基础IO —— Linux

C语言总结在这常见八大排序在这

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文件描述符fd

先来认识一下两个概念 : 系统调用和库函数
write read close lseek ,类比C文件相关接口
系统接口

write read close lseek
C库函数
#include 
#include 
 
 
int main()
{
    FILE *fp = fopen("./bite", "wb+");
    if (fp == NULL) {
        perror("fopen error");
        return -1; 
    }   
    fseek(fp, 0, SEEK_SET);
    char *data = "linux so easy!\n";
    //size_t fwrite(const void *ptr, size_t size, size_t nmemb, FILE *stream);
    size_t ret = fwrite(data, 1, strlen(data), fp);
    if (ret != strlen(data)) {
        perror("fwrite error");
        return -1; 
    }   
    //注意读的时候要fseek！！！因为之前写了之后，文件指向位置就已经变了
    fseek(fp, 0, SEEK_SET);//跳转读写位置到，从文件起始位置开始偏移0个字节
    char buf[1024] = {0};
    //size_t fread(void *ptr, size_t size, size_t nmemb, FILE *stream);
    ret = fread(buf, 1, 1023, fp);//因为设置读取块大小位1，块个数为1023因此fread返回值为实际读取到的数据长度
    if (ret == 0) {
        if (ferror(fp)) //判断上一次IO操作是否正确
            printf("fread error\n");
        if (feof(fp)) //判断是否读取到了文件末尾
            printf("read end of file!\n");
        return -1; 
    }   
    printf("%s", buf);
    fclose(fp);
    return 0;
}
通过使用open，我们知道了文件描述符就是一个小整数，用其来操作文件（传参）

fopen fclose fread fwrite 都是 C 标准库当中的函数，我们称之为库函数（ libc ）。

而， open close read write lseek 都属于系统提供的接口，称之为系统调用接口

回忆一下我们讲操作系统概念时，画的一张图

系统调用接口和库函数的关系，一目了然。

所以，可以认为， f# 系列的函数，都是对系统调用的封装，方便二次开发。

文件 = 文件内容 + 文件属性

文件操作 = 文件内容的操作 + 文件属性的操作

我们平时说的打开文件：就是将文件的属性或内容加载到内存中 -- 冯诺依曼体系结构决定的

通常我们说的打开文件，访问文件是我们写的代码运行起来也就是说是进程去进行操作的

我们常常听说当前路径

什么是当前路径

就是当前进程所处的工作路径

查看进程当前路径
：ls /proc 进程pid

看见一个 cwd 会软连接一个路径那个就是当前路径啦

cwd（Current Working Directory）

PS：Linux下的 FILE 里面的 fileno 就是文件描述符

0 & 1 & 2

（我们知道了文件描述符就是一个小整数）

Linux进程默认情况下会有3个缺省打开的文件描述符

分别是标准输入0，标准输出1，标准错误2.

0,1,2对应的物理设备一般是：键盘，显示器，显示器

所以输入输出还可以采用如下方式：

现在知道，文件描述符就是从 0 开始的小整数。当我们打开文件时，操作系统在内存中要创建相应的数据结构来描述目标文件。于是就有了file 结构体。表示一个已经打开的文件对象。而进程执行 open 系统调用，所以必须让进程和文件关联起来。每个进程都有一个指针*files, 指向一张表 files_struct, 该表最重要的部分就是包涵一个指针数组，每个元素都是一个指向打开文件的指针！所以，本质上，文件描述符就是该数组的下标。所以，只要拿着文件描述符，就可以找到对应的文件（重点）

文件描述符的分配规则
#include 
#include 
#include 
#include 
int main()
{
 int fd = open("myfile", O_RDONLY);
 if(fd < 0){
 perror("open");
 return 1;
 }
 printf("fd: %d\n", fd);
 close(fd);
 return 0;
}
输出发现是 fd: 3

关闭 0 或者 2 ，在看
#include 
#include 
#include 
#include 
int main()
{
 close(0);
 //close(2);
 int fd = open("myfile", O_RDONLY);
 if(fd < 0){
 perror("open");
 return 1;
 }
 printf("fd: %d\n", fd);
 close(fd);
 return 0;
}
发现是结果是： fd: 0 或者 fd 2 可见，文件描述符的分配规则：在 fifiles_struct 数组当中，找到当前没有被使用的最小的一个下标，作为新的文件描述符

重定向

那如果关闭 1 呢？看代码：
#include 
#include 
#include 
#include 
#include 
int main()
{
 close(1);
 int fd = open("myfile", O_WRONLY|O_CREAT, 00644);
 if(fd < 0){
 perror("open");
 return 1;
 }
 printf("fd: %d\n", fd);
 fflush(stdout);
 
 close(fd);
 exit(0);
}
此时，我们发现，本来应该输出到显示器上的内容，输出到了文件 myfile 当中，其中， fd ＝ 1 。这种现象叫做输出重定向。常见的重定向有:>, >>, <

那重定向的本质是什么呢

其实就是把原来数组中所指向的内容改变了。但是他含义还是那个含义，比如stdout原来是在1的位置，现在用重定向把文件标识符3位置的数据给了1（就是覆盖），但是下次使用stdout的时候，系统还是会去1的位置去使用其数据，外部是并不知道里面进行了重定向的。

使用 dup2 系统调用

注意这里和平时习惯是反的，相当于是用前面的数据去覆盖后面的数据（duplicate 复制）

FILE

因为IO相关函数与系统调用接口对应，并且库函数封装系统调用，所以本质上，访问文件都是通过fd访问的。

所以C库当中的FILE结构体内部，必定封装了fd。

缓冲区

来段代码在研究一下：

但如果对进程实现输出重定向呢？ ./hello > file ，我们发现结果变成了：

我们发现 printf 和 fwrite （库函数）都输出了 2 次，而 write 只输出了一次（系统调用）。为什么呢？肯定和fork有关！

一般 C 库函数写入文件时是全缓冲的，而写入显示器是行缓冲。

printf fwrite 库函数会自带缓冲区（进度条例子就可以说明），当发生重定向到普通文件时，数据的缓冲方式由行缓冲变成了全缓冲。

而我们放在缓冲区中的数据，就不会被立即刷新，甚至 fork 之后

但是进程退出之后，会统一刷新，写入文件当中。

但是 fork 的时候，父子数据会发生写时拷贝，所以当你父进程准备刷新的时候，子进程也就有了同样的一份数据，随即产生两份数据。

write 没有变化，说明没有所谓的缓冲。

综上： printf fwrite 库函数会自带缓冲区，而 write 系统调用没有带缓冲区。另外，我们这里所说的缓冲区，都是用户级缓冲区。其实为了提升整机性能，OS 也会提供相关内核级缓冲区，不过不再我们讨论范围之内。

那这个缓冲区谁提供呢？ printf fwrite 是库函数， write 是系统调用，库函数在系统调用的 “ 上层 ” ，是对系统调用的“ 封装 ” ，但是 write 没有缓冲区，而 printf fwrite 有，足以说明，该缓冲区是二次加上的，又因为是C，所以由 C 标准库提供（这里的缓冲区是属于语言级别的缓冲区）。

输出重定向的时候有5条数据（行缓冲变成了全缓冲所以就算加了\n还是不能直接输出）

可以看看FILE结构体：

typedef struct _IO_FILE FILE ; 在 /usr/include/stdio.h

标准输出和标准错误的区别（补充）

虽然都是向显示器打印，但是自己的文件描述符是不一样的，重定向只是对 1 重定向了

如何分开 1 2

这么做的意义就是哪些是日常输出，哪些是错误
如何打到一起

文件系统

什么是文件系统

上面的所以内容，都是内存中的东西，但是我们知道，大量的文件是在磁盘中的，也就是说我们需要去管理他们！而这就是文件系统（要做的工作）！

关于磁盘

磁盘的存储结构

每片磁盘有两面，每面有很多磁道，每个磁道被分为n段，每小段称作扇区。

所有盘的里圆心同距离的磁道组成磁柱。

虽然每个扇区是512byte，但是并不是意味着操作系统去访问的时候也是按1512byte去访问的，文件系统访问磁盘的基本单位是4KB

意义：

1. 提高IO效率（因为一下512byte太小了会频繁访问）

2. 不要让软件（OS）设计和硬件（磁盘）具有强相关性，换句话说，就是解耦合

CHS地址

想找到一个存储单元，我们只要找到他在磁盘上的那个盘面，那个磁道，那个扇区我们就可以找到他！用同样的方法，我们可以找到所有的基本单元！

磁盘的逻辑结构

还是先描述后组织。虽然磁盘是一盘一盘的进行存储，但是我们可以想象成像数组一样的线性存储结构，也就是LBA（逻辑块地址），这样对磁盘的管理就变成了对数组的管理。然后我们使用的是LBA地址去访问磁盘也就是把LBA地址转换为CHS（Clinder head Sector）地址。

inode

ls -i 可以看文件的 inode

磁盘那么大，我们就要进行管理。

为了能解释清楚 inode 我们先简单了解一下文件系统

上图为磁盘文件系统图（内核内存映像肯定有所不同），磁盘是典型的块设备，硬盘分区被

划分为一个个的 block 。一个 block 的大小是由格式化的时候确定的，并且不可以更改。例如 mke2fs 的 -b 选项可以设定block 大小为 1024 、 2048 或 4096 字节。而上图中启动块（ Boot Block ）的大小是确定的

Block Group ： ext2 文件系统会根据分区的大小划分为数个 Block Group 。而每个 Block Group 都有着相同的结构组成。政府管理各区的例子

超级块（ Super Block ）：存放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

GDT， Group Descriptor Table ：块组描述符，描述块组属性信息

块位图（ Block Bitmap ）： 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

inode 位图（ inode Bitmap ）：每个 bit 表示一个 inode 是否空闲可用。

i节点表 : 存放文件属性如文件大小，所有者，最近修改时间等

数据区：存放文件内容（占大部分空间）

SB（超级块）：表示整个分区有多少个块，一个块组的inode table 和block 的使用情况，整个分区从磁盘的几号到几号分区是我的等等一些数据，宏观上管理的是整个分区
而GDP是管理分区中的一个组，剩余的段就是管理一个组的文件属性和文件内容
对应SB为什么不单独放出来，而是放在了Block group里面，其实并不是每个Block group里面都有，而是比如10个里面有2-3个有而且完全一样，主要是为了备份，就是怕损坏之后，整个分区全部没用了！（重要）

那一个inode文件如何把自己的文件属性和文件内容关联起来呢？（在这里我们看到是分开存的）

首先 inode table 里面会有一个 inode 来标识 inode（每个 struct inode）的唯一性。然后是struct inode 里面会存有一个blocks的数组，比如 blocks【15】，比如前12位置直接保存的就是该文件对应的blocks（Date blocks）编号，后面三个位置指向一个date blocks，但是这个 date blocks 不保存有效数据，而保存该文件所适用的其他块的编号。

文件名并不保存在 struct inode 里面

首先文件名是属性吗？答案是是。但是inode里面并不保存文件名，Linux下底层实际都是通过inode编号标识文件的！

那么我们怎么找到文件呢？找文件就要找到inode编号，那么inode编号谁告诉我呢？

其实是目录！目录也是文件，目录文件的内容就是文件名和inode的映射关系！，所以Linux同一个目录下，不可以创建多个同名文件，因为文件名本身就是具有Key值的东西。所以！创建一个文件的时候，一定是在一个目录下！

当我们创建一个文件，操作系统做了什么

首先创建的文件有自己的文件名和inode编号，然后去找到自己所处的目录，根据目录的inode，找到目录的dateblock，然后将文件名和inode编号的映射关系写入到目录的数据块中！

那么删除一个文件？

根据文件名在目录的文件内容里面找到删除文件的inode，然后根据删除文件的inode去找到自己的Blockbitmap和inodebitmap然后置为0就可以了！

上面是理论（重要），下面是实例：

将属性和数据分开存放的想法看起来很简单，但实际上是如何工作的呢？我们通过 touch 一个新文件来看看如何工作。

当我们touch一个文件时

创建一个新文件主要有一下4个操作：

1. 存储属性

内核先找到一个空闲的 i 节点（这里是 263466 ）。内核把文件信息记录到其中。

2. 存储数据

该文件需要存储在三个磁盘块，内核找到了三个空闲块： 300,500 ， 800 。将内核缓冲区的第一块数据复制到300 ，下一块复制到 500 ，以此类推。

3. 记录分配情况

文件内容按顺序 300,500,800 存放。内核在 inode 上的磁盘分布区记录了上述块列表。

4. 添加文件名到目录

新的文件名 abc 。 linux 如何在当前的目录中记录这个文件？内核将入口（ 263466 ， abc ）添加到目录文件。文件名和inode 之间的对应关系将文件名和文件的内容及属性连接起来。

软硬链接

软硬连接的创建

带 -s 的是软连接

软硬连接分析

软链接就是一个独立的文件（Linux下的快捷方式），有自己独立的inode和inode编号（既然是独立的文件，那就有其内容，里面存的就是指向文件的所在路径！）。

硬链接不是一个独立文件（单纯在Linux的指定目录下，给文件新增文件名和inode的映射关系），他和目标文件使用的是同一个inode。

最后的最后，创作不易，希望读者三连支持💖

赠人玫瑰，手有余香💖

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原文地址：https://blog.csdn.net/weixin_62700590/article/details/127624440