摘要：文件名是可以隨時被改變的，只要其中的沒有發生改變，則指向的就是同一個文件。關于和，還有關于緩存的重要注意事項。由于操作系統在接收到文件寫請求時可能將寫入內容放到緩存中，所以提供了和等操作來將緩存中的內容強制刷入磁盤。文章來源網易云社區

本文由作者周梁偉授權網易云社區發布。

近日做的項目中涉及到多進程共同讀寫多個文件的問題，文件名和最后修改時間都是可能會被頻繁修改的，因而識別文件的唯一性會產生相當的麻煩，于是專門再學習了一下文件系統對文件的組織管理方式。

一、 文件在文件系統中的組織方式
一塊物理磁盤可以被分為若干個分區，分區的初始化操作就是在上面建立文件系統，如ext3,ext4,ntfs或fat32等都是文件系統的概念，還有網絡文件系統如NFS等。同塊磁盤上的不同分區也可以被指定不同的文件系統，文件系統對文件在磁盤上的數據讀寫方式做了抽象。一個文件系統中又被分為多個卷（Cylinder Group）,每個卷中最主要的部分是inode基路段和數據塊段。i-node結構唯一指定了一個文件實例，這個數據結構中包括了inode編號，所有包含的數據塊的信息和該inode被引用的計數等。可以這么認為，要唯一識別的一個磁盤上的文件，只需要獲得inode-number就可以了。文件或者目錄則是存放在數據塊中directory block，其中包含了文件名和實體文件的inode-number等信息。文件名是可以隨時被改變的，只要其中的inode-number沒有發生改變，則指向的就是同一個文件。所以在應用程序中要判斷文件是否相同如果依靠filename是不可靠的，只有獲取到文件的inode-number才是可靠的。如在log4j這種日志應用中，日志文件的歸檔方式會使文件名不斷發生變化，當前你less到的app.log在下一分鐘可能就變成了app.log.1。在這種場景下，程序只能通過獲取文件inode-number來識別文件。

二、 文件操作
前面說了文件在磁盤上的存放是以inode-number為唯一id來區分的，在進程打開一個文件讀寫時，操作系統又會為文件分配一個"指針"來訪問文件，而不是直接使用inode-number。這個指針就是FileDescriptor(下面簡稱FD)，FD是一個動態的概念，是進程中調用create后open文件操作是返回的一個Long值，當文件關閉時這個FD也就失效了，所以同一個文件如果被打開兩次獲取到的FD會是不同的。進程打開文件的情況如下圖所示，在進程中維護了一張表記錄所有打開的文件，每一條記錄表示一個FileDescriptor，每個進程在開始時都默認打開了三個文件，FileDescriptor分別是0，1，2，既stdin, stdout和stderr。FD記錄中包含了一張FileTable，記錄了文件的狀態信息，offset和V-node指針，V-Node指針才真正指向了磁盤上的文件實體。(這里的V-Node是在inode之上抽象出來的概念，因為i-node在不同的文件系統中會有實現上的差異，V-Node是為了統一不同文件系統的接口抽象出來的一層，在Linux中V-Node被稱為 FileSystem independent INode ，而INode 稱為FileSystem dependent Inode，我們可以簡單的理解為 V-Node就是INode)。
圖

當一個文件被多個進程共享讀寫時，可以看如下圖：

這里進程A的fd3和進程B的fd4其實指向的是同一個實體文件，但是這兩個進程維護了兩張不同的文件表，維護了不同的offset位置。所以如果進程不是采用append方式寫文件，兩個進程寫入的內容可能出現相互覆蓋。這里也可能看到雖然FD不同，但是可以指向同一個實體文件，也說明了用FD來判斷文件唯一性是不靠譜的。
關于FD和INode，還有關于緩存的重要注意事項。
由于操作系統在接收到文件寫請求時可能將寫入內容放到緩存中，所以提供了flush和sync等操作來將緩存中的內容強制刷入磁盤。但是這兩個操作作用是不同的。
flush會將數據刷入到FileDescriptor中，但是不會刷入Inode
sync/fsync/fdatasync則會強制將FD中的數據刷入Inode中。

三、 Java操作文件的接口

最后需要注意的一點是，雖然在文件的存續期間，inode可以認為是識別該文件的唯一標識，但是文件系統對inode有回收重用的機制，在文件被刪除之后，原來的inode可以被分配給新創建的文件，這種情況下，如果一味以inode相同來判定新舊文件是不是同一個文件可能會出現錯誤;應對這種情況確實也沒有更好的辦法，一種解決方法是，提取文件中部分內容的MD5或SHA-1這種指紋信息作為標識，以inode+md5是否相同來決定是否是同個文件。

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文章來源： 網易云社區