【Linux基础IO篇】用户缓冲区、文件系统、以及软硬链接
【Linux基础IO篇】用户缓冲区、文件系统、以及软硬链接
目录
- 【Linux基础IO篇】用户缓冲区、文件系统、以及软硬链接
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- 深入理解用户缓冲区
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- 缓冲区刷新问题
- 缓冲区存在的意义
- File
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- 模拟实现C语言中文件标准库
- 文件系统
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- 认识磁盘
- 对目录的理解
- 软硬链接
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- 软硬链接的删除
- 文件的三个时间
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作者：爱写代码的刚子
时间：2023.11.5
前言：本篇博客将介绍缓冲区、磁盘的构成、分区，以及文件系统中的结构、软硬链接
深入理解用户缓冲区
观察几个现象：
正常现象一：
现象二：
现象三：
图示：
解释现象：
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对于现象二：C语言文件操作函数中的字符串不带有’\n’，即数据还停留在C语言的缓冲区中，并未刷新和调用write()函数，将数据刷新到内核系统文件的缓冲区中，而write()函数由于是系统调用函数，能正常执行，但是由于close()函数将显示器文件关闭了，即使进程结束也不能将数据从缓冲区刷新到显示器中。(如果将close函数屏蔽，将会将C语言缓冲区中的数据刷新到显示器)
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对于现象三：(1)在程序未进行重定向之前，默认是将数据写入显示器中，当遇到’\n’时，将数据从C语言的缓冲区中刷新到内核文件系统的缓冲区，fork()并不影响原本程序的运行。(2)在程序进行重定向之后，数据从向显示器写入变为了向文件中写入，缓冲区从行缓冲变为了全缓冲，所以此时的’\n’并不起作用，所以数据依然存储在C语言的缓冲区中，fork()函数创建子进程时子进程会将父进程的C语言缓冲区进行拷贝，当父子进程结束后将缓冲区里面的内容全部刷新，输出到显示器中。
- 显示器的文件的刷新方案是行刷新，所以在printf执行完就会在遇到’\n’的时候会立即进行刷新，用户刷新的本质就是将数据通过1+write写入到内核中。（目前我们认为，只要将数据刷新到了内核，数据就可以到硬件了）。
缓冲区刷新问题
- 无缓冲 ——直接刷新
- 行缓冲——不刷新，碰到’\n’刷新（显示器）
- 全缓冲——缓冲区满了才刷新（普通文件的写入）
- 进程退出的时候也会刷新缓冲区
缓冲区存在的意义
- 解决效率问题
- 配合格式化(printf中需要将%d等符号进行替换)
File
FILE里面含有对应打开文件等缓冲区字段和维护信息，同时FILE对象属于用户，这个缓冲区属于用户级缓冲区（语言属于用户层）
模拟实现C语言中文件标准库
- Mystdio.h文件：
#ifndef __MYSTDIO_H__
#define __MYSTDIO_H__
//open头文件
#include - Mystdio.c文件：
#include "Mystdio.h"
_FILE* _fopen(const char* filename,const char* flag)
{
int f=0;
int fd=-1;
if(strcmp(flag,"w")==0)
{
f=O_CREAT|O_WRONLY|O_TRUNC;
fd= open(filename,f,FILE_MODE);
}
else if(strcmp(flag,"r")==0)
{
f=O_CREAT|O_RDONLY|O_TRUNC;
fd= open(filename,f,FILE_MODE);
}
else if(strcmp(flag,"a")==0)
{
f=O_APPEND;
fd= open(filename,f);
}
else
{
return NULL;
}
if(fd==-1) return NULL;
//创建文件结构对象
_FILE* fp=(_FILE*)malloc(sizeof(_FILE));
if(fp==NULL)return NULL;
fp->fileno = fd;
fp->flag= FLUSH_LINE;
fp->out_pos=0;
return fp;
}
int _fwrite(_FILE *fp,const char*s,int len)
{
memcpy(&fp->outbuffer[fp->out_pos],s,len);//这里省略了异常处理
fp->out_pos+=len;
if(fp->flag & FLUSH_NOW)
{
write(fp->fileno,fp->outbuffer,fp->out_pos);
fp->out_pos=0;
}
else if(fp->flag & FLUSH_LINE)
{
if(fp->outbuffer[fp->out_pos-1]=='\n')//'\n'可能出现在字符中间，这时候需要对字符串做裁剪
{
write(fp->fileno,fp->outbuffer,fp->out_pos);
fp->out_pos=0;
}
}
else if(fp->flag & FLUSH_ALL)
{
if(fp->out_pos==SIZE)
{
write(fp->fileno,fp->outbuffer,fp->out_pos);//全写出去
fp->out_pos=0;
}
}
return len;//成功写入的长度
}
void _fflush(_FILE *fp)
{
if(fp->out_pos>0)
{
write(fp->fileno,fp->outbuffer,fp->out_pos);
fp->out_pos=0;
}
}
void _fclose(_FILE *fp)
{
if(fp==NULL)return ;
_fflush(fp);
close(fp->fileno);
free(fp);
}
Main.c文件：
#include "Mystdio.h"
#define myfile "test.txt"
int main()
{
_FILE* fp=_fopen(myfile,"w");
if(fp==NULL)
{
return 1;
}
int cnt =10;
while(cnt--)
{
const char* msage = "hello Linux\n";
_fwrite(fp,msage,strlen(msage));
sleep(1);
}
//_fflush(fp)
return 0;
}
测试：
makefile文件：
while :;do cat test.txt;sleep 1;echo “----------------------”;done持续打印文件内容
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。
printf fwrite 库函数会自带缓冲区(用户级缓冲区)，而 write系统调用没有带缓冲区。(为了提升整机性能，OS也会提供相关内核级缓冲区)
文件系统
认识磁盘
- 磁头是一面一个，磁头和盘面不接触，磁头臂会进行摆动来定位柱面或磁道（磁臂运动越少，效率越高，反之越低），所以在软件设计上一定要有意识将相关数据放在一起
磁盘的逻辑结构是线性的（对磁盘理解和建模）
- 扇区的一般大小是512字节或者4kb
不仅CPU有寄存器，其他设备（外设）也存在寄存器
对磁盘进行分区
关于inode中的block数组：
inode中有struct inode结构体，里面包括了文件所有的属性，和一个blocks[15]数组，其中的下标[0, 11]直接保存的就是该文件对应的blocks编号，下标[12, 15]指向一个datablock，但是这个datablock不保存有效数据，而保存文件所适用的其它块的编号。（相当于一个二级索引）
stat +文件名查看文件的具体信息
ls -lia查看所有文件的信息（包括文件的inode）
ls -i查看当前目录下各文件的inode编号
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。
文件 = 内容 + 属性，二者都是数据，都要存储。Linux采用的是将内容和属性数据分开存储的方案，内容在block中（4KB），内容是可以无限增多的。属性数据在inode中（128字节），文件的属性是稳定的。
注意一个要点，inode可能会存在用完的情况
- Linux系统中，一个文件一个inode，每一个inode。每一个inode都有自己的inode编号（inode的设置是以分区为单位的，不能跨分区）
对目录的理解
Linux下一切皆文件，目录也是一个文件，通过文件名（对应的inode编号）-> 找到自己所处的目录 -> 根据目录的inode，找到目录的data block -> 将文件名和inode编号的映射关系写入到目录的数据块中。
- 问题1:为什么同一个目录下不能存在同名文件？
因为一个文件只存在一个inode，文件名是作为key值去找inode的，如果存在同名文件就会破坏对应的映射关系。
- 问题2:为什么没有w权限就不能创建文件？
即便是能创建文件，也不能将该文件与inode的映射关系写到数据块中。
- 问题3:为什么没有r权限就不能查看文件？
无法拿到该目录文件中文件与inode之间的映射关系
- 问题4:为什么没有x权限就不能进入目录？
不让用户更改环境变量中的目录信息
查找任何一个文件时，我们必须从当前目录递归到根目录，然后从根目录信息中查找对应子目录的inode信息（效率会低）
所以Linux中会存在提升效率的方法，将常用的路径信息进行缓存（dentry缓存，里面的结构算法较复杂）
软硬链接
建立软链接
软链接的inode不同
软连接又叫符号链接，软连接文件相当于源文件来说是一个独立的文件，该文件有自己的inode号，但是该文件只包含了源文件的路径名，所以软连接文件的大小要比源文件小得多。软连接就类似于Windows操作系统当中的快捷方式。软链接保存的是对应文件的所在路径
ln -s 对应的路径 软链接的名字添加快捷方式
建立硬链接
硬链接的inode相同，同时文件的引用计数变为了2
- 硬连接数本质就是该文件inode属性中的计数器count，标识有几个文件名和我的inode建立了映射关系。简言之，就是有几个文件名指向我的inode（文件本身）硬链接就是让多个不在或者同在一个目录下的文件名，同时能够修改同一个文件，其中一个修改后，所有与其有硬链接的文件都一起修改了。
为什么文件被创建出来，默认的硬连接数是1？
- 如果硬链接数是0，那么就应该是被关闭的文件了，所以至少应该从1开始。此外，普通文件的文件名，本身就和自己的inode具有映射关系，且只有1个，所以文件的默认硬连接数是1。
创建一个新目录时引用计数默认为2
- 我们也可以根据系统的硬连接数，不进入文件，从而估算出文件的目录数（一个目录下相邻的子目录数 = 该目录的硬连接数 - 2）。因此，硬链接的一个作用就是进行路径切换。
软硬链接的删除
unlink（unlink也可以删除普通文件，与rm没什么区别）
文件的三个时间
这其中包含了文件的三个时间信息：
- Access： 文件最后被访问的时间。
- Modify： 文件内容最后的修改时间。
- Change： 文件属性最后的修改时间。
当我们修改文件内容时，文件的大小一般会随之改变，所以Modify的改变会带动Change一起改变，但对该文件属性一般不会影响文件内容，所以一般情况下Change的改变不会带动Modify的改变。此外，我们可以使用touch命令把这三个时间都更新到最新状态。（当一文件存在时使用touch命令，此时touch命令的作用变为更新文件信息）。