【Linux】Linux基础IO(下)

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上一篇博客：【Linux】Linux基础IO(上)

文章目录

FILE
- FILE当中的文件描述符
- FILE当中的缓冲区
理解文件系统
- 初识inode
- 磁盘的概念
- 磁盘分区与格式化介绍
- EXT2文件系统的存储方案
软硬链接
- 软链接
- 硬链接
- 软硬链接的区别
文件的三个时间
总结：

FILE

FILE当中的文件描述符

因为库函数是对系统调用接口的封装，本质上访问文件都是通过文件描述符fd进行访问的，所以C库当中的FILE结构体内部必定封装了文件描述符fd。

首先，我们在/usr/include/stdio.h头文件中可以看到下面这句代码，也就是说FILE实际上就是struct _IO_FILE结构体的一个别名。

typedef struct _IO_FILE FILE;

而我们在/usr/include/libio.h头文件中可以找到struct _IO_FILE结构体的定义，在该结构体的众多成员当中，我们可以看到一个名为_fileno的成员，这个成员实际上就是封装的文件描述符。

struct _IO_FILE {
	int _flags;       /* High-order word is _IO_MAGIC; rest is flags. */
#define _IO_file_flags _flags

	//缓冲区相关
	/* The following pointers correspond to the C++ streambuf protocol. */
	/* Note:  Tk uses the _IO_read_ptr and _IO_read_end fields directly. */
	char* _IO_read_ptr;   /* Current read pointer */
	char* _IO_read_end;   /* End of get area. */
	char* _IO_read_base;  /* Start of putback+get area. */
	char* _IO_write_base; /* Start of put area. */
	char* _IO_write_ptr;  /* Current put pointer. */
	char* _IO_write_end;  /* End of put area. */
	char* _IO_buf_base;   /* Start of reserve area. */
	char* _IO_buf_end;    /* End of reserve area. */
	/* The following fields are used to support backing up and undo. */
	char *_IO_save_base; /* Pointer to start of non-current get area. */
	char *_IO_backup_base;  /* Pointer to first valid character of backup area */
	char *_IO_save_end; /* Pointer to end of non-current get area. */

	struct _IO_marker *_markers;

	struct _IO_FILE *_chain;

	int _fileno; //封装的文件描述符
#if 0
	int _blksize;
#else
	int _flags2;
#endif
	_IO_off_t _old_offset; /* This used to be _offset but it's too small.  */

#define __HAVE_COLUMN /* temporary */
	/* 1+column number of pbase(); 0 is unknown. */
	unsigned short _cur_column;
	signed char _vtable_offset;
	char _shortbuf[1];

	/*  char* _save_gptr;  char* _save_egptr; */

	_IO_lock_t *_lock;
#ifdef _IO_USE_OLD_IO_FILE
};

现在我们再来理解一下C语言当中的fopen函数究竟在做什么？

fopen函数在上层为用户申请FILE结构体变量，并返回该结构体的地址(FILE*)，在底层通过系统接口open打开对应的文件，得到文件描述符fd，并把fd填充到FILE结构体当中的_fileno变量中，至此便完成了文件的打开操作。
而C语言当中的其他文件操作函数，比如fread、fwrite、fputs、fgets等，都是先根据我们传入的文件指针找到对应的FILE结构体，然后在FILE结构体当中找到文件描述符，最后通过文件描述符对文件进行的一系列操作。

FILE当中的缓冲区

我们来看看下面这段代码，代码当中分别用了两个C库函数和一个系统接口向显示器输出内容，在代码最后还调用了fork函数。

#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
int main()
{
	//c
	printf("hello printf\n");
	fputs("hello fputs\n", stdout);
	//system
	write(1, "hello write\n", 12);
	fork();
	return 0;
}

运行该程序，我们可以看到printf、fputs和write函数都成功将对应内容输出到了显示器上。
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但是，当我们将程序的结果重定向到log.txt文件当中后，我们发现文件当中的内容与我们直接打印输出到显示器的内容是不一样的。
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那为什么C库函数打印的内容重定向到文件后就变成了两份，而系统接口打印的内容还是原来的一份呢？

首先我们应该知道的是，缓冲的方式有以下三种：

无缓冲。
行缓冲。（常见的对显示器进行刷新数据）
全缓冲。（常见的对磁盘文件写入数据）

当我们直接执行可执行程序，将数据打印到显示器时所采用的就是行缓冲，因为代码当中每句话后面都有\n，所以当我们执行完对应代码后就立即将数据刷新到了显示器上。
而当我们将运行结果重定向到log.txt文件时，数据的刷新策略就变为了全缓冲，此时我们使用printf和fputs函数打印的数据都打印到了C语言自带的缓冲区当中，之后当我们使用fork函数创建子进程时，由于进程间具有独立性，而之后当父进程或是子进程对要刷新缓冲区内容时，本质就是对父子进程共享的数据进行了修改，此时就需要对数据进行写时拷贝，至此缓冲区当中的数据就变成了两份，一份父进程的，一份子进程的，所以重定向到log.txt文件当中printf和puts函数打印的数据就有两份。但由于write函数是系统接口，我们可以将write函数看作是没有缓冲区的，因此write函数打印的数据就只打印了一份。

这个缓冲区是谁提供的？

实际上这个缓冲区是C语言自带的，如果说这个缓冲区是操作系统提供的，那么printf、fputs和write函数打印的数据重定向到文件后都应该打印两次。

这个缓冲区在哪里？

我们常说printf是将数据打印到stdout里面，而stdout就是一个FILE*的指针，在FILE结构体当中还有一大部分成员是用于记录缓冲区相关的信息的。

//缓冲区相关
/* The following pointers correspond to the C++ streambuf protocol. */
/* Note:  Tk uses the _IO_read_ptr and _IO_read_end fields directly. */
char* _IO_read_ptr;   /* Current read pointer */
char* _IO_read_end;   /* End of get area. */
char* _IO_read_base;  /* Start of putback+get area. */
char* _IO_write_base; /* Start of put area. */
char* _IO_write_ptr;  /* Current put pointer. */
char* _IO_write_end;  /* End of put area. */
char* _IO_buf_base;   /* Start of reserve area. */
char* _IO_buf_end;    /* End of reserve area. */
/* The following fields are used to support backing up and undo. */
char *_IO_save_base; /* Pointer to start of non-current get area. */
char *_IO_backup_base;  /* Pointer to first valid character of backup area */
char *_IO_save_end; /* Pointer to end of non-current get area. */

也就是说，这里的缓冲区是由C语言提供，在FILE结构体当中进行维护的，FILE结构体当中不仅保存了对应文件的文件描述符还保存了用户缓冲区的相关信息。

操作系统有缓冲区吗？

操作系统实际上也是有缓冲区的，当我们刷新用户缓冲区的数据时，并不是直接将用户缓冲区的数据刷新到磁盘或是显示器上，而是先将数据刷新到操作系统缓冲区，然后再由操作系统将数据刷新到磁盘或是显示器上。（操作系统有自己的刷新机制，我们不必关系操作系统缓冲区的刷新规则）
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因为操作系统是进行软硬件资源管理的软件，根据下面的层状结构图，用户区的数据要刷新到具体外设必须经过操作系统。

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理解文件系统

我们知道文件可以分为磁盘文件和内存文件，内存文件前面我们已经谈过了，下面我们来谈谈磁盘文件。

初识inode

磁盘文件由两部分构成，分别是文件内容和文件属性。文件内容就是文件当中存储的数据，文件属性就是文件的一些基本信息，例如文件名、文件大小以及文件创建时间等信息都是文件属性，文件属性又被称为元信息。

在命令行当中输入ls -l，即可显示当前目录下各文件的属性信息。
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其中，各列信息所对应的文件属性如下：
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在Linux操作系统中，文件的元信息和内容是分离存储的，其中保存元信息的结构称之为inode，因为系统当中可能存在大量的文件，所以我们需要给每个文件的属性集起一个唯一的编号，即inode号。
也就是说，inode是一个文件的属性集合，Linux中几乎每个文件都有一个inode，为了区分系统当中大量的inode，我们为每个inode设置了inode编号。

在命令行当中输入ls -i，即可显示当前目录下各文件的inode编号。
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注意：无论是文件内容还是文件属性，它们都是存储在磁盘当中的。

磁盘的概念

什么是磁盘？

磁盘是一种永久性存储介质，在计算机中，磁盘几乎是唯一的机械设备。与磁盘相对应的就是内存，内存是掉电易失存储介质，目前所有的普通文件都是在磁盘中存储的。

磁盘在冯诺依曼体系结构当中既可以充当输入设备，又可以充当输出设备。
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磁盘的基本概念

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磁盘的寻找方案

对磁盘进行读写操作时，一般有以下几个步骤：

确定读写信息在磁盘的哪个盘面。
确定读写信息在磁盘的哪个柱面。
确定读写信息在磁盘的哪个扇区。

通过以上三个步骤，最终确定信息在磁盘的读写位置。

磁盘分区与格式化介绍

线性存储介质

理解文件系统，首先我们必须将磁盘想象成一个线性的存储介质，想想磁带，当磁带被卷起来时，其就像磁盘一样是圆形的，但当我们把磁带拉直后，其就是线性的。

磁盘分区

磁盘通常被称为块设备，一般以扇区为单位，一个扇区的大小通常为512字节。我们若以大小为512G的磁盘为例，该磁盘就可被分为十亿多个扇区。
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计算机为了更好的管理磁盘，于是对磁盘进行了分区。磁盘分区就是使用分区编辑器在磁盘上划分几个逻辑部分，盘片一旦划分成数个分区，不同的目录与文件就可以存储进不同的分区，分区越多，就可以将文件的性质区分得越细，按照更为细分的性质，存储在不同的地方以管理文件，例如在Windows下磁盘一般被分为C盘和D盘两个区域。

在Linux操作系统中，我们也可以通过以下命令查看我们磁盘的分区信息：

 ls /dev/vda* -l

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磁盘格式化

当磁盘完成分区后，我们还需要对磁盘进行格式化。磁盘格式化就是对磁盘中的分区进行初始化的一种操作，这种操作通常会导致现有的磁盘或分区中所有的文件被清除。
简单来说，磁盘格式化就是对分区后的各个区域写入对应的管理信息。
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其中，写入的管理信息是什么是由文件系统决定的，不同的文件系统格式化时写入的管理信息是不同的，常见的文件系统有EXT2、EXT3、XFS、NTFS等。

EXT2文件系统的存储方案

计算机为了更好的管理磁盘，会对磁盘进行分区。而对于每一个分区来说，分区的头部会包括一个启动块(Boot Block)，对于该分区的其余区域，EXT2文件系统会根据分区的大小将其划分为一个个的块组(Block Group)。
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注意：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。

其次，每个组块都有着相同的组成结构，每个组块都由超级块(Super Block)、块组描述符表(Group Descriptor Table)、块位图(Block Bitmap)、inode位图(inode Bitmap)、inode表(inode Table)以及数据表(Data Block)组成。
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Super Block：存放文件系统本身的结构信息。记录的信息主要有：Data Block和inode的总量、未使用的Data Block和inode的数量、一个Data 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。

Group Descriptor Table：块组描述符表，描述该分区当中块组的属性信息。
Block Bitmap：块位图当中记录着Data Block中哪个数据块已经被占用，哪个数据块没有被占用。
inode Bitmap： inode位图当中记录着每个inode是否空闲可用。
inode Table：存放文件属性，即每个文件的inode。
Data Blocks：存放文件内容。

注意：
其他块组当中可能会存在冗余的Super Block，当某一Super Block被破坏后可以通过其他Super Block进行恢复。
磁盘分区并格式化后，每个分区的inode个数就确定了。

如何理解创建一个空文件？

通过遍历inode位图的方式，找到一个空闲的inode。
在inode表当中找到对应的inode，并将文件的属性信息填充进inode结构中。
将该文件的文件名和inode指针添加到目录文件的数据块中。

如何理解对文件写入信息？

通过文件的inode编号找到对应的inode结构。
通过inode结构找到存储该文件内容的数据块，并将数据写入数据块。
若不存在数据块或申请的数据块已被写满，则通过遍历块位图的方式找到一个空闲的块号，并在数据区当中找到对应的空闲块，再将数据写入数据块，最后还需要建立数据块和inode结构的对应关系。

说明一下：
一个文件使用的数据块和inode结构的对应关系，是通过一个数组进行维护的，该数组一般可以存储15个元素，其中前12个元素分别对应该文件使用的12个数据块，剩余的三个元素分别是一级索引、二级索引和三级索引，当该文件使用数据块的个数超过12个时，可以用这三个索引进行数据块扩充。

如何理解删除一个文件？

将该文件对应的inode在inode位图当中置为无效。
将该文件申请过的数据块在块位图当中置为无效。
因为此操作并不会真正将文件对应的信息删除，而只是将其inode号和数据块号置为了无效，所以当我们删除文件后短时间内是可以恢复的。
为什么说是短时间内呢，因为该文件对应的inode号和数据块号已经被置为了无效，因此后续创建其他文件或是对其他文件进行写入操作申请inode号和数据块号时，可能会将该置为无效了的inode号和数据块号分配出去，此时删除文件的数据就会被覆盖，也就无法恢复文件了。

为什么拷贝文件的时候很慢，而删除文件的时候很快？

因为拷贝文件需要先创建文件，然后再对该文件进行写入操作，该过程需要先申请inode号并填入文件的属性信息，之后还需要再申请数据块号，最后才能进行文件内容的数据拷贝，而删除文件只需将对应文件的inode号和数据块号置为无效即可，无需真正的删除文件，因此拷贝文件是很慢的，而删除文件是很快的。

这就像建楼一样，我们需要很长时间才能建好一栋楼，而我们若是想拆除一栋楼，只需在这栋楼上写上一个“拆”字即可。

如何理解目录

都说在Linux下一切皆文件，目录当然也可以被看作为文件。
目录有自己的属性信息，目录的inode结构当中存储的就是目录的属性信息，比如目录的大小、目录的拥有者等。
目录也有自己的内容，目录的数据块当中存储的就是该目录下的文件名以及对应文件的inode指针。

注意：每个文件的文件名并没有存储在自己的inode结构当中，而是存储在该文件所处目录文件的文件内容当中。因为计算机并不关注文件的文件名，计算机只关注文件的inode号，而文件名和文件的inode指针存储在其目录文件的文件内容当中后，目录通过文件名和文件的inode指针即可将文件名和文件内容及其属性连接起来。

软硬链接

软链接

我们可以通过以下命令创建一个文件的软连接。

ln -s mypro mypro-s

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通过ls -i -l命令我们可以看到，软链接文件的inode号与源文件的inode号是不同的，并且软链接文件的大小比源文件的大小要小得多。
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软链接又叫做符号链接，软链接文件相对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，所以软链接文件的大小要比源文件小得多。软链接就类似于Windows操作系统当中的快捷方式。
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但是软链接文件只是其源文件的一个标记，当删除了源文件后，链接文件不能独立存在，虽然仍保留文件名，但却不能执行或是查看软链接的内容了。
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硬链接

我们可以通过以下命令创建一个文件的硬连接。

 ln mypro mypro-h

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通过ls -i -l命令我们可以看到，硬链接文件的inode号与源文件的inode号是相同的，并且硬链接文件的大小与源文件的大小也是相同的，特别注意的是，当创建了一个硬链接文件后，该硬链接文件和源文件的硬链接数都变成了2。
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硬链接文件就是源文件的一个别名，一个文件有几个文件名，该文件的硬链接数就是几，这里inode号为924344的文件有myproc和myproc-h两个文件名，因此该文件的硬链接数为2。

与软连接不同的是，当硬链接的源文件被删除后，硬链接文件仍能正常执行，只是文件的链接数减少了一个，因为此时该文件的文件名少了一个。
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总之，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。

为什么刚刚创建的目录的硬链接数是2？

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我们创建一个普通文件，该普通文件的硬链接数是1，因为此时该文件只有一个文件名。那为什么我们创建一个目录后，该目录的硬链接数是2？

因为每个目录创建后，该目录下默认会有两个隐含文件.和…，它们分别代表当前目录和上级目录，因此这里创建的目录有两个名字，一个是dir另一个就是该目录下的.，所以刚创建的目录硬链接数是2。通过命令我们也可以看到dir和该目录下的.的inode号是一样的，也就可以说明它们代表的实际上是同一个文件。
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小技巧：一个目录下相邻的子目录数等于该目录的硬链接数减2。

软硬链接的区别

软链接是一个独立的文件，有独立的inode，而硬链接没有独立的inode。
软链接相当于快捷方式，硬链接本质没有创建文件，只是建立了一个文件名和已有的inode的映射关系，并写入当前目录。

文件的三个时间

在Linux当中，我们可以使用命令stat 文件名来查看对应文件的信息。

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，文件的大小一般也会随之改变，所以一般情况下Modify的改变会带动Change一起改变，但修改文件属性一般不会影响到文件内容，所以一般情况下Change的改变不会带动Modify的改变。
我们若是想将文件的这三个时间都更新到最新状态，可以使用命令touch 文件名来进行时间更新。

注意：当某一文件存在时使用touch命令，此时touch命令的作用变为更新文件信息。