Linux 文件访问与路径解析：目录、文件名、dentry、路径缓冲、挂载与软硬链接全解析
一、为什么要搞懂文件访问与路径解析
在 Linux 中"一切皆文件"。
我们每天都在调用
open、read、stat、ls，但很少思考：当你写下
open("/home/alice/file.txt", O_RDONLY)时，内核到底做了什么？这一串字符是如何一步步变成内存中的文件对象、最终读到磁盘数据的？
理解这条链路，你才能真正理解：
- 为什么文件名"不属于文件"，磁盘上甚至没有"目录"这个概念；
- 为什么打开文件后，原路径被删除/替换都不影响 fd；
- 为什么删除一个正在使用的日志文件，磁盘空间却不释放；
- Linux 有多个分区，路径解析时怎么知道自己在哪个分区；
- 为什么会有 TOCTOU 竞态，为什么要发明
openat、O_PATH；- 为什么
chroot不是安全边界。这正是**路径解析（Path Resolution）**要解决的问题，也是 Linux 系统编程和面试的核心考点。
二、全局观：VFS 四大对象
VFS（Virtual File System，虚拟文件系统）是内核中对所有文件系统的抽象层。
它定义了四个核心对象：
对象 对应关系 生命周期 作用 super_block一个已挂载的文件系统实例 挂载期间 管理整个文件系统、inode 分配 inode磁盘上一个文件（唯一） 内核缓存期间 文件元数据 + 数据块定位 dentry内存中一个路径分量 （如 home、alice） 内存，可被回收 把路径名和 inode 关联，组成 dcache file一个进程打开的文件实例 从 open 到 close 记录打开模式、当前读写偏移 关系要点：
- 一个 inode 可以对应多个 dentry（硬链接、不同路径访问同一文件）；
- 一个 dentry 可以对应多个 file（多次 open、多进程打开同一文件）；
- file 里存的是
struct path（dentry + vfsmount），fd 最终指向 file。
三、文件名与目录的本质
3.1 文件名不属于文件，而属于目录
一个非常关键的认知：文件名并不存在 inode 里，而是存在它父目录的"目录项"中。
- inode 只存文件的元数据（大小、权限、时间戳、数据块指针），不存名字；
- 目录里的每条目录项记录「文件名 → inode 号」的映射；
- 由此带来几个重要结论：
- 重命名（
rename）只改目录项，不移动数据，是原子的；- 硬链接 = 多个目录项指向同一个 inode；
- 同一个文件可以有多个名字。
3.2 磁盘上没有"目录"，只有"文件"
这是必须建立的第二层认知：
- 磁盘上没有"目录"的概念，只有"文件属性 + 文件内容"；
- 目录的本质也是一个文件，它有自己的 inode 和数据块；
- 区别只在于：普通文件的数据块存文件内容，目录的数据块存的是**"文件名 → inode 号"的映射关系****；**
- 目录不能像普通文件那样直接
write，只能通过mkdir/unlink/rename/link等系统调用修改。3.3 目录项的磁盘格式（以 ext 系列为例）
字段 长度 含义 inode 4B 该名字对应的 inode 号 rec_len 2B 本条目录项总长度（用于遍历） name_len 1B 文件名长度 file_type 1B 文件类型（普通/目录/符号链接） name 变长 文件名字节
ls底层用getdents64读取这些目录项；
ls -l还要对每个名字再查一次 inode，所以海量文件时ls -l明显变慢。3.4 验证：用 opendir/readdir 读取目录
cpp#include <stdio.h> #include <string.h> #include <stdlib.h> #include <dirent.h> #include <sys/types.h> #include <unistd.h> int main(int argc, char *argv[]) { if (argc != 2) { fprintf(stderr, "Usage: %s <directory>\n", argv[0]); exit(EXIT_FAILURE); } DIR *dir = opendir(argv[1]); if (!dir) { perror("opendir"); exit(EXIT_FAILURE); } struct dirent *entry; while ((entry = readdir(dir)) != NULL) { if (strcmp(entry->d_name, ".") == 0 || strcmp(entry->d_name, "..") == 0) continue; printf("Filename: %s, Inode: %lu\n", entry->d_name, (unsigned long)entry->d_ino); } closedir(dir); return 0; }运行
./readdir /就能看到根目录下每个文件名和它的 inode 号（如mnt: 1048577、home: 786433），正好印证**"目录内容 = 文件名 + inode 号"****。**
四、dentry 结构与 dcache
4.1 磁盘目录项 vs 内存 dentry
用户态看到的目录项是磁盘上的持久记录，而内核在内存中用
struct dentry表示每一个被访问过的路径分量。两者务必区分：
- 磁盘目录项：持久、按文件系统格式存放；
- dentry：内存对象、非持久、由 VFS 维护。
4.2 struct dentry 关键字段
字段 作用 d_inode指向关联的 inode（负 dentry 时为 NULL） d_parent父目录 dentry d_name该分量的名字 d_hash链入 dcache 哈希表 d_lru链入 LRU 链表（可被回收） d_child / d_subdirs父目录的子链表 / 自己的子节点 d_count引用计数 d_mounted该路径是否是挂载点 d_opdentry 操作函数表 4.3 dcache 如何组织
- 哈希表
dentry_hashtable：用「父 dentry + 名字」做哈希，实现 O(1) 查找；- LRU 链表：引用计数为 0 的 dentry 挂在 LRU 上，内存紧张时被回收；
- 解析每个分量时先查哈希表，命中就无需读磁盘------这是路径解析最主要的加速手段；
- 新解析出的 dentry 会被加入 dcache。
4.4 负 dentry（negative dentry）
- 文件不存在时，内核也会缓存一个
d_inode = NULL的 dentry；- 再次访问该名字时可以立刻返回
ENOENT，不必反复读磁盘；- 在该路径创建文件时，负 dentry 会被"转正"。
五、路径的表示与限制
5.1 绝对路径与相对路径
类型 形式 解析起点 绝对路径 以 /开头，如/home/alice/f.txt根目录 /相对路径 不以 /开头，如alice/f.txt、../f.txt进程当前工作目录（cwd） 5.2 长度限制
常量 值 含义 超限错误 PATH_MAX4096 整条路径长度（含 \0）ENAMETOOLONG NAME_MAX255 单个文件名长度 ENAMETOOLONG 5.3 特殊规则
- 多个连续
/等价于一个/（/home//alice同/home/alice）；- 文件名不能含
/和空字符\0；- 尾随
/表示最后一个分量必须是目录，否则返回 ENOTDIR；- 空路径名（
""）是非法的；- Linux 文件名区分大小写，按字节比较（可含 UTF-8 编码）。
六、进程的 fs_struct：root 与 pwd
6.1 fs_struct 结构
每个进程的
task_struct里有一个fs指针，指向struct fs_struct，保存两个关键"位置"：
- root：进程的根目录（
/对应什么）；- pwd：进程当前工作目录（cwd）。
它们都是
struct path（= dentry + 挂载点 vfsmount）。fork 时子进程复制 fs_struct，拥有独立的 cwd。
6.2 chdir / chroot / pivot_root
chdir(path)：改变进程的 pwd；getcwd()：读取当前工作目录；chroot(path)：改变进程看到的根目录，但不是安全边界------若 cwd 还在 chroot 目录之外，或持有已打开的 fd，仍可能逃逸；- 容器真正使用的是 mount namespace + pivot_root；
/proc/self/cwd、/proc/self/root是指向这两个位置的符号链接。
七、路径解析完整流程（核心）
7.1 什么是路径解析
路径解析（Path Resolution / Lookup）就是：
把一个路径字符串（如
/home/alice/f.txt）转换成内核中的 dentry / inode 对象。它由内核
fs/namei.c实现，核心结构是nameidata（保存解析的中间状态）。7.2 路径解析的"递归"推导
顺着"访问文件要打开父目录"往下追问，就会得到路径解析的本质：
- 要访问
test.c，必须先打开它所在的目录test；- 要打开
test，就得先打开它的父目录code；- 如此类似"递归"一路向上，直到出口------根目录
/；- 根目录是递归的终点：根目录的文件名和 inode 号固定（ext 系列为 2），无需查找，开机即知。
7.3 内核函数调用链
cppopen() └─ do_sys_open() └─ do_filp_open() └─ path_openat() ├─ getname() 拷贝路径到内核 ├─ path_init() 确定起点（root/pwd） ├─ link_path_walk() 逐分量（除最后一个） │ └─ walk_component() │ ├─ "." / ".." │ ├─ lookup_fast() 查 dcache（RCU） │ ├─ lookup_slow() dcache miss → 读磁盘目录 │ ├─ follow_mount() 穿越挂载点 │ └─ may_lookup() 权限检查 ├─ do_last() / lookup_open() 处理最后分量 └─ complete_walk()7.4 逐分量解析细节
.：忽略，留在当前目录；..：回到父目录（d_parent），注意 chroot 下不能穿越根；- 普通分量：
- 先
lookup_fast（RCU 查 dcache）；- 未命中走
lookup_slow：分配 dentry 并调用具体文件系统读目录；- 符号链接：
follow_link读取目标，递归解析；- 挂载点：
follow_mount切换到挂载文件系统的根。7.5 符号链接处理
- 符号链接内容是目标路径字符串，缓存在 page cache；
- 解析时递归，受两个限制：嵌套深度（约 8）、总链接数（约 40），超限返回
ELOOP；- 权限检查针对目标文件，不检查符号链接本身；
O_NOFOLLOW让 open 不跟随末尾符号链接。7.6 最后一个分量的特殊处理
stat：必须存在；open(O_CREAT)：不存在则创建；O_CREAT|O_EXCL：保证原子创建，已存在则失败（防竞态）；O_DIRECTORY：必须是目录；O_NOFOLLOW：末尾符号链接不跟随。7.7 路径由谁提供、最初路径从哪来
- 命令/工具访问本质是进程访问，进程有 CWD，相对路径由进程提供；
- 系统安装后有根目录和缺省目录，用户创建的文件天然处于某条路径中；
- 是系统 + 用户共同构建了 Linux 的路径结构。
八、路径缓冲与三种遍历模式
8.1 为什么要先把路径拷进内核
系统调用传进来的路径在用户态内存里，内核在解析过程中（可能含磁盘 I/O），用户线程可能修改它，造成混乱甚至安全问题。
所以解析前先用
getname()把路径完整拷到内核缓冲区，再基于这份固定副本解析。8.2 路径缓冲实现
getname()：优先从 per-cpu 名称缓存分配，否则kmalloc；- 返回
struct filename（含 name、uptr、refcnt）；putname()释放；- 这份内核副本就是路径解析的工作内存。
8.3 三种遍历模式
模式 特点 适用 RCU walk 无锁、最快，靠 RCU + seqlock 校验 dcache 全命中、无阻塞 ref walk 持有 dentry 引用计数和锁 需要读磁盘、符号链接 RCU → ref 回退 RCU 校验失败（ECHILD）自动降级 运行时动态切换
九、挂载分区与路径前缀
9.1 inode 不能跨分区
- inode 号、块号都是以分区为单位划分的，不能跨分区；
- 但 Linux 可以有多个分区/文件系统，那么路径解析时怎么知道自己在哪一个分区？
9.2 挂载：把文件系统和一个目录关联
分区写入文件系统后无法直接使用，必须挂载到某个目录（挂载点）才能访问。
实验流程：
cppdd if=/dev/zero of=./disk.img bs=1M count=5 # 造一个 5MB 磁盘文件 mkfs.ext4 disk.img # 建立 ext4 文件系统 mkdir /mnt/mydisk # 建立挂载点 sudo mount -t ext4 ./disk.img /mnt/mydisk # 挂载 df -h # 看到 /dev/loop0 挂到 /mnt/mydisk sudo umount /mnt/mydisk # 卸载9.3 loop 回环设备
- 挂载普通文件时，
df -h显示设备是/dev/loop0；- loop（回环/loopback）设备是一种伪设备，让一个普通文件被当作块设备使用，从而把文件（如 ISO 镜像、磁盘镜像）挂载成文件系统。
9.4 关键结论：靠"路径前缀"判断分区
挂载后，每个文件系统都挂在目录树的某个目录下，因此：
可以根据访问目标文件的"路径前缀"，准确判断它属于哪个分区/文件系统；
路径解析走到挂载点时，就切换到对应文件系统继续解析。
十、权限检查与 sticky bit
10.1 路径上的权限
路径上的每一级目录都必须有执行（搜索）权限 x，最后再检查目标文件的读/写权限：
权限 对目录的含义 r 能列出目录里的文件名（ls） w 能在目录里增删改名目录项（创建/删除文件） x 能进入/穿越目录，访问其中的文件
- 只有 r 没有 x：能看到文件名，却无法访问文件；
- 只有 x 没有 r：能访问知道名字的文件，但不能列出全部；
- 删除文件需要父目录的 w 权限（配合 x），而不是文件本身的写权限------因为删除本质是修改父目录的目录项。
10.2 sticky bit
- sticky bit（t）：在
/tmp这类公共可写目录中，只有文件属主、目录属主、root 能删除/改名别人的文件；- 防止公共目录里互相删除文件。
十一、软硬链接
11.1 硬链接：多个名字对应同一个 inode
cpptouch abc ln abc def # 建立硬链接 def，指向 abc 的 inode ls -li abc def # 两者 inode 相同，硬链接计数为 2
- abc 和 def 地位完全相同，都是指向同一 inode 的目录项；
- 内核在 inode 中记录硬链接计数，此时为 2。
11.2 软链接：通过名字引用，是独立文件
cppln -s abc abc.s # 创建软链接 abc.s，指向 abc ls -li # abc 普通文件，inode 263563，链接数 2 # abc.s -> abc 软链接，独立 inode 261678，链接数 1
- 软链接是独立文件，有自己的 inode，数据块里存的是目标文件的路径字符串；
- 路径解析遇到软链接时，读出目标路径再递归解析。
11.3 软硬链接对比
对比项 硬链接 软链接 本质 文件名与 inode 的映射（目录项） 独立文件，存目标路径 inode 与目标相同 与目标不同 跨文件系统/分区 不能（inode 不跨分区） 能 链接目录 不能（普通用户） 能 目标删除后 仍可访问（链接数还在） 失效（悬空链接） 典型例子 .、..快捷方式 11.4 删除文件的两步操作
删除一个文件时内核做两件事：
- 在父目录中删除该目录项；
- 将 inode 的硬链接计数 −1；只有计数减到 0、且没有进程打开它时，才真正释放 inode 和数据块。
11.5 文件的三个时间
时间 含义 Access（atime） 文件内容最后被访问的时间 Modify（mtime） 文件内容最后被修改的时间 Change（ctime） 文件属性（inode）最后被改变的时间
十二、TOCTOU 与安全机制
12.1 TOCTOU 问题
经典的 TOCTOU（Time Of Check To Time Of Use）：
先
access/stat检查文件，再open，两步之间文件可能被替换（符号链接攻击），造成越权访问。12.2 解决方案
*at系列（openat、fstatat、mkdirat、unlinkat、renameat）：相对路径基于dirfd，dirfd可传AT_FDCWD；- 打开后用
fstat检查 fd，而不是再检查路径；- O_NOFOLLOW：不跟随末尾符号链接；
- O_PATH：只获得一个路径级 fd（不真正打开），专门用作
*at的 dirfd；- O_CREAT|O_EXCL：原子创建；
- O_TMPFILE：创建无目录项的临时文件，从根本上避免路径竞态。
十三、getcwd 与 realpath
- getcwd(buf, size)：内核从 pwd 的 dentry 沿
d_parent上溯，用prepend_path逐段前插，直到根，再反向拼出完整路径；- realpath(path, buf)：库函数，解析路径中所有符号链接、
.、..，返回规范化绝对路径；- canonicalize_file_name(path)：等价于自动 malloc 结果的 realpath；
- 底层可借助
readlink("/proc/self/fd/...")。
十四、常见错误码汇总
错误码 含义 ENOENT 路径某分量不存在 ENAMETOOLONG 路径超 4096 或文件名超 255 EACCES 某级目录无 x 权限或目标无 r/w 权限 ELOOP 符号链接嵌套过多 ENOTDIR 路径中间分量不是目录 EEXIST O_CREAT ENOTEMPTY 删除非空目录
十五、面试题精讲（44 题）
概念与原理
1. 文件名存在哪里？为什么说文件名不属于文件？
存在父目录的目录项里，inode 不存名字。
文件名只是 "目录项 → inode 号" 的映射，所以重命名只改目录项、硬链接可以让一个文件有多个名字。
2. 磁盘上有"目录"这种东西吗？
没有，磁盘上只有"文件属性 + 文件内容"。
目录也是文件，只是它的数据块存的是"文件名 → inode 号"。
3. 目录是什么？里面存的是什么？
目录是特殊文件，有 inode 和数据块，数据块里存目录项（文件名 → inode），还含
.和..。
4. VFS 四大对象及关系？
super_block（已挂载文件系统）、inode（文件）、dentry（路径分量）、file（打开实例）。
dentry 指向 inode，file 持有 path（dentry+mnt），多个 dentry/file 可对应同一 inode。
5. dentry 和磁盘目录项的区别？
dentry 是内存对象、非持久、组成 dcache，含父子关系和挂载点信息；
磁盘目录项是持久的、按文件系统格式存储。
6. 为什么需要 dcache？
路径解析每分量都要查目录，dcache 用哈希表缓存已解析的 dentry，命中即可不读磁盘，大幅加速路径解析。
7. 什么是负 dentry？有什么用？
d_inode 为 NULL 的 dentry，表示该名字查过但不存在。
缓存它可以快速返回 ENOENT，避免反复读磁盘；
创建文件时转正。
8. 一个 inode 可以对应几个 dentry？为什么？
多个。硬链接会产生多个目录项，再加上不同路径、挂载点访问，都可能产生多个 dentry 指向同一 inode。
9. 硬链接和符号链接在路径解析中的区别？
硬链接就是普通目录项，直接指向同一 inode，无额外解析；
符号链接的内容是目标路径，需要
follow_link递归解析并可能返回 ELOOP。
10. PATH_MAX 和 NAME_MAX 是多少？
PATH_MAX 4096（整条路径），NAME_MAX 255（单文件名），
超限返回 ENAMETOOLONG。
11. 为什么单文件名限制是 255？
历史上 ext 文件系统目录项用 1 字节 name_len（最大 255），成为通用上限。
12. 目录项在磁盘上的格式？
inode（4B）、rec_len（2B）、name_len（1B）、file_type（1B）、name（变长），ls 底层用 getdents64 读取。
路径解析内核机制
13. 描述路径解析的完整流程。
getname 拷贝路径 → path_init 确定起点（root/pwd）→ link_path_walk 逐分量（查 dcache、miss 读磁盘、符号链接递归、穿越挂载点、每级查 x 权限）→ do_last 处理最后分量 → complete_walk 完成。
14. 为什么路径解析能一路递归到根？根目录为什么特殊？
打开任何文件都要先打开父目录，父目录又要打开它的父目录，递归到根目录为止；
根目录的文件名和 inode 号（ext 为 2）固定，开机即知，无需查找。
15. 为什么路径解析前要把路径拷进内核？
防止解析过程中用户态修改路径，保证一致性并避免安全漏洞（TOCTOU）。
16. RCU walk 是什么？为什么快？
在 RCU 保护下无锁遍历 dcache，配合 seqlock 检测 dentry 是否被修改，无需拿引用计数和锁，所以最快；
遇到阻塞或校验失败回退到 ref walk。
17. 路径解析中每一级需要什么权限？
路径上每一级目录都需要 x（搜索）权限，最后目标文件再检查 r/w 权限。
18. 为什么目录需要 x 权限？
x 表示可以"进入/穿越"目录、按名字访问其中的文件。
没有 x，即使有 r 也只能看到文件名而无法访问。
19. 目录 r、w、x 分别表示什么？
r 列出文件名；
w 增删改名目录项；
x 进入/穿越并访问文件。
20. 符号链接如何处理？权限检查谁？
读取目标路径递归解析，嵌套/总数超限返回 ELOOP；
权限检查针对目标文件，不检查符号链接本身。
21. ELOOP 在什么情况下出现？
符号链接自指、互相指或嵌套过深，超过内核限制（约 8 层/40 次）。
22. 路径解析遇到挂载点怎么处理？
follow_mount 检测 dentry 上的挂载，把当前 path 切换到挂载文件系统的根，再继续解析。
23. nameidata 是什么？
路径解析的状态结构，保存当前 path、起点 root、last_type、flags、链接计数（link_count/total_link_count）等。
24. dcache 如何组织与回收？dentry 引用计数有何作用？
哈希表（父 dentry+名字）用于查找，LRU 链表挂载引用计数为 0 的 dentry，内存紧张时回收；
count>0 不会被回收，降为 0 进入 LRU。
挂载与文件系统
25. inode 能跨分区吗？怎么确定在哪个分区？
不能，inode 以分区为单位编号；
文件系统挂载到目录树后，根据路径前缀判断分区，走到挂载点就切换文件系统。
26. 挂载的本质是什么？
分区写入文件系统后无法直接使用，必须挂载（mount）把文件系统和某个目录关联，之后通过该目录访问。
27. loop 设备是什么？
伪设备，让普通文件被当作块设备，从而把磁盘镜像/ISO 文件挂载成文件系统（如 /dev/loop0）。
28. 为什么硬链接不能跨文件系统、不能链接目录？
硬链接靠 inode 关联，而 inode 只在本文件系统内有效；
目录被限制硬链接是为了防止破坏目录树层级（
./..一致性）。
29. 路径由谁提供？最初路径从哪来？
进程有 CWD，相对路径由进程提供；
系统提供根目录和缺省目录，用户新建文件天然处于路径中，由系统+用户共同构建。
系统调用与场景
30. getcwd 如何实现？
从 pwd dentry 沿 d_parent 上溯到根，逐段前插（prepend_path）拼出路径。
31. realpath 做了什么？
解析所有符号链接、
.、..，返回规范化绝对路径。
32. openat 解决什么问题？
相对路径基于指定 dirfd 而非全局 cwd，避免多线程 cwd 竞态和 TOCTOU；
dirfd 为 AT_FDCWD 时等价于 open。
33. 什么是 TOCTOU？如何彻底解决？
检查与使用之间文件被替换。
用
*at系列、打开后 fstat、O_NOFOLLOW、O_PATH、O_TMPFILE 等手段。
34. O_PATH 是什么？用途？
只获得路径级 fd，不真正打开文件，不能读写，但可作为
*at的 dirfd 或配合 fstat/dup 使用，适合安全的路径操作。
35. O_NOFOLLOW 的作用？
让 open 不跟随末尾符号链接，若末尾是符号链接则失败，防止符号链接攻击。
36. chroot 为什么不是安全边界？
chroot 只改 root，若 cwd 仍在外部、持有已打开 fd 或进程有特权，仍可能逃逸；
容器应使用 mount namespace + pivot_root。
37. 删除一个正在被打开使用的文件会发生什么？
unlink 只删目录项并使 inode 链接数减 1；
只要有 file 打开，inode 和数据块不释放，fd 仍可读写；
全部关闭后才真正释放空间。
这也是日志文件被删后磁盘空间不立即释放的原因，可通过
/proc/pid/fd恢复。
38. 文件的三个时间分别是什么？
Access（atime）最后访问、Modify（mtime）内容最后修改、Change（ctime）属性最后改变。
进阶场景
39. 为什么 open 之后，原路径文件被替换/删除不影响已打开的 fd？
d 直接绑定 file → inode，路径解析只在 open 时发生一次；
之后文件按 inode 访问，与路径无关。
40. 为什么 rename 是原子的？如何利用它做原子更新？
rename 只改目录项，由文件系统保证原子性和崩溃一致性**。**
写配置时先写临时文件再 rename 覆盖目标，读取方要么看到旧内容要么看到新内容，不会读到半截。
41. 为什么 rm -rf 大目录很慢？
每个文件都要单独 unlink、每个目录 rmdir，每次都要路径解析、改目录项、改位图、更新元数据，是大量元数据操作而非顺序 I/O。
42. 如何安全地创建临时文件？
用 mkstemp（内部 O_CREAT|O_EXCL 原子创建）或 O_TMPFILE（无目录项）；
不要用 tmpnam/mktemp 等有竞态的函数。
43. 为什么删除文件需要父目录的写权限，而不是文件本身？
删除动作本质是修改父目录的目录项，所以需要父目录的 w 权限（配合 x）；
文件本身的权限不决定能否被删除（sticky bit 另有限制）。
44. sticky bit 解决什么问题？
在
/tmp等公共可写目录中，防止用户删除/改名别人的文件，只有文件属主、目录属主、root 可操作。
十六、总结
把整条链路串起来：
- 路径字符串先经
getname拷入路径缓冲；- 从 root（绝对）或 pwd（相对） 开始；
- 逐分量在 dcache 中查找（命中走 RCU，未命中读磁盘），处理符号链接、挂载点和每级 x 权限；
- 走到挂载点时，根据路径前缀切换到对应分区/文件系统；
- 找到 dentry → inode，open 后由 fd → file 持有，此后不再依赖路径；
- 软硬链接、删除计数、三个时间刻画了文件的"名字---inode"关系；
- 安全问题（TOCTOU、临时文件、公共目录）由
*at、O_PATH、O_NOFOLLOW、O_TMPFILE、sticky bit 等机制解决。核心一句话：
路径解析是"字符串 → dentry → inode"的查找过程，
而文件描述符是"解析完成后与路径无关的稳定句柄"。
