По вашему запросу ничего не найдено :(
Убедитесь, что запрос написан правильно, или посмотрите другие
наши статьи:
Как системный администратор, вполне вероятно, что вы написали несколько сценариев Bash для автоматизации вашей работы. Например, вы можете запускать сценарии Bash для резервного копирования вашей работы или для регистрации некоторых событий, происходящих на вашем сервере.
Скрипты Bash, как и скрипты, написанные на других языках программирования, могут запускаться различными способами.
В этой статье мы расскажем о всех способах запуска скрипта Bash в Linux.
Подготовка
Прежде чем вы сможете запустить ваш скрипт, вам нужно, чтобы ваш скрипт был исполняемым. Чтобы сделать исполняемый скрипт в Linux, используйте команду chmod и присвойте файлу права execute. Вы можете использовать двоичную или символическую запись, чтобы сделать ее исполняемой.
$ chmod u+x script
$ chmod 744 script
Если вы не являетесь владельцем файла, вам необходимо убедиться, что вы принадлежите к правильной группе или что права доступа предоставлены «другой» группе в вашей системе.
В некоторых дистрибутивах ваш файл будет выделен другим цветом, когда он исполняемый.
Теперь, когда ваш файл исполняемый, давайте посмотрим, как можно легко запустить скрипт Bash.
Запустить Bash скрипт из пути к скрипту
Чтобы запустить Bash скрипт в Linux, просто укажите полный путь к скрипту и укажите аргументы, которые могут потребоваться для запуска Bash скрипта.
$ /path/to/script <arg1> <arg2> ... <argn>
В качестве примера, скажем, у вас есть Bash-скрипт, расположенный в вашем домашнем каталоге.
Чтобы выполнить этот скрипт, вы можете указать полный путь к скрипту, который вы хотите запустить.
# Абсолютный путь
$ /home/user/script
# Абсолютный путь с аргументами
$ /home/user/script "john" "jack" "jim"
Кроме того, вы можете указать относительный путь к скрипту Bash, который вы хотите запустить.
# Относительный путь
$ ./script
# Относительный путь с аргументами
$ ./script "john" "jack" "jim"
Таким образом вы узнали, как легко запустить Bash-скрипт в своей системе.
Запустить Bash скрипт, используя bash
Чтобы запустить скрипт Bash в вашей системе, вы должны использовать команду bash и указать имя скрипта, который вы хотите выполнить, с необязательными аргументами.
$ bash <script>
Кроме того, вы можете использовать sh, если в вашем дистрибутиве установлена утилита sh.
В качестве примера, скажем, вы хотите запустить скрипт Bash с именем script. Чтобы выполнить его с помощью утилиты bash, вы должны выполнить следующую команду
$ bash script
This is the output from your script!
Выполнить скрипт Bash, используя sh, zsh, dash
В зависимости от вашего дистрибутива, в вашей системе могут быть установлены другие утилиты оболочки.
Bash - интерпретатор оболочки, установленный по умолчанию, но вы можете захотеть выполнить ваш скрипт с использованием других интерпретаторов. Чтобы проверить, установлен ли интерпретатор оболочки в вашей системе, используйте команду which и укажите нужный интерпретатор.
$ which sh
/usr/bin/sh
$ which dash
/usr/bin/dash
Когда вы определили интерпретатор оболочки, который хотите использовать, просто вызовите его, чтобы легко запустить скрипт.
Запуск скрипта Bash из любого места
В некоторых случаях вы можете запускать скрипты Bash, где бы вы ни находились в вашей системе.
Чтобы запустить скрипт Bash из любой точки вашей системы, вам нужно добавить свой скрипт в переменную среды PATH.
$ export PATH="<path_to_script>:$PATH"
Благодаря тому, что путь к скрипту добавлен в PATH, вы можете вызывать его там, где хотите в своей системе.
$ script
This is the output from script!
Кроме того, вы можете изменить переменную среды PATH в вашем файле .bashrc и использовать команду source для обновления вашей текущей среды Bash.
$ sudo nano ~/.bashrc
export PATH="<path_to_script>:$PATH"
Выйдите из файла и используйте команду source для файла bashrc для внесения изменений.
$ source ~/.bashrc
$ echo $PATH
/home/user/bin:/usr/local/sbin:/usr/local/bin:/usr/sbin:/usr/bin:/sbin:/bin:/usr/games
Отлично! Теперь ваш скрипт может быть запущен из любой точки вашей системы.
Запуск Bash скриптов из графического интерфейса
Последний способ выполнения Bash скриптов - это использование графического интерфейса, в данном случае интерфейса GNOME.
Чтобы запустить ваши скрипты с использованием GNOME, вы должны установить в проводнике Ask what to do для исполняемых файлов.
Закройте это окно и дважды щелкните файл скрипта, который вы хотите выполнить.
При двойном щелчке вам предлагаются различные варианты: вы можете выбрать запуск скрипта (в терминале или нет) или просто отобразить содержимое файла.
В этом случае мы заинтересованы в запуске этого скрипта в терминале, поэтому нажмите на эту опцию.
Успех! Ваш скрипт был успешно выполнен
Заключение
Из этого руководства вы узнали, как легко запускать Bash скрипты в своей системе, указав путь к скрипту или интерпретаторы, доступные на вашем хосте. Вы узнали, что можете сделать это еще проще, добавив путь к скрипту в переменную среды PATH или используя существующие функции в пользовательском интерфейсе GNOME.
В 2012 году Джим Роскинд разработал новый транспортный протокол, основной целью которого было увеличение скорости, с которой данные могут передаваться по относительно стабильным высокоскоростным сетям. В частности:
Сокращение трехстороннего рукопожатия до запуска одного пакета (нулевое рукопожатие)
Уменьшение количества повторно передаваемых пакетов, необходимых для передачи данных
Уменьшение блокировки заголовка между несколькими потоками данных в пределах одного потока TCP, вызванной потерей пакетов
Уменьшение рукопожатия при запуске
Как правило, значение rtt нельзя изменить, поскольку оно обычно ограничено физическим расстоянием и скоростью соединения между отправителем и получателем. Таким образом, один из лучших способов сократить общее время передачи данных - просто уменьшить количество циклов обмена, необходимых между отправителем и получателем для передачи заданного потока или блока данных. QUIC разработан для сокращения количества циклов приема-передачи, необходимых для установки нового соединения, от трехстороннего подтверждения TCP до процесса запуска с нулевым временем приема-передачи. Для этого QUIC использует серию криптографических ключей и хэшей; процесс состоит из:
Клиент отправляет серверу приветствие (CHLO), содержащее требование подтверждения, которое представляет собой список типов сертификатов, которые клиент примет для проверки идентичности сервера; набор сертификатов, к которым у клиента есть доступ; и хэш сертификата, который клиент намеревается использовать в этом соединении. Одно конкретное поле, маркер адреса источника (STK) будет оставлено пустым, потому что раньше с этим сервером не было связи.
Сервер будет использовать эту информацию для создания STK на основе информации, предоставленной в первоначальном приветствии клиента и исходном IP-адресе клиента. Сервер отправляет отклонение (REJ), которое содержит этот STK.
Как только клиент получает STK, он включает его в будущие пакеты приветствия. Если STK совпадает с ранее использованным STK с этого IP-адреса, сервер примет приветствие.
Примечание: Эта пара IP-адрес / STK может быть украдена, и, следовательно, исходный IP-адрес может быть подменен злоумышленником с доступом к любой связи с этой парой. Это известная проблема в QUIC, которая рассматривается в документации QUIC.
Для сравнения, TCP требует, как минимум полтора rtts для создания нового сеанса:
SYN, SYN-ACK, а затем следующий ACK. Сколько времени экономит при переходе на одно соединение rtt? Конечно, это зависит от реализации клиентского и серверного приложений. Однако многие веб-страницы и приложения для мобильных устройств должны подключаться к множеству разных серверов (возможно, к сотням) для создания единой веб-страницы. Если каждое из этих подключений уменьшить с полутора до одного RTT, это может значительно снизить производительность.
Сокращение повторных передач
QUIC использует ряд различных механизмов для уменьшения количества повторно передаваемых пакетов:
Включая Forward Error Correction (FEC) во все пакеты; это позволяет получателю (часто) восстанавливать поврежденную информацию, а не запрашивать ее повторно.
Использование отрицательных подтверждений (NACK) вместо SACK или механизма тройного ACK для запроса повторной передачи определенных порядковых номеров; это предотвращает неоднозначность между запросом на повторную передачу и условиями сети, которые вызывают отправку нескольких подтверждений.
Использование быстрых подтверждений, как описано ранее для TCP.
Использование управления окном предотвращения перегрузки CUBIC.
Механизм предотвращения перегрузки CUBIC - самый интересный из них. CUBIC пытается выполнить двоичный поиск между последним размером окна перед отбрасыванием пакета и некоторым меньшим размером окна, рассчитанным с использованием множительного коэффициента. Когда обнаруживается потеря пакета (либо через тайм-аут RTO, либо через NACK), максимальный размер окна (WMAX) устанавливается равным текущему размеру окна, и вычисляется новый минимальный размер окна (WMIN).
Окно отправителя устанавливается на WMIN, а затем быстро увеличивается до размера окна посередине между WMIN и WMAX. Как только окно достигает этой средней точки, размер окна очень медленно увеличивается при так называемом зондировании, пока не встретится следующий сброс пакета. Этот процесс позволяет CUBIC находить максимальную скорость передачи чуть ниже точки, в которой сеть начинает довольно быстро отбрасывать пакеты.
Исключение блокировки начала строки
"Единая транзакция" в Интернете часто является не "отдельной транзакцией", а скорее большим набором транзакций на нескольких разных серверах. Например, чтобы создать единую веб-страницу, сотни элементов, таких как изображения, скрипты, элементы каскадной таблицы стилей (CSS) и файлы языка гипертекстовой разметки (HTML), должны быть переданы с сервера на клиент. Эти файлы можно передавать двумя способами: последовательно или параллельно. Рисунок 1 иллюстрирует это.
На рисунке 1 показаны три варианта передачи нескольких элементов от сервера к клиенту:
В serialized варианте элементы передаются по одному в течение одного сеанса. Это самый медленный из трех возможных вариантов, так как вся страница должна быть построена поэлементно, при этом меньшие элементы ждут передачи больших, прежде чем их можно будет отобразить.
В варианте с несколькими потоками (multiple streams) каждый элемент передается через отдельное соединение (например, сеанс TCP). Это намного быстрее, но требует создания нескольких подключений, что может негативно повлиять на ресурсы клиента и сервера.
В мультиплексном (multiplexed) варианте каждый элемент передается отдельно через одно соединение. Это позволяет передавать каждый элемент с его собственной скоростью, но с дополнительными расходами ресурсов из-за опции нескольких потоков.
Некоторые формы механизма мультиплексной передачи имеют тенденцию обеспечивать максимальную скорость передачи при наиболее эффективном использовании ресурсов, но как это мультиплексирование должно быть реализовано? Протокол передачи гипертекста версии 2 (HTTPv2) позволяет веб-серверу мультиплексировать несколько элементов в одном сеансе HTTP; поскольку HTTP работает поверх TCP, это означает, что один поток TCP может использоваться для параллельной передачи нескольких элементов веб-страницы. Однако один отброшенный пакет на уровне TCP означает, что каждая параллельная передача в потоке HTTP должна быть приостановлена на время восстановления TCP.
QUICK решает эту проблему, позволяя нескольким потокам HTTP v2 находиться в одном быстром соединении. Это уменьшает транспортные издержки на клиенте и сервере, обеспечивая при этом оптимальную доставку элементов веб - страницы.
Обнаружение MTU пути
Одним из основных вопросов спора между асинхронным режимом передачи (ATM) и интернет-протоколом (IP) был фиксированный размер ячейки. В то время как IP-сети полагаются на пакеты переменной длины, ATM, чтобы обеспечить более высокую скорость коммутации и улучшить взаимодействие с множеством различных физических уровней Time Division Multiplexing (TDM), задал ячейки фиксированной длины. В частности, IPv4 обеспечивает не только пакет переменной длины, но и фрагментацию в процессе передачи. Рисунок 2 иллюстрирует это.
На рис. 2 показано, что если A посылает пакет в направлении E, то какого размера он должен быть? Единственный канал, о котором действительно знает А, - это канал между собой и В, которое помечено как имеющее максимальный размер блока передачи 1500 октетов (Maximum Transmission Unit- MTU). Однако если A отправляет пакет длиной 1500 октетов, то этот пакет не сможет пройти через канал [C,D]. Есть два способа решить эту проблему.
Первый заключается в том, что C фрагментирует пакет на два меньших пакета. Это возможно в IPv4; C может определить, что пакет не поместится на следующем канале, по которому пакет должен быть передан, и разбить пакет на два меньших пакета. Конечно, с этим решением есть ряд проблем. Например, процесс фрагментации пакета требует гораздо больше работы со стороны C, возможно, даже перемещение пакета из аппаратного пути коммутации в программный путь коммутации.
Во-вторых, A никогда не отправляет пакет, превышающий минимальный MTU, по всему пути к E. Для этого A должен определить минимальный MTU на пути, и он должен иметь возможность фрагментировать информацию, отправляемую из протоколов верхнего уровня на несколько пакетов перед передачей. IPv6 выбирает этот последний вариант, полагаясь на обнаружение Path MTU (PMTU), чтобы найти минимальный MTU на пути (при условии, что PMTU действительно работает), и позволяя процессу IPv6 в A фрагментировать информацию из протоколов верхнего уровня на несколько пакетов, которые затем повторно собираются в исходный блок данных верхнего уровня в приемнике.
Это решение, однако, также является проблемным. В недавней работе с системой доменных имен (DNS) исследователи обнаружили, что около 37% всех DNS- resolvers отбрасывают фрагментированные пакеты IPv6. Почему это происходит? Самый простой способ понять это-рассмотреть структуру фрагментированного пакета, а также природу DoS и DDoS атак.
При передаче пакета, в пакет помещается заголовок, указывающий принимающую услугу (номер сокета или протокола какого-либо рода), а также информацию о передаваемой услуге. Эта информация важна для фильтрации пакета на основе различных политик безопасности, особенно если политика безопасности гласит: "разрешать только пакеты инициации сеанса в сеть, если пакет не принадлежит существующему сеансу." Другими словами, типичный фильтр с отслеживанием состояния, защищающий сервер, будет иметь некоторые основные правила, которым он следует:
Если пакет инициирует новый сеанс, пересылайте его и создайте новую запись сеанса.
Если пакет является частью существующего сеанса, перенаправьте его и сбросьте таймер сеанса.
Если пакет не является частью существующего сеанса, отбросьте его.
Время от времени очищайте старые сеансы.
Возможно подделать пакет, похожий на настоящий, но это очень сложно, т.к. используются различные nonce и другие методы, чтобы препятствовать подобному поведению. Но фрагментация пакета удаляет заголовок из второй половины пакета, что фактически означает, что второй пакет во фрагментированной паре может быть присоединен только к определенному сеансу или потоку, отслеживая часть пакета, которая имеет полный заголовок.
Как маршрутизатор или middlebox могут выполнить это? Он должен каким-то образом хранить копию каждого фрагмента пакета с заголовком где-нибудь в памяти, чтобы на пакет с заголовком можно было ссылаться для обработки любых будущих фрагментов. Как долго он должен хранить эти фрагменты с заголовками? На это нет ответа. Проще просто отбросить любые фрагменты, чем поддерживать состояние, необходимое для их обработки.
Каков результат? Похоже, что даже фрагментация на основе исходного кода не очень полезна на уровне IP.
Это должно напомнить об одном из основополагающих принципов пакета Интернет-протоколов: end-to-end принципе. End-to-end принцип гласит, что сеть не должна изменять трафик, передаваемый между двумя оконечными устройствами; или, скорее, сеть должна работать как черный ящик, соединяющий два устройства, никогда не изменяя данные, полученные от конечного хоста.
Означает ли это, что вся фильтрация трафика должна быть запрещена в общедоступном Интернете, всерьез навязывая end-to-end правило, оставляя всю безопасность конечным хостам?
Это представляет собой первоначальное обсуждения фильтрации пакетов в IPv6 с отслеживанием состояния. Однако это менее реалистичный вариант; более сильная защита - это не один идеальный файрволл, а скорее серия неидеальных файрволлов.
Другая альтернатива - принять еще одну частичку реальности, о которой часто забывают в мире сетевой инженерии: утечка абстракций. Сквозной принцип описывает идеально абстрактную систему, способную передавать трафик от одного хоста к другому, и совершенно абстрагированный набор хостов, между которыми переносится трафик. Но утекают все нетривиальные абстракции; проблема MTU и фрагментации - это просто утечка состояния из сети в хост, а система на хосте пытается абстрагировать эту утечку в приложение, отправляющее трафик по сети. В такой ситуации лучше всего просто признать утечку и официально отправить информацию в стек, чтобы приложение могло лучше принять решение о том, как отправлять трафик.
Другая альтернатива-принять еще одну частицу реальности, часто забываемую в мире сетевой инженерии: утечку абстракций. Сквозной принцип описывает идеально абстрагированную систему, способную передавать трафик от одного хоста к другому, и идеально абстрагированный набор хостов, между которыми осуществляется трафик. Но все нетривиальные абстракции протекают; проблема MTU и фрагментации-это просто утечка состояния из сети в хост, и система на хосте пытается абстрагировать эту утечку в приложение, отправляющее трафик по сети. В такой ситуации, возможно, лучше всего просто признать утечку и официально продвинуть информацию вверх по стеку, чтобы приложение могло принять лучшее решение о том, как отправлять трафик.
Но это приводит к еще одному интересному вопросу для размышления: является ли описанная здесь фильтрация состояний предательством end-to-end принципа? Ответ зависит от того, считаете ли вы протокол верхнего уровня, отправляющий данные, конечной точкой, или систему, на которой работает приложение (следовательно, включая сам стек IP), конечной точкой. Так или иначе, эта двусмысленность преследовала Интернет с самых ранних дней, хотя мир сетевой инженерии не всегда серьезно задумывался о разнице между этими двумя точками зрения.
ICMP
Хотя транспортные протоколы, такие как TCP и QUIC, обычно привлекают наибольшее внимание среди протоколов среднего уровня, существует ряд других протоколов, которые не менее важны для работы сети на основе IP. Среди них - протокол ICMP, который, можно сказать, предоставляет метаданные о самой сети. ICMP - это простой протокол, который используется для запроса информации о конкретном состоянии или для отправки сетевыми устройствами информации о том, почему определенный пакет отбрасывается в какой-либо точке сети. В частности:
ICMP может использоваться для отправки эхо-запроса или эхо-ответа. Эта функция используется для проверки связи с конкретным адресом назначения, который можно использовать для определения доступности адреса без использования слишком большого количества ресурсов на приемнике.
ICMP можно использовать для отправки уведомления об отброшенном пакете из-за того, что он слишком велик для передачи по каналу (слишком большой пакет).
ICMP может использоваться для отправки уведомления о том, что пакет был отброшен, поскольку его время жизни (TTL) достигло 0 (срок действия пакета истек при передаче).
Ответ на слишком большой пакет можно использовать для определения максимального размера передаваемого блока (MTU) в сети; отправитель может передать большой пакет и дождаться, чтобы увидеть, не отправит ли какое-либо устройство в сети уведомление о слишком большом пакете через ICMP. Если такое уведомление приходит, отправитель может попробовать постепенно уменьшать пакеты, чтобы определить самый большой пакет, который может быть передан из конца в конец по сети.
Ответ с истекшим транзитом может использоваться для отслеживания маршрута от источника до пункта назначения в сети (это называется трассировкой маршрута). Отправитель может передать пакет в конкретное место назначения, используя любой протокол транспортного уровня (включая TCP, UDP или QUIC), но с TTL равным 1. Сетевое устройство первого перехода должно уменьшить TTL и отправить обратно ICMP-сообщение с истекшим сроком действия в транзитном уведомлении отправителю. Отправляя серию пакетов, каждый с TTL на один больше, чем предыдущий, каждое устройство на пути может быть вынуждено передать отправителю сообщение ICMP с истекшим сроком действия в транзитном уведомлении, открывая весь путь пакета.
Мы уже рассказывали про мягкие и жесткие ссылки в Linux, и данная статья посвящена их более глубокому изучению. Ссылки в операционной системе Linux бывают 2-х типов мягкие и жесткие. Если провести аналогию с операционной системой Windows, то там мы в основном работаем с мягкими ссылками, символическими ярлыками. Но в операционной системе Windows есть и жесткие ссылки, просто они очень глубоко спрятаны внутри операционной системы. В статье будет рассказано:
Как идентифицировать тип ссылки
В чем разница между мягкой и жесткой ссылкой
В чем разница между копирование и создание ссылки
Итак, смотрим в домашнюю директорию пользователя. Я заранее создал файл и 2 ссылки жесткую и мягкую указывающие на данный файл.
Основной файл file.txt, жесткая ссылка hard.txt на файл file.txt и мягкая ссылка soft.txt на файл file.txt. Как можно заметить символические (мягкие) ссылки в оболочке, обычно, подкрашиваются ярко голубым цветом и показывают на какой файл она ссылается. Можно еще интересную вещь заменить основной файл весит 38 килобайт и жесткая ссылка столько же весит. Мягкая ссылка – это всего лишь ярлык и весит всего 8 килобайт. Посмотрим, что внутри файла основного. Файл содержит фразу.
Команда ls с ключем –li может отображать inodes. В результате ввода команды появился еще один столбец впереди. В данном столбце и отображается номер inodes, т.е идентификатор файла, индексный дескриптор, местонахождение файла на диске, метка файла.
В нашем же случае номера inodes у файла и у жесткой ссылки совпадает. Т.е жесткая ссылка указывает на то же место, где находиться основной файл, в то же самое место на жестком диске.
Мягкая же ссылка, сама по себе является отдельным файлом и у нее совершенно другой inode. А также можно видеть, что у данного файла в правах появилась буква l, которая указывает что это символьная ссылка. Причем попробовав просмотреть содержимое жесткой и мягкой ссылки, мы получим одинаковый результат. Все показывает на один и тот же файл.
Если мы попробуем дописать, какие-нибудь изменения в файл. Например, echo Hello>> file.txt
Получим один и тот же результат. Возьмем и переименуем наш основной файл mv file.txt newfile.txt.
Теперь мы можем увидеть, что ссылка мягкая у нас стала красной (Битой). Потому что, мягкие ссылки опираются на имя файла. Причем не просто на имя файла, а на полное имя файла. А жесткая ссылка, как была, так и осталась работоспособной. Потому, что она указывает на один и тот же inode, потому что она указывает на то место где данный файл находиться. И если мы утилитой cat скажем показать жесткую ссылку в выводе мы получим исходный файл, а мягкая ссылка выдаст нам ошибку. Основная разница между жесткой ссылкой и мягкой, заключается в том, что мягкая опирается на имя файла. А жесткая указывает на физическое место, определяемое дескриптором где находиться файл.
Создаются такие ссылки достаточно просто, командой ln с указанием основного файла и ссылки. Например, ln file.txt hard.txt. При создании мягкой ссылки добавляется ключик –s. Будет выглядеть примерно так - ln –s file.txt soft.txt. При создании ссылки, можно объекты указывать без расширения.
Т.к. жесткая ссылка у нас привязана к inode, то ее нельзя использовать с несколькими файловыми системами. Если у вас есть другой жесткий диск премонтированый в данную файловую систему, то вы не сможете создать жесткую ссылку из данной системы к премонтированному жесткому диску. Потому, что это все опирается на inode, а inode справедливы для конкретной файловой системе. Поэтому в операционной системе Windows все ссылки по умолчанию мягкие. Пригодиться это может где угодно. Например, мы в своей домашней директории можем создать ссылки на все свои важные папки или данные. Очень часто символические ссылки используются для администрирования. Операционной системы Linux. Например, для команд, если пользователь не хочет знать номер версии или дополнительные ключи, он может просто получать доступ к различным версиям просто используя ссылки.
Также стоит упомянуть ситуацию с папками.
Создадим папку - mkdir Folder. Попробуем создать жесткую ссылку на данную папку - ln Folder folder.lnk, данная команда выдаст ошибку указывая на то, что нельзя создать жесткую ссылку на папку, но, а если мы захотим создать мягкую (символическую ссылку), то проблемы не возникнет - ln –s Folder folder.lnk.
Хорошим тоном при создании ссылок символических это указание на полный путь файлу, т.к привязка идет к имени файла и при создании если указать относительны, мы можем столкнуться с ситуацией, когда получившаяся ссылка будет битой. Например, когда мы хотим создать ссылку на файл и положить ее во внутрь другие папки ln –s /home/siadmin/file.txt Folder/. данный вариант будет рабочим.
Разница между копирование файла и созданием ссылки. Когда копируем файл мы фактически создаем другой файл со всем его содержимым, а когда мы создаем ссылку – это некий ярлык на файл. Скопируем файл file.txt в newfile.txt и на file.txt создадим жесткую ссылку. Когда мы смотрим вывод команды ls –l по папке то визуально копию мы не отличим от жесткой ссылки, если мы конечно об этом не знаем. А отличие мы увидим только если мы посмотрим на inodes.
Как мы видим номера inode у файла и жесткой ссылки совпадают, причем мы не знаем, что из них первично. Можно заметить столбец с цифрами после указания прав на объекты, он показывает сколько ссылок жестких есть на данный inode. Создадим еще одну жесткую ссылку ln file.txt hard1.txt. Теперь если сделать вывод ls –li, то мы увидим цифру 3. Почему так происходит? Удалением файла у нас по умолчанию является действие, которое обнуляет количество всех жестких ссылок. Если мы удалим файл исходный file.txt. и посмотрим вывод то мы увидим, что если есть мягкие ссылки, то они прекратят работать, а файлы hard.txt и hard1.txt остались.
Более того, если обратиться к этим жестким ссылкам, например, с помощью утилиты просмотра cat hard.txt, то мы увидим текст, который был у нас изначально в файле.
Это происходит потому, что сам файл — это некоторое пространство занятое на диске, а имя файла и путь к нему – это и есть жесткая ссылка. Поэтому любой файл это есть жесткая ссылка на место на диске. Мы можем создать к нашему inode сколько угодно ссылок и пока мы их всех не удалим наш файл будет на месте.