Linux_文件系统 #99

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11553092953cs · 2024-09-18T11:31:09+08:00

11553092953cs commented

2024-09-18 11:31:09 +08:00

前言
- 铺垫
  a. 文件 = 内容 + 属性
  b. 访问文件之前，都得先打开，修改文件，都是通过执行代码的方式完成修改，文件必须被加载到内存中
  c. 谁打开文件？进程在打开文件
  d. 一个进程可以打开多少个文件呢？可以打开多个文件
  e. 进程和文件的关系，struct task_struct 和 struct XXXX?
  f. 系统中是不是所有的文件都被进程打开了？不是！没有被打开的文件？就在磁盘中
C语言文件接口-对比重定向
- 以“w”方式打开文件，文件会被自动清空
- 以“a”追加形式写入
- 什么叫做当前路径：进程在启动时会自动记录自己启动时所在的路径。
- 程序默认打开的文件流：stdin，stdout，stderr 可以直接被使用。
- extern FILE *stdin/stdout/stderr：FILE 是 C 语言自己封装的一个结构体，必定要封装特定的 fd。
- 访问文件不仅仅有 C 语言的文件接口，OS 必须提供对应的访问文件的系统调用。
- int open(const char *pathname, int flags);
- int open(const char *pathname, int flags, mode_t mode);
- w: 清空文件 - int fd=open("log.txt", O_WRONLY|O_CREAT|O_TRUNC, 0666);
- a: 追加文件 - int fd=open("log.txt", O_WRONLY|O_CREAT|O_APPEND, 0666);
- C 语言的文件接口实际上就是封装了系统调用！
文件 fd
- 为什么访问文件，用系统调用接口，都必须使用 fd 呢？文件描述符的本质，就是数组下标。
- ssize_t write(int fd, const void *buf, size_t count);
- ssize_t read(int fd, const void *buf, size_t count);
- int close(int fd);
- 每打开一个文件，创建一个 struct_file 存入文件描述符表，通过不同的 fd 找到每一个 file 结构体（属性，方法集，缓冲区），文件关闭时存入磁盘中。
- 文件 fd 的分配规则：最小的没有被使用的数组下标，会分配给最新打开的文件
缓冲区问题
- 缓冲区它就是一块内存区域，用空间来换时间。
- 为什么要有？提高使用者的效率：聚集数据，一次拷贝（刷新），提高整体效率
- 我们一直在说的缓冲区和内核中的缓冲区，没关系（尽管他有），是语言层面的缓冲区，C 语言自带缓冲区。
- 调用系统调用是又成本的，时间 && 空间，有效的减少 C 接口的使用效率。
- 无刷新，无缓冲
- 行刷新 - 显示器，XXX\nYYY
- 全缓冲，全部刷新 - 普通文件，缓冲区被写满，才刷新
  a. 强制刷新
  b. 进程退出的时候，要自动刷新
- 具体在哪里？缓冲区是被 FILE 结构来维护的！一个文件维护一个缓冲区
- 如何证明？如果向显示器进行打印，刷新方案就是行，对 test.txt 刷新策略，立即变成了全缓冲，刷新数据，就是清空缓冲区，修改数据的一种方式。

文件系统

系统中是不是所有得文件都被打开了呢？大部分文件都是没有被打开的。
如果没有被打开呢？在哪里保存呢？磁盘，SSD，OS 要不要管理一下磁盘上的文件呢？如何让 OS 快速的定位一个文件

磁盘的物理存储

磁盘/柱面：唯一的编号
扇区（编号）：是磁盘 IO 的基本单位 --- 不一定是系统和磁盘 IO 的基本单位
磁头，盘面：都有唯一编号
如果我想访问磁盘中一个扇区：
- 通过磁头定位：磁道/柱面 cylinder
- 使用哪一个磁头：head
- 哪一个扇区：Sector
CHS 定位法，那么任何文件，不就是多个扇区承载的数据吗？

磁盘的逻辑存储

对磁盘的管理变成了对数组的增删查改！
Sector：扇区
sector/单盘扇区的=0
sector%单盘扇区的个数=temp
temp/一个磁道上的扇区的个数==我在哪一个磁道
temp%一个磁道上的扇区的个数==结果，我是特定一个磁道的哪一个扇区
OS 认为，一次和磁盘 IO 一个扇区（512）单位太小了，IO 的基本单位为 4KB
Linux 磁盘文件特性：文件 = 内容 + 属性
内容和属性分开存储，内容的大小不确定，可能很大，可能很小，属性是固定大小的，只不过每个类别内容不一样。

Linux 文件系统结构

系统中，标识一个文件，用的不直接是文件名，而是 inode
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 inode table
inode位图（inode Bitmap）：每个 bit 表示一个 inode 是否空闲可用。（比特位的位置：第几个 inode，比特位的内容：表示该 inode 是否被使用）
数据区：存放文件内容
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。（比特位的位置：表示的是块号，比特位的内容：对应的块是否被使用）
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
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 Block 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的结构就被破坏了。
文件名呢？任何一个普通文件，一定在一个目录中，目录是不是文件？是，inode + 目录的内容（文件名和 inode 的映射关系）

文件操作

对一个文件，进行增删改查，都和该文件所处的目录有关系
查找一个文件，在内核中，都要逆向的递归得到，从根目录进行路径解析
一个被写入文件系统的分区，要被 Linux 使用，必须要先把这个具有文件系统的分区进行“挂载”。
一个文件系统所对应的分区，挂载在对应的目录中，分区的访问，都是通过所挂载的路径访问的！
访问一个文件，可以根据路径前缀，优先分出文件在哪一个分区下

软硬链接

硬链接本质就是在指定的目录下，插入新的文件名和目标文件的映射关系，并让 inode 的引用计数++
软链接本质就是一个独立文件，软链接内容里面放的目标文件的路径。

硬链接

硬链接是文件数据块的一个引用，它指向了文件在磁盘上的实际数据块。一个文件可以有多个硬链接，这些链接共享相同的数据块。当创建一个文件的硬链接时，实际上只是在文件系统的 inode 表中为现有的数据块增加了一个引用计数。
- 特性：
  - 硬链接和源文件指向相同的数据块。
  - 删除硬链接不会影响源文件或其他硬链接。
  - 硬链接不能跨文件系统或目录。
  - 不能对目录创建硬链接（除了特殊的 . 和 .. 目录项）。
  - 硬链接的创建和删除只影响 inode 的链接计数。

软链接

软链接是一个特殊的文件，它包含了对另一个文件或目录的引用（路径）。与硬链接不同，软链接实际上是一个新文件，只是这个文件的内容是另一个文件或目录的路径。
- 特性：
  - 软链接的内容是另一个文件或目录的路径。
  - 删除源文件会导致软链接变为“死链接”或“断链”。
  - 软链接可以跨文件系统或目录。
  - 可以对目录创建软链接。
  - 可以通过 ln -s 命令创建软链接。

示例操作

# 创建file1  
echo "Hello, World!" > file1  
  
# 创建硬链接  
ln file1 hardlink1  
  
# 创建软链接  
ln -s file1 symlink1  
  
# 查看file1的硬链接数（默认至少为2，因为还有.和..目录项）  
ls -li file1  
  
# 通过硬链接和软链接访问文件内容  
cat hardlink1  
cat symlink1  
  
# 删除file1  
rm file1  
  
# 硬链接hardlink1仍然可以访问（因为数据块还在）  
cat hardlink1  
  
# 软链接symlink1现在变为死链接（因为源文件已删除）  
cat symlink1  # 将显示错误信息

# 目录 1. 前言 - 铺垫 a. 文件 = 内容 + 属性 b. 访问文件之前，都得先打开，修改文件，都是通过执行代码的方式完成修改，文件必须被加载到内存中 c. 谁打开文件？进程在打开文件 d. 一个进程可以打开多少个文件呢？可以打开多个文件 e. 进程和文件的关系，`struct task_struct` 和 `struct XXXX`? f. 系统中是不是所有的文件都被进程打开了？不是！没有被打开的文件？就在磁盘中 2. C语言文件接口-对比重定向 ![1](/attachments/405c9108-c455-4c07-9ff9-cc93cac8b257) - 以“w”方式打开文件，文件会被自动清空 ![2](/attachments/fd8a902d-5f06-42a7-8404-e11c5c65b7cf) - 以“a”追加形式写入 - 什么叫做当前路径：进程在启动时会自动记录自己启动时所在的路径。 - 程序默认打开的文件流：`stdin`，`stdout`，`stderr` 可以直接被使用。 - `extern FILE *stdin/stdout/stderr`：`FILE` 是 C 语言自己封装的一个结构体，必定要封装特定的 `fd`。 - 访问文件不仅仅有 C 语言的文件接口，OS 必须提供对应的访问文件的系统调用。 - `int open(const char *pathname, int flags);` - `int open(const char *pathname, int flags, mode_t mode);` - `w: 清空文件` - `int fd=open("log.txt", O_WRONLY|O_CREAT|O_TRUNC, 0666);` - `a: 追加文件` - `int fd=open("log.txt", O_WRONLY|O_CREAT|O_APPEND, 0666);` - C 语言的文件接口实际上就是封装了系统调用！ 3. 文件 fd - 为什么访问文件，用系统调用接口，都必须使用 `fd` 呢？文件描述符的本质，就是数组下标。 - `ssize_t write(int fd, const void *buf, size_t count);` - `ssize_t read(int fd, const void *buf, size_t count);` - `int close(int fd);` - 每打开一个文件，创建一个 `struct_file` 存入文件描述符表，通过不同的 `fd` 找到每一个 `file` 结构体（属性，方法集，缓冲区），文件关闭时存入磁盘中。 - 文件 fd 的分配规则：最小的没有被使用的数组下标，会分配给最新打开的文件 4. 缓冲区问题 - 缓冲区它就是一块内存区域，用空间来换时间。 - 为什么要有？提高使用者的效率：聚集数据，一次拷贝（刷新），提高整体效率 - 我们一直在说的缓冲区和内核中的缓冲区，没关系（尽管他有），是语言层面的缓冲区，C 语言自带缓冲区。 - 调用系统调用是又成本的，时间 && 空间，有效的减少 C 接口的使用效率。 - 无刷新，无缓冲 - 行刷新 - 显示器，`XXX\nYYY` - 全缓冲，全部刷新 - 普通文件，缓冲区被写满，才刷新 a. 强制刷新 b. 进程退出的时候，要自动刷新 - 具体在哪里？缓冲区是被 `FILE` 结构来维护的！一个文件维护一个缓冲区 - 如何证明？如果向显示器进行打印，刷新方案就是行，对 `test.txt` 刷新策略，立即变成了全缓冲，刷新数据，就是清空缓冲区，修改数据的一种方式。 ## 文件系统 - 系统中是不是所有得文件都被打开了呢？大部分文件都是没有被打开的。 - 如果没有被打开呢？在哪里保存呢？磁盘，SSD，OS 要不要管理一下磁盘上的文件呢？如何让 OS 快速的定位一个文件 ### 磁盘的物理存储 - 磁盘/柱面：唯一的编号 - 扇区（编号）：是磁盘 IO 的基本单位 --- 不一定是系统和磁盘 IO 的基本单位 - 磁头，盘面：都有唯一编号 - 如果我想访问磁盘中一个扇区： - 通过磁头定位：磁道/柱面 `cylinder` - 使用哪一个磁头：`head` - 哪一个扇区：`Sector` - CHS 定位法，那么任何文件，不就是多个扇区承载的数据吗？ ### 磁盘的逻辑存储 - 对磁盘的管理变成了对数组的增删查改！ - Sector：扇区 - `sector/单盘扇区的=0` - `sector%单盘扇区的个数=temp` - `temp/一个磁道上的扇区的个数==我在哪一个磁道` - `temp%一个磁道上的扇区的个数==结果，我是特定一个磁道的哪一个扇区` - OS 认为，一次和磁盘 IO 一个扇区（512）单位太小了，IO 的基本单位为 4KB - Linux 磁盘文件特性：文件 = 内容 + 属性 - 内容和属性分开存储，内容的大小不确定，可能很大，可能很小，属性是固定大小的，只不过每个类别内容不一样。 ![3](/attachments/e632b515-60d0-41d5-88e2-4e33d545aed3) #### Linux 文件系统结构 - 系统中，标识一个文件，用的不直接是文件名，而是 inode - 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 inode table - inode位图（inode Bitmap）：每个 bit 表示一个 inode 是否空闲可用。（比特位的位置：第几个 inode，比特位的内容：表示该 inode 是否被使用） - 数据区：存放文件内容 - 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。（比特位的位置：表示的是块号，比特位的内容：对应的块是否被使用） - 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 - 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 Block 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的结构就被破坏了。 - 文件名呢？任何一个普通文件，一定在一个目录中，目录是不是文件？是，inode + 目录的内容（文件名和 inode 的映射关系） #### 文件操作 - 对一个文件，进行增删改查，都和该文件所处的目录有关系 - 查找一个文件，在内核中，都要逆向的递归得到，从根目录进行路径解析 - 一个被写入文件系统的分区，要被 Linux 使用，必须要先把这个具有文件系统的分区进行“挂载”。 - 一个文件系统所对应的分区，挂载在对应的目录中，分区的访问，都是通过所挂载的路径访问的！ - 访问一个文件，可以根据路径前缀，优先分出文件在哪一个分区下 ### 软硬链接 - 硬链接本质就是在指定的目录下，插入新的文件名和目标文件的映射关系，并让 inode 的引用计数++ - 软链接本质就是一个独立文件，软链接内容里面放的目标文件的路径。 #### 硬链接 - 硬链接是文件数据块的一个引用，它指向了文件在磁盘上的实际数据块。一个文件可以有多个硬链接，这些链接共享相同的数据块。当创建一个文件的硬链接时，实际上只是在文件系统的 inode 表中为现有的数据块增加了一个引用计数。 - 特性： - 硬链接和源文件指向相同的数据块。 - 删除硬链接不会影响源文件或其他硬链接。 - 硬链接不能跨文件系统或目录。 - 不能对目录创建硬链接（除了特殊的 `.` 和 `..` 目录项）。 - 硬链接的创建和删除只影响 inode 的链接计数。 #### 软链接 - 软链接是一个特殊的文件，它包含了对另一个文件或目录的引用（路径）。与硬链接不同，软链接实际上是一个新文件，只是这个文件的内容是另一个文件或目录的路径。 - 特性： - 软链接的内容是另一个文件或目录的路径。 - 删除源文件会导致软链接变为“死链接”或“断链”。 - 软链接可以跨文件系统或目录。 - 可以对目录创建软链接。 - 可以通过 `ln -s` 命令创建软链接。 ### 示例操作 ```sh # 创建file1 echo "Hello, World!" > file1 # 创建硬链接 ln file1 hardlink1 # 创建软链接 ln -s file1 symlink1 # 查看file1的硬链接数（默认至少为2，因为还有.和..目录项） ls -li file1 # 通过硬链接和软链接访问文件内容 cat hardlink1 cat symlink1 # 删除file1 rm file1 # 硬链接hardlink1仍然可以访问（因为数据块还在） cat hardlink1 # 软链接symlink1现在变为死链接（因为源文件已删除） cat symlink1 # 将显示错误信息

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