基础I/O

0 . 预备

文件是什么？

文件 = 文件内容 + 文件属性。

所以对于文件的学习，就是要学习文件的内容以及属性。

怎么才能访问文件？

文件存放在磁盘上，只有os能够访问，所以如果用户想要自己访问文件，那么os必须提供文件接口。

C语言等语言中的文件操作是系统提供的文件接口吗？

不是，语言接口是对系统提供的文件接口的封装。不同的语言由于语法的不同，文件操作也会不同，所以这并不是系统接口。

学习系统接口的意义

语言接口有多套，系统接口只有一套，学一套会十套。

不同的系统，系统接口相同吗？

显然不同，所以，如果我们自己写代码直接使用系统接口，那么这段代码的可移植性是不好的。C语言具有可移植性是因为C语言源代码将所有平台代码都实现了一遍，你用啥平台，他就放啥代码。

Linux认为一切皆文件。

狭义的文件就只是仅仅指文件，但是Linux认为只要能够写入，能够输出，即具有 I/O属性的设备都叫做文件。

0.1 C语言接口

fopen

fclose

fscanf

fprintf

…

C语言文件接口分为两部分，第一是打开文件的方式，第二是对文件进行的操作。

打开文件的方式有很多种

打开代码	意义	若指定的文件不存在
r(只读)	打开一个已经存在的文件进行读取	出错
w(只写)	打开一个文件进行写入	新建一个文件
a（追加append）	打开一个已存在文件并在末尾进行添加	出错

目前只列这么多种，还可以进行组合，也可以添加一个“+”增加一个属性。

0.2 系统接口

上面的所有C语言接口都是封装系统调用接口实现的。

我们要学的系统调用接口有四个

open：

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-XpB3CUMh-1672026572674)(E:\比特\笔记\文件系统.assets\image-20221208164451327.png)]

open函数返回一个int类型的值，叫做 fd， 也就是我们的文件描述符，若fd为-1表示打开失败，否则成功。

fd 的值为 0， 1， 2分别代表标准输入，输出和错误。

C语言上的stdin， stdout和stderror是对 fd做封装的结构体。

open函数有两种函数原型。这两个函数的区别是是否具有mode这个参数，mode代表文件的权限，mode和之前的chmod一样，通过给八进制数来设置权限，比如说mode设为 0666 ，就是rw-rw-rw-，但是同时也要考虑umask的影响，可以通过umask这个系统接口将umask的初始值设为 0.

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-nhxX8PaC-1672026572676)(E:\比特\笔记\文件系统.assets\image-20221208203552520.png)]

open函数的第二个参数是 flag，代表操作选项，从文档中可以知道open有

O_RDONLY(只读)， O_WRONLY(只写), O_RDWR(读+写), O_TRUNC(如果指定文件存在，就清零，不存在，就创建新的空文件)等等选项，这些选项的组合是通过 ‘或 ‘操作实现的，比如想要实现只读 + 创建新文件或清零就这样写

 umask(0); //设置umaskint fd = open("hello.txt", O_RDONLY | O_TRUNC | O_CREAT, 0666);

close

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-kMoRdN2J-1672026572676)(E:\比特\笔记\文件系统.assets\image-20221208204505239.png)]

close的用法很简单，直接将fd传进去就好，

read

从文件中读出数据

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-qgmj6pJ0-1672026572677)(E:\比特\笔记\文件系统.assets\image-20221209120459792.png)]

函数参数：

fd ： 表示打开文件的文件描述符。

buf：表示将要读入的数据结构

count：表示要读入的个数

返回值：

返回值的类型是 ssize_t,这是一个正整形，表示的是实际读入的字符个数。

write

1 . 文件描述符 （fd）

在上面的fd就是我们要讲的文件描述符，为什么要有文件描述符，文件描述符是什么呢？

一个进程可以打开多个文件，打开的文件多如牛毛，os为了将其管理起来，也要“先描述，再组织”。

实际上os用了指针数组的方式来管理文件存放的指针指向一个个文件。

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-awGMEy09-1672026572677)(E:\比特\笔记\文件系统.assets\image-20221209115652539.png)]

files_struct中存储着一个个指向已经打开的文件，所谓的文件描述符就是这个指针数组的下标。

1.1 fd的分配规则

fd的分配规则是分配最小的，且没有被打开的文件描述符。

比如如果0， 1， 2，如果被stdin，stdout和stderr占用了，那么新打开的文件就会被安排上后面的数字中的最小值。

当然，如果将0，1，2中的任意一个close掉，比如close（0），后面的新加入内存的文件就会被分配0（因为此时0是最小的，且没有被打开）。

  //狸猫换太子1 #include <stdio.h>2 #include <unistd.h>3 #include <sys/stat.h>4 #include <sys/types.h>5 #include <string.h>6 #include <fcntl.h>7 8 int main()9 {10   umask(0);11   close(1);12   int fd = open("login.txt", O_WRONLY | O_CREAT | O_TRUNC, 0666);13   if (fd < 0)14   {15     perror("open");16     return 1;17   }18 19   printf("%d\n", fd);20   fflush(stdout); //如果不刷新缓冲区就不能写入我们的文件21   close(fd);                                                                                                          22   return 0;23 }

这段代码把stdout关闭了，fd就被分配到stdout的位置，而printf和fprintf都是向stdout内写入信息，自然就写入到了login.txt中。也就是说file_struct这个指针数组中下标为1的位置存放的指针实际上指向的不是显示器，而是我们自己的文件。而这里也就是我们的输出重定向的原理。

要注意的是必须加上fflush或者注释close（fd），不然写入不到我们的文件中，原因后面讲。

重定向

在os内部，更改fd对应的内容的指向，就可以实现。

上面讲的仅仅是重定向的原理，实际上我们没必要使用重定向的时候每次都要close原来的fd。在Linux中有一系例如系统调用接口：dup，其中最常用的是dup2.

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-UajKlv4v-1672026572678)(E:\比特\笔记\文件系统.assets\image-20221209162544152.png)]

dup2函数原型如下

int dup2(int oldfd, int newfd);

通过dup2函数将file_struct中的oldfd下标所在的指针更换成newfd下表所在的指针，依次来实现重定向的功能。

代码示例

   #include <stdio.h> #include <unistd.h>#include <sys/stat.h>#include <sys/types.h>#include <string.h>#include <fcntl.h> int main(int argc, char* argv[]){                                    if (argc != 2)   return 2;                   umask(0);        //重定向接口     int fd = open("login.txt", O_WRONLY | O_CREAT | O_A    PPEND, 0666);dup2(fd, 1);//让1中内容和fd中内容一致printf("fd:%d\n", fd)                              printf("%s\n", argv[1]);return 0;}//代码输出结果：//fd:3
//if_the_swap_success?

由上述代码输出结果可以看出，dup2并不会改变oldfd的值，仅仅是改变了newfd的值，所以可以的话，尽量手动关闭oldfd。

2. 一切皆文件

之前一直说Linux下一切皆文件，但是为什么这么说呢？之前一直都只是感性的认识，凭什么这么说呢？

思考一个问题：用C语言如何实现面向对象方法 ？

在C++的类中不仅能包含成员变量，还能够包含成员函数，而在C语言中，可以使用函数指针这样的方式来完成一个面向对象的结构。

struct
{//成员变量int (*read)(int n, void *buf);//函数指针，指向方法int (*write)(int n, void *buf);
};

而我们说一切皆文件，也就是把键盘，显示器，磁盘，网卡等外设全部一视同仁了，但是这些设备他的物理结构就是不一样的呀，所以他们的访问方式必须是不一样的，那为什么还说一切皆文件呢？

答案就在于上面的struct，尽管你们的读写方式是不同的，但是我同样的可以用一个struct来描述你，只不过函数指针指向你特定的函数，所以在上层看来，所有的外设都一样，都可以用这个struct来描述。同时struct的数量多起来后，也是需要“先描述，再组织”的。

所以才说，Linux下 “一切皆文件”。

3. 缓冲区

缓冲区其实本质上就是一段内存空间，缓冲区存在的意义就是提高效率，他属于是拒绝了一个一个数据刷新的策略，是积攒一些数据后再刷新。

因此缓冲区其实很像快递。而缓冲区的刷新策略和快递的发货策略也很相像

• 立即刷新

• 行刷新（刷新\n之前的所有数据）

• 满刷新数据满了之后再刷新

• 特殊情况：

  1.用户强制刷新：fflush

  2.进程退出

一般而言 行缓冲的的设备文件 – 显示器

全缓冲的设备文件 — 磁盘文件

但是，所有的设备永远都倾向于全缓冲，因为这样可以有效减少IO操作（IO操作太耗费时间）。

一个例子：

  1 #include <stdio.h>2 #include <string.h>3 #include <sys/types.h>4 #include <sys/stat.h>5 #include <fcntl.h>6 #include <unistd.h>7 8 9 int main()10 {11   //C语言提供接口12   printf("%s", "hello printf\n");13   fprintf(stdout, "%s", "hello fprintf\n");14 15   //os提供接口16   const char* s = "hello write\n";17   write(1, s, strlen(s));18 19   fork();                                        20   return 0;21 }

这段代码在运行之后向显示器上打印，那么结果是这样

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-KGbJP4Wu-1672026572678)(E:\比特\笔记\文件系统.assets\image-20221209185747629.png)]

如果有fork函数，结果则截然不同

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-V5G8wCvk-1672026572679)(E:\比特\笔记\文件系统.assets\image-20221209185814010.png)]

可以看到，os提供的接口没有重复打印，但是C语言提供的接口却重复打印了

还记得之前说的那个close为什么要加fflush或者注释close的疑问吗？

之前代码再粘贴一下

  //狸猫换太子1 #include <stdio.h>2 #include <unistd.h>3 #include <sys/stat.h>4 #include <sys/types.h>5 #include <string.h>6 #include <fcntl.h>7 8 int main()9 {10   umask(0);11   close(1);12   int fd = open("login.txt", O_WRONLY | O_CREAT | O_TRUNC, 0666);13   if (fd < 0)14   {15     perror("open");16     return 1;17   }18 19   printf("%d\n", fd);20   fflush(stdout); //如果不刷新缓冲区就不能写入我们的文件21   close(fd);                                                                                                          22   return 0;23 }

这个时候调用的是printf函数，向stdout的缓冲区中写入了对应的数据，但是此时stdout对应的是磁盘文件，虽然写入了‘\n’，但是仍然不会刷新，当使用close将文件刷新后，stdout的缓冲区数据就无法刷新了。因此文件中没有内容。

从上述现象中可以知道，缓冲区绝对不是os提供的，而是C标准库提供的，因为如果是os提供的，那么系统接口应该也被重复。

第一种结果是向显示器中打印，显示器采用的是行刷新的策略，所以在fork执行的时候，缓冲区已经完全刷新了，所以此时并不会出现重复。

第二种结果中我们进行了输出重定向，向磁盘文件上写入，而磁盘文件是满刷新，fork执行时，明显缓冲区还不会刷新，所以此时如果父子进程退出，就会进行缓冲区刷新，缓冲区刷新要进行写时拷贝，同时由于缓冲区而由于缓冲区是C语言的规定，所以只有C语言的接口受限制，os的接口并不受控制。

缓冲区在哪？

事实上，在之前提到的每个文件都具有的文件结构体file_struct中，每次fputs,fprintf啥的都是先写入到缓冲区中、根据不同的缓冲刷新策略进行刷新。

stderr —— 2 的辨析

1 和 2对应的都是显示器文件，但是它俩是不同的，如同认为一个显示器文件被打开了两次。做一个代码测试

由代码测试可以知道，我们对1做重定向并不会影响2，所以其实1和2是独立的。

perror：perror函数会根据全局的错误码自动输出对应的错误信息。

errno：全局变量，表示错误码。包含在头文件errno.h中。

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-HtXMSqLP-1672026572679)(E:\比特\笔记\文件系统.assets\image-20221212213217417.png)]

strerr：错误信息。

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-HfeWwGjH-1672026572680)(E:\比特\笔记\文件系统.assets\image-20221212213133150.png)]

4. 没有被打开的文件 —— 磁盘文件

学习目标

1. 如何对磁盘文件进行分门别类的存储，用来支持更好的存取
2. 了解磁盘

4.1 磁盘结构

4.1.1 磁盘的物理结构：

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-ZBj4o2Xy-1672026572680)(E:\比特\笔记\文件系统.assets\20200330190841250.png)]

盘面：俯视看磁盘好像只有一个面，但是侧面观看就会发现一个磁盘具有许许多多的磁片。盘面看起来是光滑的，但实际上他是由许许多多个小磁铁组成的（因为磁铁具有二面性，符合计算机的0，1属性），磁头通过改变磁铁的南北极朝向写入数据。

磁头： 上图的 Read / write heads，磁头和盘面之间有一定的距离，属于是悬浮在盘面的上空，通过静电效应改变磁铁朝向。

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-c2ydn0GL-1672026572680)(E:\比特\笔记\文件系统.assets\v2-7ef4dd23b909affc4c5529bad4b0564b_r.jpg)]

磁道：磁道指上图的一个同心圆，每一个同心圆被称为一组磁道，数据就存放在磁道上。（所以并不是整个盘面都能存放数据）

扇区：磁道上的一段弧段被称为扇区，磁盘的读写以扇区为基本单位。扇区的大小为512字节。

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-JBPYvcum-1672026572681)(E:\比特\笔记\文件系统.assets\20191109164411288.png)]

柱面：柱面就是以一个磁道为底面，所有磁片的厚度为高度的一个柱形。

如何寻找到一个扇区进行写入？

chs方式：

1. 找到是哪一个面（磁头）
2. 找到是哪一个磁道（柱面）
3. 找到是哪一个扇区

通过这样的方式可以找到磁盘上的任意一个扇区进行写入。

4.1.2 磁盘的逻辑结构：

磁带示例：一卷磁带扯长开来就是一个线性结构，一条长带

–> 将磁盘盘片抽象成线性结构 --> 数组。（LBA）

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-Yyv94txT-1672026572681)(E:\比特\笔记\文件系统.assets\image-20221213115120883.png)]

找到扇区的位置 --> 找到数组中对应的位置

对磁盘的管理 --> 对磁盘数组的管理

将磁盘进行划分 --> 对磁盘数组的划分

对磁盘的管理 --> 对磁盘数组小分区的管理

因此只要管理好一个个小分区，整个磁盘就能够管理好。

4.2 磁盘的管理

4.2.1 磁盘区间划分管理

接下来要讲的就是关于小分区的管理，如下图所示，一个大分区被分成一个个小分区，这些小分区又被分成更小的分区，只要管理好这些小分区，其他的分区都采用类似的方法进行管理。

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-QYP8uqE4-1672026572682)(E:\比特\笔记\文件系统.assets\image-20221213101250127.png)]

上述的一个Block_Group就是一个文件系统。

虽然磁盘以扇区（512字节）为基本单位，但是os和磁盘的IO操作的基本单位是4KB， 这是因为512字节太小，会增加IO操作次数降低效率。而且如果os的基本单位和磁盘一样，那就是强耦合，因为如果基本单位一样的话那么磁盘基本单位一变，os也要跟着变，硬件和软件联系紧密，强耦合。

Boot block ：存放启动信息

Super blocks：存放的是整个分区，即上图的**第一个矩形（包括所有的Block group和Boot block）**的文件系统属性信息，比如有多少个块组，每个块组的使用情况，但是为甚么整块的信息要放到一个分区内呢？这是因为要防止丢失数据，磁头容易刮花磁片，如果一个分区的Super Blocks损坏可以用另一个区域的Super Blocks进行拷贝恢复。并不是每一个分组都有，前几个会有。

Data blocks：存放对应文件的内容，基本单位是bolck,一个block大小为4KB（8 * 512字节), 也叫做块。

inode table：存放对应文件的属性，基本单位是inode，由一个个的ionode组成table，一个inode的大小是128字节，存放文件的inode编号，文件属性，存放当前文件的块组的编号等内容。

Block Bitmap : 用来管理Data Blocks，假设Data Blocks中有n个块，那么 Bitmap中就有n个比特位，这些比特位是1就表示该block被占用，是0表示可使用。

inode Bitmap：和Block Bitmap类似，用来管理inode Bitmap，如果有n个inode，那么Bitmap中就有n个比特位，是1表示该inode空间已经被占用，0表示可使用

Group Describer Table：存储inode和block的描述信息，例如: 总共有多少个inode，目前的使用情况；总共有多少个block，目前的使用情况。

一个文件对应着一个inode，一个inode编号。

但是，文件大部分不可能只有4kb，因此，一个文件绝大多数情况下不可能只占用一个block块，那么该如何找到该文件对应的内容呢？

在inode中就存储了这个文件占用的块数组的编号

struct inode
{int _inode;//inode编号//...文件描述信息int _blocks[20]; //存储对应文件占用的Block的编号
};

所以只要找到inode编号就能够访问文件属性以及内容了。

但是还有一个问题，如果文件特别大呢？

其实Data block中也不是所有的data block只能存文件数据，也可以存其他块的编号，要知道一个block有4KB，能存储的指向文件的指针的数量就非常可观了。

4.2.2 inode

如何知道inode呢？

在Linux的inode属性中，是没有文件名这一内容的！！

那么文件名去哪了呢？

答案是在上级目录的data block中！！！

目录的内容，也就是目录的data blocks中存放的是文件名 和 inode 的映射关系，在一个目录下文件名是唯一的，而同时在一个文件系统中inode也是唯一的，所以他们互为Key值。

创建一个文件，文件系统做的事

touch test.txt

首先在inode Bitmap中遍历找到第一个为0的inode位，置为1.对Block Bitmap做同样的事情，如有必要对blocks进行数据写入。根据目录的inode找到目录的Data Blocks，将这个文件inode编号以及文件名写入目录的Data Blocks。

删除一个文件，文件系统所做的事

rm -f test.txt

根据文件名，在上级目录中找到自己的inode，根据inode找到对应的inode bitmap和block bitmap,将该文件对应的位图置为0。然后在目录的data blocks中文件名和inode的映射关系去掉。

查看一个文件，文件系统所做的事

cat test.txt

inode， data blocks所占用的空间是固定的

所以就会导致还有空间但是无法创建文件。

5. 软硬链接

软硬链接通过 ln 命令执行

#软链接
ln -s testLink soft.link
#硬链接
ln testLink1 hard.link

软硬链接的本质区别：

是否具有独立的inode，软链接具有独立的inode，硬链接没有。

所以软链接是一个独立的文件，而硬链接不是。

软链接：

有一个独立的文件，上述指令生成一个链接文件testLink --> soft.Link，这个testLink实际上指向的是soft.Link的路径，执行testLink相当于执行soft.Link，所以软链接相当于一个快捷方式。

硬链接：

没有独立的文件，硬链接就是在指定的目录的Data Blocks中，写入硬链接文件名和指定的文件的inode的映射关系。硬链接文件和原文件共用一个inode。硬链接相当于起别名。

在属性中有这么一个数字，他在删除文件前是2，删除文件后是1

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-2R2wS2cl-1672026572683)(E:\比特\笔记\文件系统.assets\image-20221215165556277.png)]

​ 删除前

rm -f test

[外链图片转存失败,源站可能有防盗链机制,建议将图片保存下来直接上传(img-S4R7FEpO-1672026572683)(E:\比特\笔记\文件系统.assets\image-20221215165813830.png)]

​ 删除后

这个数字叫做硬链接数。

前面讲过的是一个文件只有一个inode，inode是唯一的，这里要完善一下说法：inode对于文件是唯一的，但是一个inode可以对应若干个文件。

在inode的结构中，有一个计数器，用来计算使用这个inode编号的文件数，这个数就是硬链接数。所以其实我们删除一个文件其实是对这个计数器减减，当硬连接数为0时，这个inode空间就被标为可用了。

unlink 系统调用

unlink soft.link
unlink hard.link

unlink 清零对应文件的硬链接数。

默认创建目录，硬链接数默认是2，这是因为在目录中存在两个隐藏文件： . 和 … 。

[外链图片转存中…(img-2R2wS2cl-1672026572683)]

​ 删除前

rm -f test

[外链图片转存中…(img-S4R7FEpO-1672026572683)]

​ 删除后

这个数字叫做硬链接数。

前面讲过的是一个文件只有一个inode，inode是唯一的，这里要完善一下说法：inode对于文件是唯一的，但是一个inode可以对应若干个文件。

在inode的结构中，有一个计数器，用来计算使用这个inode编号的文件数，这个数就是硬链接数。所以其实我们删除一个文件其实是对这个计数器减减，当硬连接数为0时，这个inode空间就被标为可用了。

unlink 系统调用

unlink soft.link
unlink hard.link

unlink 清零对应文件的硬链接数。

默认创建目录，硬链接数默认是2，这是因为在目录中存在两个隐藏文件： . 和 … 。

. 表示当前目录，当然也就是当前目录的别名，所以 . 是当前目录的一个硬链接。

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