【Linux】——文件(下)-优快云博客

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重定向
缓冲区
- 语言缓冲区
- 系统缓冲区
磁盘与文件系统
软硬链接
- 软链接
- 硬链接

重定向

什么是重定向：

重定向的原理其实就是更改文件描述符中特定下标中的内容！

我们来验证一下这个结论：

输出重定向

如果我们关闭对应标准输出流的文件描述符1

#include <stdio.h>
#include <sys/stat.h>
#include <sys/types.h>
#include <fcntl.h>
#include <unistd.h>
int main()
{
    close(1);//关闭标准输出流
    int fd=open("log.txt",O_WRONLY|O_CREAT,0666);
    if(fd<0)
    {
        perror("open fail:");
        return 1;
    }
    //向屏幕打印信息
    printf("hello world!\n");
    printf("hello world!\n");
    printf("hello world!\n");
    printf("hello world!\n");
    printf("hello world!\n");
    fflush(stdout);//刷新缓冲区
    close(fd);
    return 0;
}

在这里插入图片描述

从上面我们可以看出，本来是向屏幕打印的数据，结果却重定向到了log.txt。

输入重定向

#include <stdio.h>
#include <sys/stat.h>
#include <sys/types.h>
#include <fcntl.h>
#include <unistd.h>
int main()
{
    close(0);//关闭标准输入流
    int fd=open("log.txt",O_RDONLY);
    if(fd<0)
    {
        perror("open fail:");
        return 1;
    }
    //向屏幕打印信息
    char buf[128]={'\0'};
	while (scanf("%s", buf) != EOF)
    {
		printf("%s\n", buf);
	}
    close(fd);
    return 0;
}

在这里插入图片描述

从上面我们可以看出，本来是从屏幕上读取数据，结果从log.txt里读取了。

dup2函数

dup2函数是操作系统专门给用户提供的一个系统调用函数，它的作用就是拷贝文件描述符

功能：dup2会将fd_array[oldfd]的内容拷贝到fd_array[newfd]当中，如果newfd已经打开，dup2会先关闭它，然后再进行拷贝。
返回值：如果调用成功，返回newfd，否则返回-1。

在这里插入图片描述
在使用dup2函数时，需要注意两个点：

oldfd：必须是一个有效的、已打开的文件描述符。如果 oldfd 无效，dup2 会返回 -1 并设置 errno。
如果oldfd是一个有效的文件描述符，但是newfd和oldfd具有相同的值，则dup2不做任何操作，并返回newfd。

#include<stdio.h>
#include<unistd.h>
#include<sys/stat.h>
#include<sys/types.h>
#include<fcntl.h>
int main()
{
    int fd=open("log.txt",O_WRONLY|O_CREAT,0666);
    if(fd<0)
    {
        perror("open fail:");
        return 1;
    }
    close(1);
    dup2(fd,1);//进行重定向
    printf("hello printf!\n");
    fprintf(stdout,"hello fprintf!\n");
    close(fd);
    return 0;
}

在这里插入图片描述

缓冲区

语言缓冲区

我们先看一段代码演示：

#include <stdio.h>
#include <sys/stat.h>
#include <sys/types.h>
#include <fcntl.h>
#include <unistd.h>

int main()
{
    close(1);//关闭标准输出流
    int fd=open("log.txt",O_WRONLY|O_CREAT,0666);
    if(fd<0)
    {
        perror("open fail:");
        return 1;
    }
    //向屏幕打印信息
    printf("hello world!\n");
    printf("hello world!\n");
    printf("hello world!\n");
    printf("hello world!\n");
    printf("hello world!\n");
    close(fd);
    return 0;
}

在这里插入图片描述
为啥我明明关闭标准输出流了log.txt里还啥都没打印进去呢？
这里就跟缓冲区有关，常见的缓冲区刷新方法有三种：

行缓冲：对显示器进行刷新数据
全缓冲：对磁盘文件写入数据
无缓冲。

C语言的prinft函数，如果加\n就是行缓冲，没加就是全缓冲。
对文件重定向就是让本该打印在屏幕的数据输入进了一个磁盘文件，这时缓冲方法就从行缓冲变为了全缓冲，全缓冲需要程序结束后、缓冲区满时，调用刷新缓冲区的函数才会被刷新。
但是再次之前我们用close关闭了对应的文件描述符(fd)，所以在程序结束后就无法找到对应的文件，就不会对文件进行任何的写入，所以我们一般用刷新缓冲区的函数来提前刷新缓冲区(如fflush).

系统缓冲区

我一样用一段代码演示：

#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
int main()
{
	//c
	printf("hello printf\n");
	fputs("hello fputs\n", stdout);
	//system
	write(1, "hello write\n", 12);
	fork();
	return 0;
}

在这里插入图片描述
我创建了一个子进程，为啥test.txt里不是两份一样的数据呢？怎么少了一个write？

这是因为我们执行可执行程序，打印到屏幕，默认是行缓冲，所以直接打印所有数据。但是如果我们对数据进行重定向的话，向磁盘写入数据，默认为全缓冲，此时数据都会存在语言缓冲区中。这时我们创建了一个子进程，父子进程代码数据共享，进程结束后语言缓冲区刷新，本质就是对数据进行修改，这时为了进程的独立性就会发生写时拷贝，那么因为是语言缓冲区刷新，C语言接口的数据才会打印两份，而write是直接写入系统缓冲区的，所以语言缓冲区和他没关系，他就不会发生写时拷贝，所以这就是为什么write只打印了一份。

磁盘与文件系统

磁盘

磁盘是一种永久性存储介质，在计算机中，磁盘几乎是唯一的机械设备。与磁盘相对应的就是内存，但是内存是掉电易失存储介质，所以目前所有的普通文件都是在磁盘中存储的。
磁盘的物理结构图：
在这里插入图片描述

我们如果需要找到磁盘的特定区域，只需要找到对应的扇区(sector)，磁道(track)，柱面(cylinder)就行。
磁盘的逻辑结构类似于磁带：

磁带也是磁盘的一种，在磁带圈起来时，就类似一个盘面。将其拉直展开，就可以看成是由扇区(512字节)为单位组成的数组。
我们可以将磁盘想象成卷起来的磁带，那么就可以将磁盘的某一个盘片上的某一个磁道抽象为线性结构，类似于数组：
在这里插入图片描述
在计算机中，为实现高效磁盘管理，经常进行分区操作。分区编辑器可在磁盘上划分出多个逻辑部分，如 Windows下常见的C盘和D盘。分区越多，文件管理越精细，不同性质文件可存储于不同分区。这样能更好地组织和管理文件，提升系统运行效率，便于用户快速找到所需文件，优化计算机使用体验。
我们Linux可以使用指令ll /dev/vda*来查看磁盘的分区信息。
在这里插入图片描述

inode

因为文件 = 内容 + 属性，文件的内容和属性又是分开存储的，文件内容放在Data blocks里，那么为了快速定位文件位置，所以保存文件属性的结构inode得有编号以便于快速找到文件。
我们可以通过ls -i，显示当前目录下的各文件编号。
在这里插入图片描述

EXT系列文件系统的分区结构

对于每一个分区来说，分区的头部会包括一个启动块(Boot Block)，对于该分区的其余区域，EXT2文件系统会根据分区的大小将其划分为一个个的块组(Block Group)。其中启动块的大小是确定的，而块组的大小是由格式化的时候确定的，并且不可以更改。
组成部分：
在这里插入图片描述

一组中各区域分布：
inode table(节点表)：存储了每个inode的详细信息，包括文件的大小、权限、时间戳、数据块位置等
Data blocks（数据区）：存放文件内容，全都是划分好的4KB块
inode Bitmap（inode table位图）：每个bit位表示inode table中的inode是否被占用。 inode号在inode table中早就设置好了，只是有没有被使用的问题。inode bitmap中的位置与inode table中的位置是一一对应的。
Block Bitmap（块位图）：Block Bitmap中记录着Data Block中哪个数据块已经被占用，哪个数据块没有被占用
Group Descriptor Table：块组描述符，描述块组属性信息。例如：每个组的起始inode与block编号。
超级块（Super Block）：存放当前分区文件系统本身的结构信息。记录的信息主要有：bolck 和 inode的总量，未使用的block和inode的数量，一个block和inode的大小，最近一次挂载的时间，最近一次写入数据的时间，最近一次检验磁盘的时间等其他文件系统的相关信息。
Super Block的信息被破坏，可以说整个文件系统结构就被破坏了。Super Block有多份拷贝，可在损坏时进行修复。

值得注意的是：

其他块组当中可能会存在冗余的Super Block，当某一Super Block被破坏后可以通过其他Super Block进行恢复。
磁盘分区并格式化后，每个分区的inode个数就确定了。

对于文件的几个问题，通过上面的学习基本可以回答出：

如何理解创建一个空文件？

遍历inode Bitmap，找到比特位为0的位置，申请一个未被使用的inode。
将inode表中找到对应的inode, 并将文件的属性信息填到inode结构当中。
将该文件的文件名和inode指针添加到目录文件的数据块当中。

如何理解向文件写入信息？

通过文件的inode编号找到对应的inode结构。通过inode结构找到存储该文件内容的数据块，并将数据写入数据块。
若不存在数据块或者申请的数据块已经写满了，就需要遍历block
Bitmap找到一个空的块号,并在数据区当中找到对应的空闲块，再把数据写入到数据块当中，最后还需要建立数据块和inode结构的对应关系。

删除文件做了些什么?

将该文件对应的inode在Inode map当中设置为无效。
将该文件申请过的Data Block在Block map当中置为无效。

为啥删除比下载快这么多的原因就在这里，因为文件内容并没有被删除，所以我们可以在对应文件内容被其他文件覆盖之前，通过技术手段复原已删除的文件。

目录也是一种文件，是文件就有对应的文件属性与文件内容，其中对应的文件属性就是我们的inode存储的就是目录的大小，目录的拥有者等。而对应的文件内容存储的就是该目录下的文件名以及对应文件的inode指针。

软硬链接

软链接

软链接就相当于Windows系统的快捷方式，软链接文件有自己的inode号。
建立软链接的方式：

ln -s 被链接的文件名  链接后的文件名

在这里插入图片描述
软链接文件是一个独立的文件，该文件有自己的inode。

软链接存储的是目标文件或目录的路径，而不是直接指向inode。
删除软链接不会影响目标文件，但如果目标文件被删除或移动，软链接将变为“悬空链接”（dangling link），无法访问目标。
取消软链接可以通过指令unlink 软连接名。

硬链接

硬链接文件就是源文件的一个别名，它与源文件之间具有相同的inode，大小。一旦为某个文件建立硬链接，那么对应的硬链接数就会加一。
硬链接没有独立的inode，并不是一个独立的文件, 本质是在特定的目录下，添加一个文件名和inode编号的映射关系。
建立硬链接的方式：

ln 被链接的文件名  链接后的文件名

在这里插入图片描述
取消硬链接的方式和软链接一样都可以用unlink。

我们普通的文件硬链接数量为1，为啥目录的硬链接都是2？
这是因为我们当前目录下还存在一个隐藏文件.指向我们的当前目录，.文件其实就是我们目录的硬链接文件。