まず、ファイル関連のコマンド
1.rzとSZコマンド
RZがでWindowsからLinuxへファイルをコピー
SZは、LinuxからWindowsにファイルをコピーします
ツールをインストールします。
ディスクがパスマウントビュー①lsblk
②rpm-ivh /media/CentOS_6.9_Final/Packages/lrzsz-0.12.20-27.1.el6.x86_64.rpm
ファイル名のフルパスを入力する必要はありません、[Tab]キーをより使用：注
2.stat表示ファイルやファイルシステムの状態。状態プロパティの表示ファイルまたはファイルシステム
STAT [OPTION] ... FILE ...
アクセス時間：アクセス時間、atimeのは、ファイルの内容を読んで
時間を変更します。修正時刻、最終変更時刻、ファイルの内容を変更（データ）
の変更時刻：時間を変更するには、CTIME、メタデータの変更を
ファイル3.touchを作成します。
- のatimeのみCTIMEを変える - m個のmtimeのみCTIMEを変える - T [[CC] YY] MMDDHHMMは[.SS]のmtimeとatimeのタイムスタンプを指定 -cファイルが存在しない場合は、作成しません
4.cpコピーファイル
CP [OPTION] ... [-T] SOURCEのDESTの
CP [OPTION] ... SOURCE ...ディレクトリの
CP [OPTION] ... -tディレクトリソース...
。1 CP -dR --preserveと同じ-a = すべてすべてのコピー、バックアップファイルがために使用することができる 2 CP --no-間接参照=と同じ--preserveを-d ソースファイルをリンクは、リンクのみのコピーがコピーされません 。3 CP -i複製場合- ：別のファイルをカバーし、それが（なしの平均ユーザーの$デフォルト注意上書きする前にプロンプトが表示されますI） 4 CPを -n ん既存の上書きしないファイル 5 CP --preserv -p =同等のものを、所有、保持するタイムスタンプ局をMODE所有者は、タイムスタンプは、 6 のcp -fの--forceは、IF AN既存たいですファイルを開くことができない、それを削除し、（ザ・で、このオプションは無視されます-もう一度試してnが-ISも使用オプション） 7 CPを -V显示复制过程 8 CP SOURCEのときにのみコピー-u ファイルが転送先より新しいファイルまたはコピー先のファイルが不足している 9 のcp -rを（-R）--recursiveは、ディレクトリを再帰的にコピーします
注意：
CPコピー/データ/テスト/示すために、/ etc / hostsファイル/データ/テスト/ hostsファイルのディレクトリを、テスト用ディレクトリが存在することを提供し、エラーがあるかどう！ CP / etc / hostsファイル/データ/テストは、hostsファイル/データディレクトリへのコピーを示し、ファイルが直接カバーされ、テストが存在する場合、それは（rename関数のcpコマンドでもそう）をテストするために名前を変更します
- 演習：
- バックアップ/ TESTDIR個別のサブディレクトリ、およびサブディレクトリの必要な形式backupYYYY-MM-DD、目に見えるバックアッププロセスに、aliasコマンドのbaketc、日は、/ etc /ディレクトリ下のすべてのファイルを定義します。
バックアップ=別名' CP -avの/ etc /データ/ TESTDIR / backup`date +％F` ' 永久的なファイルの.bashrcを節約するために
- / TESTDIR / ROOTDIRディレクトリの下に作成し、そのディレクトリ内のすべてのファイルに/ルートをコピーし、必要な許可証を保持します
CP -a /ルート/データ/ ROOTDIR
5. MV移動、ファイルに名前を変更（移動を（）ファイルの名前を変更）
[OPTION] ... [-T] SOURCE DEST MVと
MV [OPTION] ... SOURCE ...ディレクトリの
MV [OPTION] ... -tディレクトリソースを...
6.rmファイル（ファイルやディレクトリを削除）削除
ヒント：
あなたが/ dataディレクトリに別名MVをRM、次にrmコマンドを実行すると、次のファイルMV /データファイルに自動的に削除するalias rm='mv -t /data' 操作をより保険rm -rf 强制递归删除目录树 （慎用）
7.treeディレクトリツリーを表示
ツリー- ディレクトリのみ表示さD ツリー - Lレベル：階層の指定された数の表示 ツリーのみ指定したパスのパタパタに一致するディスプレイ：-Pパターン
ディレクトリ8.mkdirを作成します。
MKDIR - ：P-エラーには存在せず、自動的に必要な各ディレクトリを作成することができ ます。mkdir - 詳細を表示します。v は、mkdir内容のテーブルを作成するときに直接割り当て権限：-m MODEを
9.rename一括リネーム
[オプション]表現の置換ファイルの名前を変更...
名前の変更 「CONF 」 「conf.bak 」 ファイル *は、すべてのファイルのすべての開いているファイルを表し、すべてのconfのファイル名がconf.bakに改名
10.fileファイルタイプを決定
ファイル - 識別結果がファイルを一覧表示し、B、ファイル名が表示されていない ファイル - ファイル名に記載されているFのファイルリストのファイルリストのファイルの種類 のファイル - F.代わりに区切り指定した出力ファイル名のデフォルト「：」区切り ファイル -Lファイルタイプに対応する対応ソフトリンクをチェック
第二に、ファイルシステム
いくつかの特長1.ファイルシステム
- 逆さまに切り株を形成するためのファイルとディレクトリ構造
- ファイルは、「/」の下で始まります
- ファイル名は大文字と小文字が区別されます
（注：理由敏感な非Linuxシステムの区別が、ファイルシステムは、WindowsのFAT32からファイルをコピーするためのext4とXFSフォーマットの理由は、大文字と小文字を区別しないで使用しています。）
- 「」ファイル、隠しファイルの先頭に、ワイルドカードとして表現することができます。*
- 、Linuxのすべてがファイルで、ファイルの形式で始まり反映します
- データファイルの2種類があります。
メタデータ（メタデータ）：データを記述するには、属性情報は、サイズ、ファイル名、ファイルのパーミッション、作成時刻、変更時刻やその他の情報などのデータを、説明しています。
データ（データ）：
- ベースのLinuxの設定ディレクトリ：FHS（ファイルシステム階層標準）
あなたが詳細を確認する時間を持っている場合します。http：//www.pathname.com/fhs/
- 255バイトまでのファイル名
- 一般，蓝色——目录、绿色——可执行文件，红色——压缩文件、浅蓝色——链接文件，等等
2.一些主要文件夹说明
- /boot ： 引导文件存放目录，内核文件(vmlinuz)、引导加载器(bootloader, grub)都存放于此目录
- /bin ：供所有用户使用的基本命令；不能关联至独立分区，OS启动即会用到的程序
- /sbin：管理类的基本命令；不能关联至独立分区，OS启动即会用到的程序，root权限下才可以使用
- /lib，/lib64：库文件，启动时程序依赖的基本共享库文件以及内核模块文件
- /etc：配置文件
- /root：管理员的家目录
- /home：普通用户的家目录
- /media：便携式移动设备挂载点
- /dev：设备文件及特殊文件
b，block device：随机访问
c， character device：线性访问
- /tmp：临时存储文件
- /usr：拥有第二层的FHS文件设置，universal shared, read-only data
/usr/bin：所有一般用户能够使用的指令都放在这里！CentOS 7 已经将全部的使用者指令放置于此，而使用链接文件的方式将 /bin 链接至此！也就是说， /usr/bin 与 /bin 是一模一样了！ /usr/share：主要放置只读架构的数据文件，当然也包括共享文件。在这个目录下放置的数据几乎是不分硬件架构均可读取的数据。在此目录下常见的还有这些：/usr/share/man；线上说明文档 /usr/share/doc：软件杂项的文件/usr/share/zoneinfo；与时区有关的时区文件 /usr/local：第三方应用程序的安装位置，其下也有bin、lib、etc、share等文件
- /var：variable data files，拥有第二层FHS目录结构
cache: 应用程序缓存数据目录 lib: 应用程序状态信息数据 local：专用于为/usr/local下的应用程序存储可变数据； lock: 锁文件 log: 日志目录及文件 opt: 专用于为/opt下的应用程序存储可变数据； run: 运行中的进程相关数据,通常用于存储进程pid文件 spool: 应用程序数据池 tmp: 保存系统两次重启之间产生的临时数据
3.Linux下的文件类型：
-：普通文件 d: 目录文件 b: 块设备 c: 字符设备. 如 ll /dev/zero. 该类文件可以迅速在磁盘中填充一个指定容量的文件或创建大文件.
dd if=/dev/zero of=/data/bigfile bs=1M count=1024 表示在data目录中创建一个bigfile的1G大的文件 其中，dd为命令，if为input file，of为output file，bs为 block size 由于此文件问二进制文件，cat命令无法看，需要用hexdump命令查看二进制文件 hexdump -c /data/bigfile
l: 符号链接文件
p: 管道文件pipe
s: 套接字文件socket
三、iNode（index node）索引节点
1.iNode是什么
文件储存在硬盘上，硬盘的最小存储单位叫做"扇区"（Sector）。每个扇区储存512字节（相当于0.5KB）。
操作系统读取硬盘的时候，不会一个个扇区地读取，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）。这种由多个扇区组成的"块"，是文件存取的最小单位。"块"的大小，最常见的是4KB，即连续八个 sector组成一个 block。
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，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"。
每一个文件都有对应的inode，里面包含了与该文件有关的一些信息。
2.iNode的内容
node包含文件的元信息，具体来说有以下内容：
-
文件的字节数
-
文件拥有者的User ID
-
文件的Group ID
-
文件的读、写、执行权限
-
文件的时间戳，共有三个：
ctime指inode上一次变动的时间， mtime指文件内容上一次变动的时间， atime指文件上一次打开的时间。可以用stat命令，查看某个文件的inode信息：
3.iNode大小
inode也会消耗硬盘空间，所以硬盘格式化的时候，操作系统自动将硬盘分成两个区域。一个是数据区，存放文件数据；另一个是inode区（inode table），存放inode所包含的信息。
每个inode节点的大小，一般是128字节或256字节。inode节点的总数，在格式化时就给定，一般是每1KB或每2KB就设置一个inode。假定在一块1GB的硬盘中，每个inode节点的大小为128字节，每1KB就设置一个inode，那么inode table的大小就会达到128MB，占整块硬盘的12.8%。
（128M是这么来的，1k/1G=128B/128M）
1 df -i 查看硬盘分区可用的iNode总数和已经使用的数量 2 sudo dumpe2fs -h /dev/hda | grep "Inode size" 查看每一个节点的大小
注意：由于每个文件都必须有一个inode，因此有可能发生inode已经用光，但是硬盘还未存满的情况。这时，就无法在硬盘上创建新文件。实验如下：
1 echo file{1..524288} | xargs touch 表示在当前文件夹下创建file1，file2....file524288个文件，将iNode全部用光 2 echo file*|xargs rm 删除当前文件夹内file开头的文件
可见，当iNode号码用光后无法再创建新的文件
4.inode号码及系统打开文件的过程
每个inode都有一个号码，操作系统用inode号码来识别不同的文件。
这里值得重复一遍，Unix/Linux系统内部不使用文件名，而使用inode号码来识别文件。对于系统来说，文件名只是inode号码便于识别的别称或者绰号。
表面上，用户通过文件名，打开文件。实际上，系统内部这个过程分成三步：首先，系统找到这个文件名对应的inode号码；其次，通过inode号码，获取inode信息；最后，根据inode信息，找到文件数据所在的block，读出数据。
1 ls -i #查看当前文件夹下各个文件的inode号码 2 ls -i /data/file1 #查看/data/file1文件的inode号码
5.目录文件
Unix/Linux系统中，目录（directory）也是一种文件。打开目录，实际上就是打开目录文件。
目录文件的结构非常简单，就是一系列目录项（dirent）的列表。每个目录项，由两部分组成：所包含文件的文件名，以及该文件名对应的inode号码。
/etc目录下各文件的inode号码
/etc这个目录文件本身的inode号码
目录文件的读权限（r）和写权限（w），都是针对目录文件本身。由于目录文件内只有文件名和inode号码，所以如果只有读权限，只能获取文件名，无法获取其他信息，因为其他信息都储存在inode节点中，而读取inode节点内的信息需要目录文件的执行权限（x）。
6.硬链接（hard link）
一般情况下，文件名和inode号码是"一一对应"关系，每个inode号码对应一个文件名。但是，Unix/Linux系统允许，多个文件名指向同一个inode号码。
这意味着，可以用不同的文件名访问同样的内容；对文件内容进行修改，会影响到所有文件名；但是，删除一个文件名，不影响另一个文件名的访问。这种情况就被称为"硬链接"（hard link）。
ln 源文件 目标文件
1 ln a b 2 ln a c a b c三个文件完成了硬链接
实验，a，b，c三个文件完成了硬链接，现在修改b文件内容，结果如何？
可见，对硬链接的文件，修改任何一个三个文件的大小均有变动，但inode号码保持相同且不变
注意：由于inode号码在各分区之间互相独立，多以硬链接不可以跨分区创建
这里顺便说一下目录文件的"链接数"。创建目录时，默认会生成两个目录项：".“和”…"。前者的inode号码就是当前目录的inode号码，等同于当前目录的"硬链接"；后者的inode号码就是当前目录的父目录的inode号码，等同于父目录的"硬链接"。所以，任何一个目录的"硬链接"总数，总是等于2加上它的子目录总数（含隐藏目录）。
7.软链接（可以理解成windows的快捷方式）
文件A和文件B的inode号码虽然不一样，但是文件A的内容是文件B的路径。读取文件A时，系统会自动将访问者导向文件B。因此，无论打开哪一个文件，最终读取的都是文件B。这时，文件A就称为文件B的"软链接"（soft link）或符号链接（symbolic link）。
ln -s命令可以创建软链接。
注意：创建软链接时，注意绝对路径与相对路径的区分
8.inode的特殊作用
由于inode号码与文件名分离，这种机制导致了一些Unix/Linux系统特有的现象。
1. 有时，文件名包含特殊字符，无法正常删除。这时，直接删除inode节点，就能起到删除文件的作用。
2. 移动文件或重命名文件，只是改变文件名，不影响inode号码。
3. 打开一个文件以后，系统就以inode号码来识别这个文件，不再考虑文件名。因此，通常来说，系统无法从inode号码得知文件名。
第3点使得软件更新变得简单，可以在不关闭软件的情况下进行更新，不需要重启。因为系统通过inode号码，识别运行中的文件，不通过文件名。更新的时候，新版文件以同样的文件名，生成一个新的inode，不会影响到运行中的文件。等到下一次运行这个软件的时候，文件名就自动指向新版文件，旧版文件的inode则被回收。
三、练习
- 如何创建/testdir/dir1/x, /testdir/dir1/y, /testdir/dir1/x/a, /testdir/dir1/x/b, /testdir/dir1/y/a, /testdir/dir1/y/b
mkdir -p /testdir/dir1/{x,y}/{a,b} tree └── testdir └── dir1 ├── x │ ├── a │ └── b └── y ├── a └── b
- 如何创建/testdir/dir2/x,/testdir/dir2/y,/testdir/dir2/x/a,/testdir/dir2/x/b
mkdir -p /testdir/dir2/{x/{a,b},y} └── testdir └── dir2 ├── x │ ├── a │ └── b └── y
- 如何创建/testdir/dir3, /testdir/dir4, /testdir/dir5, /testdir/dir5/dir6, /testdir/dir5/dir7
MKDIR -p / TESTDIR / {DIR3、DIR4、DIR5 / {DIR6、DIR7}} ます。mkdir -p / TESTDIR / DIR { 3、4、5 / { 6、7 }}
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