文件里面存儲的是一個路徑字符串。所以軟鏈接文件可以非常靈活，鏈接文件本身和源解耦，只通過一段路徑字符串尋路。

所以，?軟鏈接文件是可以跨文件系統(tǒng)創(chuàng)建的。

有興趣的小伙伴可以去看源碼實現(xiàn)，在?coreutils?庫里，調用棧如下：

main?->?do_link?->?force_symlinkat?->?symlinkat

也就是說最終調用的是系統(tǒng)調用?symlinkat?來完成創(chuàng)建，而這個?symlinkat?系統(tǒng)調用在內核由不同的文件系統(tǒng)實現(xiàn)。舉個例子，如果是?minix?文件系統(tǒng)，那么對應的函數(shù)就是?minix_symlink。minix_symlink?這個函數(shù)上來就是新建一個?inode?，然后在對應的目錄文件中添加一個?dirent?。來來來，我們看一眼?minix_symlink?的主干代碼：

staticintminix_symlink(struct?inode?*?dir,?struct?dentry?*dentry,

constchar*?symname)

{

//?...

//?新建一個?inode，inode?類型為?S_IFLNK?鏈接類型

inode?=?minix_new_inode(dir,?S_IFLNK?|?0777,?&err);

if(!inode)

gotoout;

//?填充鏈接文件內容

minix_set_inode(inode,?0);

err?=?page_symlink(inode,?symname,?i);

if(err)

gotoout_fail;

//?綁定?dentry?和?inode

err?=?add_nondir(dentry,?inode);

//...

}

劃重點：軟鏈接文件是新建了一個文件，文件類型是鏈接文件，文件內容就是一段字符串路徑。分配新的?inode，內存對應新的?dentry?，當然了，也新增了一個?dirent?。軟鏈文件可以跨越不同的文件系統(tǒng)。

2?什么是硬鏈接文件？

現(xiàn)在我們知道了，軟鏈接文件怎么找到源文件的？通過路徑找到的，路徑就存儲在軟鏈接文件中。硬鏈接文件又怎么辦到的呢？

硬鏈接很神奇，硬鏈接其實是新建了一個?dirent?而已。下面是重點：

硬鏈接文件其實并沒有新建文件(也就是說，沒有消耗?inode?和?文件所需的?block?塊);

硬鏈接其實是修改了當前目錄所在的目錄文件，加了一個?dirent?而已，這個?dirent?用一個新的?name?名字指向原來的?inode?number;

重點來了，由于新舊兩個?dirent?都是指向同一個?inode，那么就導致了一個限制：?不能跨文件系統(tǒng)。因為，不同文件系統(tǒng)的?inode?管理都是獨立的。

感興趣的同學可以試下，跨文件系統(tǒng)創(chuàng)建硬鏈接就會報告如下錯誤：?Invalid?cross-device?link

sh-4.4?#?ln?/dev/shm/source.txt?./dest.txt

ln:?failed?to?create?hard?link?'./dest.txt'=>?'/dev/shm/source.txt':?Invalid?cross-device?link

有興趣的小伙伴可以去看源碼實現(xiàn)，在?coreutils?庫里，調用棧如下：

main?->?do_link?->?force_linkat?->?linkat

也就是說最終調用的是系統(tǒng)調用?linkat?來完成創(chuàng)建，而這個?linkat?系統(tǒng)調用在內核由不同的文件系統(tǒng)實現(xiàn)。舉個例子，如果是?minix?文件系統(tǒng)，那么對應的函數(shù)就是?minix_link。這個函數(shù)從內存上來講是把一個?dentry?和?inode?關聯(lián)起來。從磁盤數(shù)據(jù)結構上來講，會在對應目錄文件中增加一個?dirent?項。

劃重點：硬鏈接只增加了一個?dirent?項，只修改了目錄文件而已。不涉及到?inode?數(shù)量的變化。新的?name?指向原來的?inode。

mv?命令

mv?是?move?的縮寫，從效果上來看，是把源文件搬移到另一個位置。

你是否思考過?mv?命令內部是怎么實現(xiàn)的呢？

是把源文件拷貝到目標位置，然后刪除源文件嗎？所以，說?mv?貌似也是“拷貝”？

其實，并不是，準確的說不完全是。

對于?mv?的討論，要拆分成源和目的文件是否在同一個文件系統(tǒng)。

1?源?和?目的?在同一個文件系統(tǒng)

mv?命令的核心操作是系統(tǒng)調用?rename?，rename?從內核實現(xiàn)來說只涉及到元數(shù)據(jù)的操作，只涉及到?dirent?的增刪(當然不同的文件系統(tǒng)可能略有不同，但是大致如是)。通常操作是刪除源文件所在目錄文件中的?dirent，在目標目錄文件中添加一個新的?dirent?項。

劃重點：inode?number?不變，inode?不變，不增不減，還是原來的?inode?結構體，所以數(shù)據(jù)完全沒有拷貝。

mv?的調用棧如下，感興趣的可以自己調試。

main?->?renameat2

main?->?movefile?->?do_move?->?copy?->?copy_internal?->?renameat2

我們用例子來直觀看下，首先準備好一個?source.txt?文件，用?stat?命令看下元數(shù)據(jù)信息：

sh-4.4?#?stat?source.txt

File:?source.txt

Size:?0?Blocks:?0?IO?Block:?4096?regular?empty?file

Device:?78h/120d?Inode:?3156362?Links:?1

Access:?(0644/-rw-r--r--)?Uid:?(?0/?root)?Gid:?(?0/?root)

sh-4.4?#?mv?source.txt?dest.txt

然后?stat?看下?dest.txt?文件的信息：

sh-4.4?#?stat?dest.txt

File:?dest.txt

Size:?0?Blocks:?0?IO?Block:?4096?regular?empty?file

Device:?78h/120d?Inode:?3156362?Links:?1

Access:?(0644/-rw-r--r--)?Uid:?(?0/?root)?Gid:?(?0/?root)

2?源和目的在不同的文件系統(tǒng)

還記得之前我們提過，由于硬鏈接是直接在目錄文件中添加一個?dirent，名字直接指向源文件的?inode?，不同文件系統(tǒng)都是獨立的一套?inode?管理系統(tǒng)，所以硬鏈接不能跨文件系統(tǒng)。

那么問題來了，mv?遇到跨文件系統(tǒng)的場景呢，怎么處理？是否還是?rename?？

舉個例子，如下命令，源和目的是不同的文件系統(tǒng)。我虛擬機的掛載點如下：

sh-4.4?#?df?-h

Filesystem?Size?Used?Avail?Use%?Mounted?on

overlay?59G?3.5G?52G?7%?/

tmpfs?64M?0?64M?0%?/dev

shm?64M?0?64M?0%?/dev/shm

我故意挑選?/home/qiya/testdir?和?/dev/shm/?，這兩個目錄分別對應了?"/"?和?"/dev/shm/"?的掛載點的文件系統(tǒng)，分屬兩個不同的文件系統(tǒng)。我們先提前看下源文件的信息(主要是?inode?信息)：

sh-4.4?#?stat?/dev/shm/source.txt

File:?/dev/shm/source.txt

Size:?0?Blocks:?0?IO?Block:?4096?regular?empty?file

Device:?7fh/127d?Inode:?163990?Links:?1

Access:?(0644/-rw-r--r--)?Uid:?(?0/?root)?Gid:?(?0/?root)

我們執(zhí)行以下?mv?命令：

sh-4.4?#?mv?/dev/shm/source.txt?/home/qiya/testdir/dest.txt

然后看下目的文件信息：

sh-4.4?#?stat?dest.txt

File:?dest.txt

Size:?0?Blocks:?0?IO?Block:?4096?regular?empty?file

Device:?78h/120d?Inode:?3155414?Links:?1

Access:?(0644/-rw-r--r--)?Uid:?(?0/?root)?Gid:?(?0/?root)

對比有沒有發(fā)現(xiàn)，inode?的信息是不一樣的，inode?number?是不一樣的(是不是跟上面同一文件系統(tǒng)下的?mv?現(xiàn)象不一致)什么原因呢？我下面一一道來，從原理出剖析。

當系統(tǒng)調用?rename?的時候，如果?源和?目的不在同一文件系統(tǒng)時，會報告?EXDEV?的錯誤碼，提示該調用不能跨文件系統(tǒng)。

#?defineEXDEV?18?/*?Cross-device?link?*/

所以，rename?是不能用于跨文件系統(tǒng)的，這個時候怎么辦？

劃重點：這個時候操作分成兩步走，先?copy?，后?remove?。

第一步：走不了?rename?，那么就退化成?copy?，也就是真正的拷貝。讀取源文件，寫入目標位置，生成一個全新的目標文件副本;

這里調用的?copy_reg?的函數(shù)封裝(要知道這個函數(shù)是?cp?命令的核心函數(shù)，在?深度剖析?Linux?cp?的秘密有深入剖析過?);

ln，mv，cp?是在?coreutils?庫里的命令，公用函數(shù)本身就是可以復用的;

第二步：刪除源文件，使用?rm?函數(shù)刪除;

思考問題：mv?跨文件系統(tǒng)的時候，如果第一步成功了，第二步失敗了(比如沒有刪除權限)會怎么樣？

會導致垃圾。也就是說，目標處創(chuàng)建了一個新文件，源文件并沒有刪除。這個小實驗有興趣的可以試下。

cp?命令

cp?命令才是真正的數(shù)據(jù)拷貝命令，即拷貝元數(shù)據(jù)，也會拷貝數(shù)據(jù)。cp?命令也是我之前花了萬字篇幅分析的命令，詳細可見：深度剖析?Linux?cp?的秘密。這里就不再贅述，下面提煉出關于拷貝的?3?種模式。

涉及到數(shù)據(jù)拷貝的，關鍵有個?--sparse?參數(shù)，可以控制拷貝數(shù)據(jù)的?IO?次數(shù)。

1?auto?模式

重點：跳過文件空洞。是?cp?默認的模式

cp?src.txt?dest.txt

2?always?模式

重點：跳過文件空洞，還會跳過全?0?數(shù)據(jù)，是空間最省的模式。

cp?--sparse=always?src.txt?dest.txt

3?never?模式

cp?--sparse=never?src.txt?dest.txt

復用之前畫的這?3?張圖，很形象的體現(xiàn)了?cp?的行為。

總結

目錄文件是一種特殊的文件，可以理解成存儲的是?dirent?列表。dirent?只是名字到?inode?的映射，這個是樹形結構的基礎;

常說目錄樹在內存中確實是一個樹的結構，每個節(jié)點由?dentry?結構體表示;

ln?-s?創(chuàng)建軟鏈接文件，軟鏈接文件是一個獨立的新文件，有一個新的?inode?，有新的?dentry，文件類型為?link，文件內容就是?一條指向源的路徑，所以?軟鏈的創(chuàng)建可以無視文件系統(tǒng)，跨越山河;

ln?默認創(chuàng)建硬連接，硬鏈接文件只在目錄文件里添加了一個新?dirent?項?<新name:原inode>，文件?inode?還是和原文件同一個，?所以硬鏈接不能跨文件系統(tǒng)(因為不同的文件系統(tǒng)是獨立的一套?inode?管理方式，不同的文件系統(tǒng)實例對?inode?number?的解釋各有不同);

ln?命令貌似創(chuàng)建出了新文件，但其實不然，ln?只跟元數(shù)據(jù)相關，涉及到?dirent?的變動，?不涉及到數(shù)據(jù)的拷貝，起不到數(shù)據(jù)備份的目的;

mv?其實是調用?rename?調用，?在同一個文件系統(tǒng)中不涉及到數(shù)據(jù)拷貝，只涉及到元數(shù)據(jù)變更(?dirent?的增刪?)，所以速度也很快。但如果?mv?的源和目的?在不同的文件系統(tǒng)，那么就會退化成真正的?copy?，會涉及到數(shù)據(jù)拷貝，這個時候速度相對慢一些，慢成什么樣子？就跟?cp?命令一樣;

cp?命令才是真正的數(shù)據(jù)拷貝命令，速度可能相對慢一些，但是?cp?命令有?--spare?可以優(yōu)化拷貝速度，針對空洞和全?0?數(shù)據(jù)，可以跳過，從而?針對稀疏文件可以節(jié)省大量磁盤?IO;

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