Linux——innode

目录

回顾缓冲区 

标准错误流的理解 

文件系统

Inode VS 文件名

创建/删除/查看文件系统做了什么 

软硬链接

动静态库 

习题 

---

 

回顾缓冲区 

 

 关掉1，log.txt中没文件是因为，字符串在缓冲区当中，缓冲区还没刷新，我们把fd给关了，数据就无法刷新

 刷新缓冲区

 

标准错误流的理解 

 

 

 重定向到log.txt,>重定向改变的是1号文件描述符

 

 说明了1和2号文件描述符对应的都是显示器文件，但是他们俩个是不同的，重定向一般是重定向1号文件描述符

上面我们可以看到，二号文件描述符里的内容都打印到屏幕上。

如果程序运行可能有问题的话，建议使用stderr或者cerr打印，常规文本stdout或cout打印即可

如果想经过重定向符号打印到一个文件里

 ./myfile > log.txt 2>&1

含义：1重定向到log.txt，把1号文件描述符里的内容拷给2，也就是说1和2里面是同一个文件

 

 先执行输入重定向，把log.txt内容给cat，然后cat输出重定向给 back.txt

perror向2号文件描述符写入,perror会根据错误码输出错误原因。

未加errno之前perror 2:Success

 把errno改为3

 改为2

 

 自己实现perror

 删掉log.txt，再运行程序

文件系统

 

 磁盘的抽象结构

SuperBlock：文件系统的属性信息（整个分区属性的属性集）。

虽然磁盘的基本单位是扇区（512字节），但是操作系统（文件系统）和磁盘进行IO的基本单位是4KB（8*512字节）

不以512字节为IO基本单位：1.512字节太小了，就需要多次IO(多次访问磁盘)，导致效率降低。

     2.如果操作系统使用和磁盘一样的大小，万一磁盘基本大小变了，OS的源代码肯定要改，用4KB可以将操作系统的硬件和软件进行解耦合。4kb一般为块大小，磁盘称为块设备。

Date Block：多个4KB(扇区*8)的集合，保存的都是特定文件的内容

文件=内容+属性

inodeTable:inode是一个大小为128字节的空间，里面保存的是对应文件的属性，该块组内，所有文件的inode空间的集合，需要标识唯一性，每一个inode块，都要有一个inode编号。一般而言一个文件，一个inode，一个inode编号。

BlockBItmap：假设有10000+个blocks，BlockBitmap里面就有10000+个比特位，比特位和特定的block是一 一对应的，比特位位1，代表该block被占用，否则表示可用。

Inode Bitmap：假设有10000+个节点，Inode Bitmap就有10000+个比特位，比特位和特定的inode是一 一 对应的，其中bitmap中比特位为1，代表该inode被占用，否则表示可用。

GDT：块组描述符，这个块组多大，已经使用多少了，有多少Inode，已经占用多少个，还剩多少，已经使用多少block，还剩多少……

这些信息可让一个文件的信息可追溯，可管理。

我们将块组分割称为上面的内容。并且写入相关的数据，每一个块组都这么干，整个分区就被写入了文件系统信息。这个过程就叫格式化

一个文件“只”对应一个inode属性节点，inode编号。

一个文件可以有多个data block

哪些block属于同一个文件？找到文件，只要找到该文件对应的inode编号，就能找到该文件的inode属性，可是文件的内容呢？

Inode属性里面有一个数组，数组里面的内容就是我们用到了哪些Data block。我们可以通过数组找到，数组和磁盘块建立了映射关系

因此，只要找到Inode编号，就能找到Inode，找到Inode就能找到对应的数据块，此时属性+内容全部找到，就能对文件进行读取

data block中，不是所有的data block，只能存文件数据，也可以存其它块的块号，当文件内容较大时，会有一个或多个块信息，这些信息指向其它的数据块，而我们通过找到其它的数据块就能找到文件内容，这就是对于较大文件的存储方式

Inode VS 文件名

要找到文件就要先找Inode编号， 在特定的分区当中Inode在分区内有效，

Inode编号->分区特定的bg(block group)->inode->属性->内容

df -h查看自己在哪个分区

 用户如何知道Inode编号？

依托于目录结构，目录当中保存了对应的某个文件

Linux中，Inode属性中，没有文件名的说法（Inode属性不保存文件名）。

预备知识：1.一个目录下，可以保存很多文件，但这些文件名不重复，

                  2.LInux下一切皆文件，目录也是文件，目录也有自己的Inode，有自己的data block，目录的data block中存的是文件名和对应的Inode编号的映射关系。

Inode和文件名互为Key值。

创建文件的时候把文件的Inode编号和文件名写入到目录的Data block中，建立映射关系。因此对目录具有写权限，才可以创建文件。

当用ls显示文件名的时候，为什么要在目录里面有r权限？

因为要去目录的内容里拿文件名，如果要拿到文件属性，先取去目录里拿到文件名，再通过映射关系找到Inode，之后去分区中找到文件的各种属性。

创建/删除/查看文件系统做了什么 

 创建文件：用户提供文件名，文件系统创建好文件并且返回Inode，给这俩者建立映射关系写到目录内容当中，其实就是找到目录的编号Inode（这个Inode是目录的Inode），之后找到它的数据块，把内容写入即可。

删除文件：用户提供文件名，文件系统会根据文件名找到Inode，根据Inode找到对应的块组，把InodeBitmap由1置为0，BlockBitmap也由1置0，再从目录中去掉这种映射关系，此时就代表删掉了。删除后的文件能恢复前提：能找到该文件的Inode（该Inode编号，没有被使用，Inode和datablock未被占用）

查看文件：找到文件名通过映射找到Inode，把内容显示出来即可。

格式化就是在磁盘写入文件系统。

Inode是固定的，datablock是固定的。

有时候创建文件失败的原因是因为Inode还有，但没有databolck或没有databolck但是又有Inode

软硬链接

ls -i会显示Inode

创建一个软链接 ln -s 

 这里soft.link 是指向testLink.txt的软链接

 这是在创建一个硬链接

 

 软链接有自己独立的Inode

 建立完硬链接后，这里变为2，之前是1，而且这里硬链接的Inode是661496和test1Link.txt的Inode一样

 结论：软链接有独立的Inode->软链接是一个独立的文件，硬链接没有独立的Inode->硬链接不是一个独立的文件

软链接就如同windows下的快捷方式，不需要输入具体路径，可直接运行

软链接特性：软链接的文件内容，是指向的文件对应的路径。

硬链接：创建硬链接，就是在指定的目录下建立了文件名和指定Inode的映射关系。就是起别名。

删除test1Link.txt之后并不影响hard.txt的存在，这里由2变为1，而且我们发现Inode此时还在。

这是因为刚才在删的时候，把test1Link.txt的Inode和文件名的映射关系在目录里去掉了，但Inode还在，而这里由2变1的数字被称作硬链接数

 引用计数是用来记录多少个文件和Inode进行关联的

 删除软硬链接用unlink

 把文件全删光，再创建一个新的文件，创建的新文件默认的引用计数是1，自己的文件名和Inode形成了映射

空目录的默认引用计数是2，目录首先和Inode建立映射关系，进入目录后可以看到.和..

.和..也是文件名，.和dir对应的Inode一样

 

 此时在dir里面创建一个目录，引用计数又成为了3

 我们发现fl里面的..对应的Inode和dir对应的Inode一样，这是因为fl的..指向上一级路径，也就是dir

 

动静态库 

先创建四个文件，在.h中声明，在.c中实现，写一些简单的程序

myprint.c

 mymath.c

 注意：要写库，库里面不能有main函数

我们使用time函数，获得时间戳

 生成.o文件

 

 如果把.o和.h给别人，别人是能使用的

这里有俩个.o文件，我们可以把这俩个.o文件打包，打包的过程就叫形成静态库

打包命令ar -rc lib+库名.a

ar归档的意思

r替换,c创建，这里要创建库名字，库名字前缀必须是lib,后缀必须是.a

打包后生成.a文件

静态库制作：源文件变成.o，打包后变为.a文件

 创建一个makefile文件

 库通常是有头文件和对应的库文件，因此我们创建一个目录（目录名就叫hello），该目录下有俩个文件，一个存放库的头文件，另一个存放对应的库文件

 

 红框部分叫发布

 include里面存的是对应的库头文件，lib是库文件

 此时库已经被打包好了，我们要给别人使用

我们把它拷贝到上级目录的一个文件夹下

进入该目录后，可看到我们打包的库

 

 创建一个main.c的文件，这是main.c的文件内容

 把库拷贝到系统路径下，头文件gcc的默认搜索路径是：/usr/include

库文件的默认搜索路径是：/lib64或usr/lib64

先把hello/include路径下的所有文件，拷贝到/usr/include路径下

 此时hello/include路径下的文件就被拷贝到了系统里

 库文件也拷贝过去

 但此时输入gcc main.c系统仍然报错

 这是因为我们自己所写的库，属于第三方库（不是语言库也不是系统库），C语言的静态库默认为lib64/libc.a，这里报错是因为没有告诉gcc我们要链接哪个库

输入gcc main.c -lhello ，注意这里要加l去掉库前缀和后缀，即l后直接加库名字

 

 输入./a.out即可运行程序，这就是静态库的使用

把所需要的库拷贝到默认路径下，就叫做库的安装，我们一般不要把自己的库安装到系统路径下。

 把库删掉之后，使用时就会报错，这里报错信息为这个头文件找不到

 编译器默认在系统路径和当前路径下找头文件，-I 在指定路径下找头文件，加上-I之后还是会报错，但是跟刚才的报错有点差别，这是因为此时找到了头文件，但是找不到对应的库，我们的库没有在系统默认路径下安装，我们得告诉编译器去哪里找库

 -L去指定路径下搜索库文件

 我们已经声明去哪里找头文件和库了，但此时还会报错，这是因为我们无法保证lib路径下只有一个库，我们没有告诉编译器是lib路劲下得哪一个库，用-l（小写L）

加-lhello 去掉库的前缀和后缀

 总结：-I 头文件搜索路径

            -L 库文件搜索路径

            -l在特定路径下，使用某个具体的库

习题 

下面关于Linux文件系统的inode描述错误的是：A

A.inode和文件名是一一对应的

B.inode描述了文件大小和指向数据块的指针

C.通过inode可获得文件占用的块数

D.通过inode可实现文件的逻辑结构和物理结构的转换

A选项错误，这里说的文件名指的是文件的目录项，一个文件inode是有可能有多个目录项的，比如给一个文件创建多个硬链接，因此并非一一对应

B选项正确，inode中包含了文件的各种描述信息，权限，大小，时间属性，数据块指针....等等都包含在内

C选项正确，inode中包含了文件数据所占据的存储位置的信息，因此可以获得we你按占用的数据块数

D选项正确，inode就像是文件的一个整体的描述，有了这个描述，上层就可以重新组织虚拟逻辑结构，通过inode映射其物理结构（简单理解可以联想类似于虚拟地址空间与物理内存之间的页表）

查看文件file的inode号,正确的是：C

A.ls -l file

B.ls -a file

C.ls -i file

D.ls -d file

ls常见选项：

• -l 表示查看文件详细信息
• -a 表示查看所有包含以 . 开头的文件(隐藏文件)
• -i 打印每个文件的inode索引号
• -d 针对目录产生效果，表示查看目录文件自身信息，而并非目录内的文件信息

使用In命令将生成了一个指向文件old的符号链接new,如果你将文件old删除,是否还能够访问文件中的数据? A

A.不可能再访问

B.仍然可以访问

C.能否访问取决于文件的所有者

D.能否访问取决于文件的权限

ln生成符号链接文件，指的是通过 ln -s 命令生成软链接文件，

软链接文件是一个独立的文件，有自己的inode节点，这个文件数据中保存的是源文件路径，通过保存的路径访问源文件，因此源文件被删除则无法再访问，通过路径将找不到源文件，这时候软链接就会失效。

根据以上对于软链接的理解，A选项正确，其他选项都错误

 Linux中包括两种链接：硬链接（Hard Link）和软连接（Soft Link），下列说法正确的是（A）

A.软连接可以跨文件系统进行连接，硬链接不可以

B.当删除原文件的时候软连接文件仍然存在，且指向的内容不变

C.硬链接被删除，磁盘上的数据文件会同时被删除

D.硬链接会重新建立一个inode，软链接不会

软链接文件是一个独立的文件有自己的inode节点，文件中保存了源文件路径，通过数据中保存的源文件路径访问源文件

硬链接是文件的一个目录项，与源文件共用同一个inode节点，直接通过自己的inode节点访问源文件（其实本质上来说与源文件没区别）

•   A正确 不同分区有可能有不同文件系统，就算系统相同，也会导致节点号有歧义冲突，因此硬链接不能跨分区建立，正确
•   B错误 删除源文件，软链接文件失效
•   C错误 硬链接被删除，则inode中的链接数-1，并不会直接删除文件数据，而是等链接数为0的时候才会实际删除对应文件的inode，将所占用数据块置为空闲
•   D错误 硬链接与源文件共用inode