概述

Linux 下有 3 种"拷贝"，分别是 ln，cp，mv，这 3 个命令貌似都能 copy 出一个新的文件出来。

细心的小伙伴看到我给 "拷贝" 打上了双引号？因为 Linux 的这 3 个命令有极大的区别，虽然用户看起来是拷贝出了新文件。

你是否曾经遇到过以下问题，想通原因了吗？：

1. ln 创建链接文件，软链接可以跨文件系统，硬链接跨文件系统会报错，为什么？；
2. mv 好像有时候快，有时候非常慢，有些时候还会残留垃圾，为什么？；
3. cp 拷贝数据有时快，有时候非常慢，源文件和目标文件所占物理空间竟然不一致？

本篇文章看完，希望你以上问题不再有疑问，从容使用 ln，mv，cp 命令。

温馨提示：

1. 以下我们只讨论文件的简单操作，关于目录操作或者复杂参数的操作不在我们本次主题以内，我们忽略；
2. coreutils 库的代码版本用的是 8.3；

我们来看下简单的 3 个命令操作。首先在执行以下命令之前，准备一个不小的 test 的普通文件（比如 1G ）。

"拷贝"命令一：ln

# 创建一个软链接文件
ln -s ./test ./test_soft_link
# 创建一个硬连接文件
ln ./test ./test_hard_link

你会发现当前目录出现了两个新文件 test_soft_link ，test_hard_link 。并且你会发现拷贝速度好快？为什么呢？

"拷贝"命令二：mv

把 test 文件"拷贝"到 ./backup/ 目录

mv ./test ./backup/

更神奇的是，好像 copy 一个 1 G 的文件，速度也贼快？

"拷贝"命令三：cp

把 test 文件"拷贝"到 ./backup/ 目录

cp ./test ./backup/

上面我们看到，好像 ln，mv，cp 这 3 个命令都是"拷贝"？好像都进行了数据复制出了新的文件？

答案：当然不是。这 3 个看起来都是复制出了新文件，但其实天壤之别。我们一个个来揭秘。

在揭秘这 3 个命令之前，我们必须先复习文件的基础知识点，Linux 的文件和目录的关系。

Linux 的文件和目录

在 深度剖析 Linux cp 的秘密 一文中，我们详细剖析了文件系统的形态。有几个关键知识点：

1. 文件系统内有 3 个关键区域：超级块区域，inode 区域，数据 block 区域；
2. 其中一个 inode 和一个文件对应，包含了文件的元数据信息；
3. 一个 inode 有唯一的编号，可以理解成就是单调递增的整数。比如 1，2，3，4，5，6，，，，；

关于上面，我们注意到 inode 其实标识的是一个平坦的结构，inode 索引到数据 data 区域，每个 inode 都有唯一编号。

问题来了：Linux 的目录是一个倒挂的树形结构呀，为什么上面说 inode 是平坦的结构？如下：

Linux 的文件确实是树形结构，inode 也确实是平坦的结构。你会感觉到因为是因为之前故意忽略了一个几个东西：目录文件 和 dentry 项。这是两个非常重要的概念，我们逐个解释下。

文件系统中其实有两种文件类型，分为：

• 普通文件（这里把链接文件包含在普通文件以内）
• 目录文件

可以通过 inode->i_mode 字段，使用 S_ISREG，S_ISDIR 这两个宏来判断是哪个类型。普通文件很容易理解，就是普通的数据文件，inode 里面存储元数据，inode 可以索引到 block，block 里面存储用户的数据。目录文件 inode 存储元数据，block 里面存储的是目录条目。目录条目是什么样子的东西？

举个形象的例子：在当前 testdir 目录下，有 dir1，dir2，dir3 这三个文件。假设 dir1 的 inode 编号是 1024，dir2 是 1025，dir3 是 1026。

那么现实是这样的：

1. testdir 这个目录首先会对应有一个 inode，inode->i_mode 的类型是目录，并且还会有 block 块，通过 inode->i_blocks 能索引到这些 block；
2. block 里面存储的内容很简单，是一个个目录条目，内核的名字缩写为 dirent，每一个 dirent 本质就是一个 文件名字 到 inode 编号的映射，所以，testdir 这个目录文件的 block 里存了 3 条记录 [dir1, 1024]，[dir2, 1025]，[dir3, 1026]；

所以，目录到底是什么呢？就存储形态而已，目录也是文件，存储的是 名字 到 inode number 的映射表。dirent 其实就是 directory entry 的缩写。

好像还没讲到树形结构？

其实已经讲了一半了，树形结构的数据结构基础已经有了，就是目录文件和 dirent 的实现。

假设叶子结点的为普通文件

针对开篇的图，其实磁盘上存储了 3 个目录文件

这个时候，读者朋友你是不是都可以用笔画出一个树形结构了，内存的树形结构也是这么来的。通过磁盘的映射数据构造出来。在内存中，这个树形结构的节点用 dentry 来表示（通常翻译成目录项，但是笔者认为这个翻译很容易让人误解）。

以下是笔者从内核精简出来的 dentry 结构体，通过这个总结到几个信息：

1. dentry 绑定到唯一一个 inode 结构体；

2. dentry 有父，子，兄弟的索引路径，有这个就足够在内存中构建一个树了，并且事实也确实如此；

   struct dentry { // ... struct dentry d_parent; / 父节点 */ struct qstr d_name; // 名字 struct inode *d_inode; // inode 结构体

   struct list_head d_child;     /* 兄弟节点 */
   struct list_head d_subdirs;   /* 子节点 */ 
   

   };

所以，看到现在理解了吗？父、子 指针，这就是经典的树形结构需要的字段呀。目录文件类型为树形结构提供了存储到磁盘持久化的一种形态，是一种 map 表项的形态，每一个表项我们叫做 dirent 。文件树的结构在内存中以 dentry 结构体体现。

划重点：仔细理解下 dirent 和 dentry 的概念和形态，仔细理解磁盘的数据形态和内存的数据结构形态，后面要考的。

ln 命令

ln 是 Linux 的基础命令之一，是 link 的缩写，顾名思义就是跟链接文件相关的一个命令。一般语法如下：

ln [OPTION]... TARGET LINK_NAME

ln 可以用来创建一个链接文件，有趣的是，链接文件有两个不同的类别：

• 软链接文件
• 硬链接文件

1 什么是软链接文件？

无论是软链接还是硬链接都是"链接"文件，也就是说，通过这个链接文件都能找到背后的那个"源文件"。首先说结论：

• 软链接文件是一个全新的文件，有独立的 inode，有自己的 block ，而这个文件类型是"链接文件"的类型而已；
• 这个软链接文件的内容是一段 path 路径，这个路径直接指向源文件；

所以，你明白了吗？软链接文件就是一个文件而已，文件里面存储的是一个路径字符串。所以软链接文件可以非常灵活，链接文件本身和源解耦，只通过一段路径字符串寻路。

所以，软链接文件是可以跨文件系统创建的。

有兴趣的小伙伴可以去看源码实现，在 coreutils 库里，调用栈如下：

main -> do_link -> force_symlinkat -> symlinkat

也就是说最终调用的是系统调用 symlinkat 来完成创建，而这个 symlinkat 系统调用在内核由不同的文件系统实现。举个例子，如果是 minix 文件系统，那么对应的函数就是 minix_symlink。minix_symlink 这个函数上来就是新建一个 inode ，然后在对应的目录文件中添加一个 dirent 。来来来，我们看一眼 minix_symlink 的主干代码：

static int minix_symlink(struct inode * dir, struct dentry *dentry,
          const char * symname)
{
 // ...
 // 新建一个 inode，inode 类型为 S_IFLNK 链接类型
 inode = minix_new_inode(dir, S_IFLNK | 0777, &err);
 if (!inode)
   goto out;

 // 填充链接文件内容
 minix_set_inode(inode, 0);
 err = page_symlink(inode, symname, i);
 if (err)
   goto out_fail;

 // 绑定 dentry 和 inode
 err = add_nondir(dentry, inode);
 //...
}

划重点：软链接文件是新建了一个文件，文件类型是链接文件，文件内容就是一段字符串路径。分配新的 inode，内存对应新的 dentry ，当然了，也新增了一个 dirent 。软链文件可以跨越不同的文件系统。

2 什么是硬链接文件？

现在我们知道了，软链接文件怎么找到源文件的？通过路径找到的，路径就存储在软链接文件中。硬链接文件又怎么办到的呢？

硬链接很神奇，硬链接其实是新建了一个 dirent 而已。下面是重点：

1. 硬链接文件其实并没有新建文件（也就是说，没有消耗 inode 和 文件所需的 block 块）；
2. 硬链接其实是修改了当前目录所在的目录文件，加了一个 dirent 而已，这个 dirent 用一个新的 name 名字指向原来的 inode number；

重点来了，由于新旧两个 dirent 都是指向同一个 inode，那么就导致了一个限制：不能跨文件系统。因为，不同文件系统的 inode 管理都是独立的。

感兴趣的同学可以试下，跨文件系统创建硬链接就会报告如下错误：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

有兴趣的小伙伴可以去看源码实现，在 coreutils 库里，调用栈如下：

main -> do_link -> force_linkat -> linkat

也就是说最终调用的是系统调用 linkat 来完成创建，而这个 linkat 系统调用在内核由不同的文件系统实现。举个例子，如果是 minix 文件系统，那么对应的函数就是 minix_link。这个函数从内存上来讲是把一个 dentry 和 inode 关联起来。从磁盘数据结构上来讲，会在对应目录文件中增加一个 dirent 项。

划重点：硬链接只增加了一个 dirent 项，只修改了目录文件而已。不涉及到 inode 数量的变化。新的 name 指向原来的 inode。

mv 命令

mv 是 move 的缩写，从效果上来看，是把源文件搬移到另一个位置。

你是否思考过 mv 命令内部是怎么实现的呢？

是把源文件拷贝到目标位置，然后删除源文件吗？所以，说 mv 貌似也是"拷贝"？

其实，并不是，准确的说不完全是。

对于 mv 的讨论，要拆分成源和目的文件是否在同一个文件系统。

1 源 和 目的 在同一个文件系统

mv 命令的核心操作是系统调用 rename ，rename 从内核实现来说只涉及到元数据的操作，只涉及到 dirent 的增删（当然不同的文件系统可能略有不同，但是大致如是）。通常操作是删除源文件所在目录文件中的 dirent，在目标目录文件中添加一个新的 dirent 项。

划重点：inode number 不变，inode 不变，不增不减，还是原来的 inode 结构体，所以数据完全没有拷贝。

mv 的调用栈如下，感兴趣的可以自己调试。

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

我们用例子来直观看下，首先准备好一个 source.txt 文件，用 stat 命令看下元数据信息：

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)

我们看到 inode 编号是：3156362 。然后执行 mv 命令：

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)

发现没？inode 编号还是 3156362 。

2 源 和 目的 在不同的文件系统

还记得之前我们提过，由于硬链接是直接在目录文件中添加一个 dirent，名字直接指向源文件的 inode ，不同文件系统都是独立的一套 inode 管理系统，所以硬链接不能跨文件系统。

那么问题来了，mv 遇到跨文件系统的场景呢，怎么处理？是否还是 rename ？

举个例子，如下命令，源和目的是不同的文件系统。我虚拟机的挂载点如下：

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

我故意挑选 /home/qiya/testdir 和 /dev/shm/ ，这两个目录分别对应了 "/" 和 "/dev/shm/" 的挂载点的文件系统，分属两个不同的文件系统。我们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)

我们执行以下 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)

对比有没有发现，inode 的信息是不一样的，inode number 是不一样的（是不是跟上面同一文件系统下的 mv 现象不一致）什么原因呢？我下面一一道来，从原理出剖析。

当系统调用 rename 的时候，如果源 和目的 不在同一文件系统时，会报告 EXDEV 的错误码，提示该调用不能跨文件系统。

#define EXDEV           18      /* Cross-device link */

所以，rename 是不能用于跨文件系统的，这个时候怎么办？

划重点：这个时候操作分成两步走，先 copy ，后 remove 。

1. 第一步：走不了 rename ，那么就退化成 copy ，也就是真正的拷贝。读取源文件，写入目标位置，生成一个全新的目标文件副本；

• 这里调用的 copy_reg 的函数封装（要知道这个函数是 cp 命令的核心函数，在 深度剖析 Linux cp 的秘密 有深入剖析过 ）；
• ln，mv，cp 是在 coreutils 库里的命令，公用函数本身就是可以复用的；

2. 第二步：删除源文件，使用 rm 函数删除；

思考问题：mv 跨文件系统的时候，如果第一步成功了，第二步失败了（比如没有删除权限）会怎么样？

会导致垃圾。也就是说，目标处创建了一个新文件，源文件并没有删除。这个小实验有兴趣的可以试下。 cp 命令

cp 命令才是真正的数据拷贝命令，即拷贝元数据，也会拷贝数据。cp 命令也是我之前花了万字篇幅分析的命令，详细可见：深度剖析 Linux cp 的秘密。这里就不再赘述，下面提炼出关于拷贝的 3 种模式。

涉及到数据拷贝的，关键有个 --sparse 参数，可以控制拷贝数据的 IO 次数。

1 auto 模式

重点：跳过文件空洞。是 cp 默认的模式

cp src.txt dest.txt

2 always 模式

重点：跳过文件空洞，还会跳过全 0 数据，是空间最省的模式。

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

3 never 模式

重点：无脑拷贝，从头拷贝到尾，不识别物理空洞和全 0 数据，是速度最慢的一种模式。

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

复用之前画的这 3 张图，很形象的体现了 cp 的行为。

总结

1. 目录文件是一种特殊的文件，可以理解成存储的是 dirent 列表。dirent 只是名字到 inode 的映射，这个是树形结构的基础；
2. 常说目录树在内存中确实是一个树的结构，每个节点由 dentry 结构体表示；
3. ln -s 创建软链接文件，软链接文件是一个独立的新文件，有一个新的 inode ，有新的 dentry，文件类型为 link，文件内容就是一条指向源的路径，所以软链的创建可以无视文件系统，跨越山河；
4. ln 默认创建硬连接，硬链接文件只在目录文件里添加了一个新 dirent 项 <新name:原inode>，文件 inode 还是和原文件同一个，所以硬链接不能跨文件系统（因为不同的文件系统是独立的一套 inode 管理方式，不同的文件系统实例对 inode number 的解释各有不同）；
5. ln 命令貌似创建出了新文件，但其实不然，ln 只跟元数据相关，涉及到 dirent 的变动，不涉及到数据的拷贝，起不到数据备份的目的；
6. mv 其实是调用 rename 调用，在同一个文件系统中不涉及到数据拷贝，只涉及到元数据变更 （ dirent 的增删 ），所以速度也很快。但如果 mv 的源和目的在不同的文件系统，那么就会退化成真正的 copy ，会涉及到数据拷贝 ，这个时候速度相对慢一些，慢成什么样子？就跟 cp 命令一样；
7. cp 命令才是真正的数据拷贝命令，速度可能相对慢一些，但是 cp 命令有 --spare 可以优化拷贝速度，针对空洞和全 0 数据，可以跳过，从而针对稀疏文件可以节省大量磁盘 IO； ~完～