Linux:详解基础IO(重定向、静态库和动态库、ext2文件系统、软硬连接)(二)

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1.重定向

1.1 前言

重定向是什么呢？举个例子来看一下

我们首先创建一个不包含任何内容的文件1.txt

然后我们将ls -l的命令重定向到1.txt

查看1.txt中的内容

1.2 重定向的命令符号

• >：清空重定向，将文件清空之后，再进行重定向
• >>：追加重定向，直接将重定向的内容放在该文件的尾部

相当于C语言fopen函数中的 w、w+ 属性。

1.3 重定向的原理

首先，我们来看一下Linux中一个程序所对应的默认的文件输出信息，在/proc/[PID]/fd路径下查看

再看看/dev/pts/0里到底是什么

那么，重定向的原理是什么呢？拿前言中的例子来说，ls命令本来是将结果输出到屏幕上，而我们使用重定向将其本要输出到屏幕上的内容转而输出到了1.txt文件中，其本质就是修改了ls命令的标准输出(fd_adday[1])的指向。
用图来解释一下就是：

①初始的时候

②当使用重定向后，将fd_array[1]的指向重新设置为fd_array[3]的指向的结构体

此时，当使用 ls 命令时，它的内容就不会输出再屏幕上，而是会输出到1.txt文件中

总结一下重定向的原理是：将fd_array数组中的元素struct file * 指针的指向关系进行改变，改变成为其他struct file 结构体的地址

1.4 重定向的代码实现

首先来看一个重定向的函数

int dup2(int oldfd, int newfd);

它的参数，如字面意思一样，给定两个文件描述符即可，dup2函数中也有对应的特性。我们接下来一一的进行探讨。
查看dup2函数的描述可得：

特性①：

解释：dup2的newfd是拷贝于oldfd的，也就是说，当重定向之后，oldfd的指向还是存在的，并不会随着dup2的调用而消失。举个例子来说就是dup2(0,3)，相当于将 fd[3] 变为标准输入流，但是原来的 fd[0] ，还是存在的，并不会关闭。
 
特性②：

解释：如果必要，则在使用dup2进行重定向的时候，会先关闭newfd，(这里的必要是指：oldfd是正常的文件描述符)，但是还要注意以下几点：
 

• note1：
  
  解释：若oldfd不是一个有效的文件描述符，则不关闭newfd，重定向失败
   
• note2：
  
  解释：若oldfd是一个有效的文件描述符，并且oldfd和newfd拥有相同的文件描述符数值，那么dup2函数什么都不干，且返回newfd

返回值：若重定向成功，则返回newfd，若失败，则返回-1。

用代码实现重定向

在实现代码之前，首先先明确该代码应该实现的功能：首先获得当前目录下一个文件的文件描述符fd，如果不存在则创建。然后调用dup2函数将标准输出的文件描述符重定向到fd，标准输出为newfd，fd为oldfd，然后通过printf函数进行打印，查看其现象。

代码如下：

代码1：

#include 
#include 
#include 
#include 

int main()
{
    int fd = open("./1.txt",O_RDWR | O_CREAT,0664);
    if(fd < 0)
    {
        perror("open");
        exit(1);
    }

    //将标准输出重定向至当前文件，表示当进行输出的时候，会将内容打印到1.txt中，而不是打印在屏幕上
    //将oldfd拷贝于newfd
    dup2(fd,1);

    while(1)
    {
        //重复打印10次到1.txt中
        printf("It's test to redirect!");
        sleep(1);
    }
    return 0;
}

结果探讨：由于是while(1)死循环，那么在重定向之后，在执行printf时，会不停的往1.txt文件中输出 It’s test to redirect !，那么结果是否是如此呢，我们来运行一下：

为了能看到程序运行的结果，我们使用tail -f 1.txt的语句来实时查看1.txt文件当中的内容

使用tail -f 1.txt

我们发现好像并没有写入到1.txt中，为什么呢？

查看一下文件描述符，发现重定向已经成功了，但是为什么没有打印到1.txt呢？
然后过了一会，我们再使用tail -f 1.txt查看1.txt内容，发现已经写到文件中了

那这到底为什么会这样呢？为什么一开始并不会向1.txt中写入文件，而是过一会才写入文件中呢？

解答：C库函数写入文件时是全缓冲的，而在写入显示器时是行缓冲的。

• 当写入文件时，’\n’就不管用了，需要搭配fflush() 函数来强制刷新缓存区（或者等待程序结束时的强制刷新）
• ‘\n’ ，只对行缓冲区有用

因此，解决该问题有两种办法

• 规定循环次数（循环结束，程序结束，会自动刷新缓冲区）
• 使用fflush函数强制刷新缓冲区

代码改进：

#include 
#include 
#include 
#include 

int main()
{
    int fd = open("./1.txt",O_RDWR | O_CREAT,0664);
    if(fd < 0)
    {
        perror("open");
        exit(1);
    }

    //将标准输出重定向至当前文件，表示当进行输出的时候，会将内容打印到1.txt中，而不是打印在屏幕上
    //将oldfd拷贝于newfd
    dup2(fd,1);

    int count = 10;


    while(count--)
    {
        //重复打印10次到1.txt中
        printf("It's test to redirect!\n");
        //fflush()
        sleep();
        
    }
    return 0;
}

这次我们再来看一下结果

发现可以输出是和我们的猜想一致，很完美！！

2.静态库和动态库

2.1 动态库

2.1.1 分类

• Windows操作系统下：若文件的后缀为.dll，则表明该文件为动态库
• Linux操作系统下：若文件的后缀为.so，前缀为lib，则表明该文件为动态库

2.1.2 动态库的编译生成

命令： gcc/g++

必选命令行参数：

• -shared：生成的动态库
• -fPIC：生成与位置无关的代码（该参数会计算出程序的相对位置）

命令范式：

gcc/g++ [soure code] -shared -fPIC -o lib[动态库名称].so

举个例子：

注意：生成的动态库中不能包含main函数！！！

使用动态库的原因：

防止源码泄漏，因为动态库是编译.c文件生成的二进制文件，因此当要发布产品时，只需要将动态库和其对应的.h文件发布即可，这就实现了我能知道这个代码各个函数能实现什么功能，但是不知道其内部的具体实现，封装性极强，可以极大的防止源码泄漏。

2.1.3 动态库的使用（场景）

本质上是想要使用动态库产生一个可执行的程序

参数：

• - L + [动态库所在路径]
• -l + [动态库名称](注意：这里的动态库名称是指，去掉前缀和后缀之后的名称)

命令范式：

gcc/g++ [source code] -o [可执行程序] -L [动态库所在路径] -l[动态库的名称]

举个例子：

ldd + [可执行程序]：可以查看当前可执行程序所有依赖的动态库的名称

该命令很是重要，在以后实战中可能会经常遇到

2.1.4 动态库配合环境变量的使用

若是我不小心将当前目录下的动态库给移走了，那么此时程序还能正常运行吗？

那么问题来了：如何让可执行程序能够找到依赖的动态库在哪里

解决方案：配合环境变量LD_LIBRARY_PATH进行使用

• LD_LIBRARY_PATH：是动态库的搜索的环境变量
• PATH：是可执行程序的搜索的环境变量

将动态库所在位置，放入系统的环境变量中即可解决该问题。

2.2 静态库

2.2.1 分类

• Windows操作系统下：若文件的后缀为.lib，则表明该文件为静态库
• Linux操作系统下：若文件的后缀为.a，前缀为lib，则表明该文件为静态库

2.2.2 静态库的编译生成

命令范式：

ar -rc lib[静态库名称].a [依赖的文件]

这里依赖的文件是指整个汇编过程完成之后的文件，即.o文件

步骤：

• 先将要编译静态库的代码，编译到汇编阶段
• 使用ar -rc生成静态库（二进制代码文件）

举个例子：

2.2.3 静态库的使用

命令范式：

gcc [soure code] -o [可执行程序] -L [静态库路径] -l[静态库名称]

这里的静态库名称和动态库一样，都是去掉前缀和后缀之后的名称

注：若可执行程序依赖静态库编译成功的，会将静态库的内容直接打包到可执行程序中。并且ldd命令是查看不到其依赖关系的。

举个例子：

扩展：

• 一个程序依赖动态库或者依赖静态库生成可执行程序时，动态库或静态库是不会干扰到链接方式的（此处的链接方式指得是静态链接和动态链接）
• 在编译可执行程序时，使用gcc/g++编译时，默认不增加命令行参数-static，则表明该链接为动态链接，反之，则为静态链接
• 静态链接就是在编译时，主动加上-static参数的程序，这时候用ldd命令查看会什么也查不到，因为他会将所有依赖的文件全部封装到可执行程序中去，相对于的可执行程序会异常的大

再看看它的文件大小

碎片知识：动态库是不能用静态链接的生成可执行程序（静态库是可以的），但是这种情况只是指自己编译的动态库是不行的。而操作系统的动态库是可以静态链接的

3. ext2文件系统

众所周知，系统的磁盘是分为好几个区的，如C区、D区等等，每个区或许都有它对应的文件系统，本节我们就着重讲讲ext2文件系统。

Linux ext2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。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。相当于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。
• Block Bitmap：块的位图，描述每一个块的使用情况，若使用则比特位为1，反之为0。
• inode Bitmap：它描述了inode结点的使用情况，即描述了inode table中，哪一个inode结点被使用，哪一个inode结点没有被使用
• inode Table：里面存放了inode的结点

inode结点： 用来描述文件存储的信息以及对应的文件元信息。

• Data blocks：反映了块的使用情况，即Block Bitmap中保存的结果是根据Data blocks的存储信息得来的。

3.1 存储数据的逻辑

① 从block Bitmap当中查找到空闲的Data block块，将文件分成不同的块存储在不同的block中。

② 从inode Bitmap中查找空闲的inode结点，将文件信息保存在inode中，其中文件信息包括文件在哪些block块中存储，位均名称,文件大小,文件权限,文件访问时间,文件修改时间,文件修改属性时间,文件拥有者,文件所属组。

③将文件的名称和inode结点号，作为目录的目录项保存下来。

3.2 获取数据的逻辑

①通过目录项当中的文件名称找到对应的inode结点号。

②通过inode节点号，找到对应的inode结点，通过inode结点找到文件的元信息。

③通过文件元信息，找到文件存储的block块，将文件内容组合起来。

④展示给用户，文件的元信息以及文件的内容

3.3 相关命令语句

df -h命令可以查看磁盘的情况（分区、大小）

如下：

ll -i可以查看inode的结点号

stat [文件名称]:查看文件详细信息（文件的元信息）

4. 软硬链接

4.1 软链接

概念：

软链接就是给文件创建了一个快捷 方式

创建：

使用ln -s [原文件] [创出的软链接名称]命令

软链接探讨

① 对比inode结点号

发现软链接的inode号和源文件的inode号是不一样的，但是它们所指向的block是一样的

② 当删除源文件时，软链接的状态

再重新创建一个test.c的文件，查看其状态

发现软链接又重新指向test.c文件，但是其中的内容发生了改变，不在是以前的test.c文件。
 
总结：修改源文件会影响软链接文件，修改软链接文件也会影响源文件，因此，在删除源文件的时候，一定要把软链接文件也给删除掉

4.2 硬链接

概念：

硬链接相当于文件的一个备份（拷贝）

创建：

使用ln [源文件] [硬连接文件]命令

硬连接具有和源文件相同的inode结点号，并且是一个普通的文件，生成硬链接后，对应的硬链接文件数也变为 2。